FR 3029719 A1 20160610 FR 1461917 A 20141204 1 MÉTHODE DE CHIFFREMENT À COUCHES DE CONFUSION ET DE DIFFUSION DYNAMIQUES DESCRIPTION DOMAINE TECHNIQUE La présente invention concerne le domaine de la cryptographie et plus particulièrement celui de la cryptographie symétrique. Une méthode de chiffrement symétrique est basée sur le partage d'une clé secrète (ou clé symétrique) entre un émetteur (conventionnellement dénommé Alice) et un récepteur (conventionnellement dénommé Bob). Cette clé secrète est supposée avoir été partagée entre Alice et Bob au moyen d'un canal sécurisé. Selon cette méthode de chiffrement, Alice chiffre un message en clair b au moyen de la clé secrète, k, et transmet le message ainsi chiffré, c, sur un canal de transmission non sécurisé à Bob. Celui-ci déchiffre le message chiffré pour retrouver le message original. L'opération de chiffrement peut être ainsi considérée comme une application g : KxB C où K,B,C représentent respectivement l'espace des clés secrètes, l'espace des messages en clair et l'espace des messages chiffrés. Le chiffrement par une clé kE K est représenté par la fonction gk: B C telle que gk(b)= g(k,b)=c. La fonction de chiffrement doit être résistante à la cryptanalyse, c'est-à-dire à l'ensemble des techniques permettant de découvrir le message en clair à partir du message chiffré ou bien de découvrir la clé secrète à partir du message chiffré. Il est important de noter que cette résistance doit être garantie alors même qu'un intercepteur (eavesdropper) connaîtrait tous les détails de la fonction de chiffrement hormis la clé secrète elle-même (principe dit de Kerckhoff). Pour obtenir des fonctions de chiffrement résistantes au sens ci-dessus, il a été montré par Claude Shannon qu'elles devaient comprendre des opérations élémentaires (ou primitives) de confusion et de diffusion. 3029719 2 La confusion est une opération de chiffrement permettant de masquer la relation entre la clé et message chiffré. Dans les méthodes de chiffrement modernes, la confusion est généralement réalisée au moyen d'une opération de substitution, comme décrit plus loin. 5 La diffusion est une opération grâce à laquelle l'influence d'un symbole du message en clair est étalée sur un grand nombre de symboles du message chiffré. Autrement dit, si un seul bit d'un symbole du message en clair est modifié, un nombre important de symboles (typiquement la moitié) du message chiffré sont modifiés en conséquence (propriété connue sous le nom d'effet d'avalanche). L'opération de 10 diffusion permet de masquer à un intercepteur éventuel les propriétés statistiques du message en clair. Les deux méthodes de chiffrement symétrique les plus connues sont la méthode DES (Data Encryption Standard) et la méthode AES (Advanced Encryption Standard). 15 La méthode de chiffrement DES est basée sur une structure de réseau de Feistel comme représenté en Fig. 1. Le message en clair, b, est constitué d'un mot de N =64 bits. Il est tout d'abord soumis à une permutation de ses bits, notée IP . 20 Le message résultant de la permutation, IP(b) , est ensuite soumis à un réseau de Feistel consitué de 16 itérations successives (ou tours), 1201,...,12016, de structure identique. A chaque itération i, le message est divisé en deux parties de N/2 bits, notées respectivement Li (partie gauche) et R._1 (partie droite). 25 La partie de droite, Ri 1, est soumise à une fonction non linéaire, f , paramétrée par une sous-clé (ou clé de tour) ki. Le résultat obtenu, f pki) est combiné à la partie gauche, Li 1, à l'aide d'une opération OU exclusif (notée ci-après e ). Les parties gauche et droite sont ensuite interverties pour former le message d'entrée de l'itération suivante. Autrement dit : 3029719 3 Li = Ri_1 (1-1) Li 1,0 f (Ri pki) (1-2) 5 La fonction f utilise plusieurs tables de substitution ou S-boxes, ainsi qu'une permutation. La fonction f joue à la fois un rôle de substitution et de diffusion. Il convient de noter que la sous-clé ki n'intervient que sous la forme d'une addition à un résultat intermédiaire (expansion E sur la figure). 10 Au terme de la 16ème itération, le message est soumis à la permutation 1P-' inverse de la permutation initiale, pour fournir le message chiffré c 1P-1 (46R16) - Les sous-clés ki des différentes itérations sont générées à partir de la clé secrète k, de taille N = 64 bits. Tout d'abord, la clé k est débarrassée de tous ses bits ayant une position multiple de 8 et permutée à l'aide d'une permutation PC -1 sur les 56 bits 15 restants. A chaque itération, la clé est divisée en une partie gauche et une partie droite, de 28 bits, chacune de ces parties subissant une rotation d'un nombre de bits dépendant de l'indice i de l'itération en question. La méthode de chiffrement AES est basée sur un réseau de permutation- 20 substitution ou réseau SPN (Substitution Permutation Network), comme représenté en Fig. 2. Après addition du message clair, b, avec une sous-clé initiale, ko, en 210, le message obtenu est soumis à une séquence d'itérations (encore dénommées « tours » ou « rondes ») de structure identique. 25 Chaque itération 220, comprend une couche de substitution (Byte Substitution layer), 221,, une couche de diffusion, 222,, et une couche d'addition, 223,, avec une sous-clé de l'itération en question, dérivée de la clé secrète k. Le message en clair, b, est constitué de 16 octets Ao,...,A15. 3029719 4 La couche de substitution, 221,, substitue à chaque octet Am, un octet Bm au moyen d'une table de substitution (S-box), les 16 tables de substitution étant de composition identique. Les octets B0,..., B15 ainsi obtenus sont rangés dans une matrice 4x 4 . Ils font l'objet 5 d'une opération de permutation sur les lignes (ShiftRows sublayer), puis d'une opération de mélange sur les colonnes (MixColumn sublayer) réalisant la diffusion. Chaque colonne de la matrice est multipliée par une matrice constante, dite matrice de diffusion, de taille 4x4, les opérations de multiplication des différents éléments étant réalisées dans GF (28) . 10 La couche de diffusion sert à propager le changement vers les autres colonnes et par conséquence permet d'assurer l'effet d'avalanche précité après quelques itérations. On notera que la dernière itération, 220,h, ne comprend pas de mélange sur les colonnes (MixColumn sublayer). La clé secrète de la méthode de chiffrement AES peut être de taille 128, 192 ou 256 15 bits. Le processus de génération des sous-clés dépend de la taille de la clé mais fait appel dans tous les cas à des opérations de rotation par octets, de substitution au moyen de S-boxes et de sommation. Une description des méthodes de chiffrement DES et AES pourra par exemple être trouvée dans l'ouvrage de Christof Paar et Jan Pelzl. intitulé « Understanding 20 cryptography », Edition Springer. De manière générale, les méthodes de chiffrement symétrique peuvent être représentées par une séquence de tours de chiffrement, chaque tour de chiffrement comprenant une opération de substitution et une opération de diffusion. 25 L'opération de substitution est une transformation non linéaire généralement réalisée au moyen de S-boxes. L'opération de diffusion est généralement réalisée par une transformation linéaire, notamment par une multiplication au moyen d'une matrice à coefficients dans GF (28) . 3029719 5 La Fig. 3 représente de manière schématique la structure générale d'une méthode de chiffrement connue de l'état de la technique. Elle utilise une clé secrète k pour chiffrer un message en clair, b. La clé secrète k sert à générer une séquence de sous-clés, chaque 5 sous-clé étant utilisée par un tour de chiffrement correspondant. Plus précisément, chaque tour de chiffrement comprend une opération d'addition avec une sous-clé de tour, 321,, de substitution, 322,, et une étape de diffusion, 323,. Les méthodes de chiffrement symétrique sont résistantes aux méthodes de cryptanalyse classique (attaques analytiques, attaques par force brute) mais les circuits de 10 chiffrement qui les implémentent sont en revanche sensiblement plus vulnérables aux attaques physiques telles que les attaques par fautes, FA, (Fouit Attacks) ou les attaques par canal caché, SCA (Sicle Channel Attacks). De manière générale, les attaques SCA exploitent des mesures physiques du circuit de chiffrement (consommation de puissance, radiations électromagnétiques, cadencement des calculs, etc.) alors que les attaques FA 15 exploitent les erreurs logiques induites par l'intercepteur pour retrouver la clé secrète. Pour parer ces attaques physiques, différentes contremesures ont été développées, notamment des techniques dites de masquage (Masking). Ces techniques visent plus particulièrement à faire échouer une analyse statistique des mesures physiques en randomisant l'exécution de certains calculs au moyen de nombres aléatoires. Plus 20 précisément, le masquage consiste à mélanger des valeurs aléatoires (masques) aux valeurs intermédiaires à l'entrée de différentes étapes de chiffrement et à effectuer une opération inverse en sortie de ces étapes. Cette technique de masquage est toutefois particulièrement complexe en raison du caractère non linéaire de certaines étapes de chiffrement, l'opération inverse requérant alors des ressources calculatoires importantes. 25 Le but de la présente invention est de proposer une méthode de chiffrement symétrique qui soit sensiblement plus robuste aux attaques physiques, simple à mettre en oeuvre et requérant moins de ressources calculatoires que la technique de masquage précitée, sans pour autant présenter une vulnérabilité accrue aux techniques classiques de cryptanalyse. 3029719 6 EXPOSÉ DE L'INVENTION La présente invention est définie par une méthode de chiffrement symétrique de messages en clair à l'aide d'une clé secrète, la méthode de chiffrement mettant en oeuvre au moins une couche de substitution utilisant une table de substitution et une couche de 5 diffusion utilisant une matrice de diffusion, dans laquelle: on initialise un compteur à l'aide d'un germe et l'on incrémente ledit compteur au moins une fois entre le chiffrement de deux messages en clair successifs ; on effectue une transformation non inversible sur une combinaison de ladite clé secrète avec un mot de sortie dudit compteur pour générer un paramètre de contrôle; 10 on configure la couche de substitution et/ou la couche de diffusion au moyen du paramètre de contrôle, la configuration de la couche de substitution se traduisant par une permutation identique des bits de chaque élément de la table de substitution et la configuration de la couche de diffusion se traduisant par une permutation des éléments de la matrice de diffusion. 15 Selon un premier mode de réalisation, la méthode de chiffrement effectue un chiffrement par blocs, chaque bloc étant soumis à une pluralité Ar, de tours de chiffrement, chaque tour de chiffrement comprenant une couche de substitution et une couche de diffusion, la couche de substitution et la couche de diffusion de chaque tour de chiffrement étant contrôlées à l'aide du paramètre de contrôle. 2 0 De préférence, on extrait une première partie et une seconde partie du paramètre de contrôle correspondant et que l'on configure respectivement la couche de substitution et la couche de diffusion au moyen de la première partie et de la seconde partie ainsi extraites. A partir de ladite première partie du paramètre de contrôle, on peut générer un 25 premier vecteur de permutation et l'on permute les bits de chaque élément d'une table de substitution statique, à l'aide dudit premier vecteur de permutation, pour générer une table de substitution dynamique, dépendante dudit paramètre de contrôle. Le premier vecteur de permutation est avantageusement généré en divisant la première partie du paramètre de contrôle en une pluralité de blocs, chaque bloc étant 3 0 stocké dans un registre de contrôle, et en effectuant une pluralité d'étapes de permutation, 3029719 7 chaque étape de permutation comprenant un contrôle d'un registre de données d'entrée par un registre de contrôle pour stocker des éléments d'un registre de données d'entrée dans un registre de données de sortie, ledit contrôle consistant à stocker des éléments du registre de données d'entrée à une première extrémité du registre de données de sortie, 5 si les bits correspondant à ces éléments dans le registre de contrôle ont une première valeur logique, et à stocker ces mêmes éléments à une seconde extrémité du registre de données de sortie si les bits correspondant à ces mêmes éléments dans le registre de contrôle ont une seconde valeur logique. On peut générer, à partir de la seconde partie du paramètre de contrôle, un 10 second vecteur de permutation de lignes et un second vecteur de permutation de colonnes, et l'on permute respectivement les lignes et les colonnes d'une matrice de diffusion prédéterminée en fonction desdits seconds vecteurs de permutation de lignes et de colonnes, pour générer une matrice de diffusion dynamique, dépendante dudit paramètre de contrôle. 15 Dans ce cas, les seconds vecteurs de permutation de lignes et de colonnes peuvent être respectivement générés en divisant la seconde partie du paramètre de contrôle en un premier et un second mots de même taille, les premier et second mots étant chacun divisés en une pluralité de blocs. Avantageusement, chaque bloc du premier, respectivement du second mot, est 20 stocké dans un registre de contrôle, et l'on effectue une pluralité d'étapes de permutation, chaque étape de permutation comprenant un contrôle d'un registre de données d'entrée par un registre de contrôle pour stocker des éléments d'un registre de données d'entrée dans un registre de données de sortie, ledit contrôle consistant à stocker des éléments du registre de données d'entrée à une première extrémité du registre de données de sortie, 25 si les bits correspondant à ces éléments dans le registre de contrôle ont une première valeur logique, et à stocker ces mêmes éléments à une seconde extrémité du registre de données de sortie si les bits correspondant à ces mêmes éléments dans le registre de contrôle ont une seconde valeur logique. Selon une première variante, le compteur est incrémenté tous les Q, = wN r tours 30 de chiffrement où w est le nombre de blocs dans le message en clair. 3029719 8 Selon une seconde variante, le compteur est incrémenté tous les Qr N 15 tours de chiffrement avec a et NY premiers entre eux. Quelle que soit la variante envisagée, la fréquence de comptage du compteur est connue d'Alice et Bob. De manière générale, un paramètre de contrôle est généré tous les a tours de chiffrement. Ce paramètre de contrôle sert à configurer les couches de substitution 421, et 20 les couches de diffusion 422, des différents tours de chiffrement. Ainsi, dans la première variante, le paramètre de contrôle est modifié tous les w blocs, c'est-à-dire Qr=wN, tours de chiffrement. Dans la seconde variante, le paramètre de contrôle est généré au bout de a tours de chiffrement. Quelle que soit la variante, une première partie d'un paramètre de contrôle 25 pourra servir de paramètre à la couche de substitution 422,, et une seconde partie pourra servir de paramètre à la couche de diffusion, 423,. Le changement du jeu de paramètres de contrôle conduisant à une reconfiguration des couches de substitution et de diffusion, celles-ci peuvent donc être qualifiées de dynamiques. 3029719 13 Plus précisément, le paramètre de contrôle h permet de générer en 450 une table de substitution dynamique (dynamic S-box ou DS) à partir d'une table de substitution statique prédéterminée et une matrice de diffusion dynamique (dynamic diffusion matrix ou DDM) à partir d'une matrice de diffusion statique prédéterminée. 5 On comprendra que le caractère dynamique des couches de substitution et de diffusion rend la méthode de chiffrement, ou plus exactement le circuit qui l'implémente, beaucoup plus résistant aux attaques physiques, notamment celles qui tentent de retrouver la clé secrète en corrélant des signaux physiques issus du circuit avec des signaux de référence prédéterminés. En effet, une attaque par corrélation suppose de disposer de 10 signaux physiques stationnaires sur une fenêtre temporelle ayant une durée de l'ordre du temps de chiffrement de plusieurs messages. Cette stationnarité est brisée par la nature dynamique des couches de substitution et de diffusion. En outre, la configuration dynamique des couches de substitution 4221,...422Nr laisse chacune d'entre elles globalement invariante. Plus précisément, la configuration 15 dynamique d'une couche de substitution laisse chaque élément de la table de substitution invariant à une permutation de ses bits près. De même la configuration dynamique des couches de diffusion 4231,...423Nr laisse chacune d'entre elles globalement invariante. Autrement dit, la configuration dynamique d'une couche de diffusion n'affecte pas l'ensemble des éléments de la matrice de diffusion mais seulement la distribution de ces 20 éléments dans la matrice. Ainsi, la configuration ne modifie pas la structure de la méthode de chiffrement de sorte que celle-ci conserve sa résistance aux techniques classiques de crypta na lyse. En amont, des couches de substitution 4221,...422Nr et des couches de diffusion 4231,...423Nr, des couches d'additions avec les sous-clés de tour de chiffrement sont 25 prévues en 4211,...421Nr pour effectuer un masquage. Les sous-clés sont générées à partir de la clé k et d'un compteur de tours de chiffrement de manière connue en soi, par exemple selon le procédé utilisé dans l'algorithme AES. Le déchiffrement du message chiffré au moyen de la méthode de chiffrement de la Fig. 4 est réalisé à partir de la clé secrète et du même germe que ceux utilisés lors du 30 chiffrement. Un compteur est initialisé par le germe et incrémenté avec la même fréquence 3029719 14 de comptage que celle utilisée lors du chiffrement. L'ordre des couches d'addition, substitution et diffusion est inversé. Les sous-clés de tour sont générées de la même façon que pour le chiffrement et les couches d'addition effectuent l'addition avec ces sous-clés. Les couches de substitution utilisent des tables de substitution inverses de celles utilisées 5 lors du chiffrement, la permutation de chaque élément de la table étant également inverse de celle utilisée pour le chiffrement. De même les couches de diffusion utilisent une matrice de diffusion ayant subi une permutation inverse de celle subie lors du chiffrement. La Fig. 5 représente un exemple de réalisation d'une couche de substitution et 10 d'une couche de diffusion dynamiques pour la méthode de chiffrement de la Fig. 4. Le paramètre de contrôle relatif au tour de chiffrement est désigné par h . Le paramètre de contrôle h est divisé en une première partie RS, qui sert à configurer la couche de substitution, et une seconde partie, RD, qui sert à configurer la couche de diffusion. Par exemple la première partie, RS, est formée à partir des m bits 15 les plus significatifs (MSB) de h et la seconde partie, RD, est formée à partir des n bits les moins significatifs (LSB) de h . On effectue en 520 une permutation sur les bits de chaque octet d'une table de substitution prédéterminée (statique), 530, pour obtenir une table de substitution dynamique, 540, dépendant de la première partie, RS . 20 De manière similaire, on effectue en 521 une permutation sur les lignes et les colonnes d'une matrice de diffusion prédéterminée statique, 531, pour obtenir une matrice de diffusion dynamique, 541, dépendant de la seconde partie, RD. La Fig. 6 représente un exemple de réalisation du module 540 de la Fig. 5. 25 La première partie de la sous-clé, RS, est divisée en NS s blocs de qs bits chacun, soit Ars =m/qs avec qs=log2(L) où L est la longueur de table de substitution statique, en d'autres termes le nombre d'éléments dans la table. Chaque élément de la table est codé sur qs bits. 3029719 15 Le mot RS est utilisé pour générer, en 610, un vecteur de permutation Ind de taille qs , les éléments du vecteur Ind étant des entiers 1,...,qs, chaque valeur étant représentée une seule fois. La méthode de génération du vecteur de permutation est présentée plus loin en relation avec la Fig. 9. 5 Le vecteur de permutation Ind indique les permutations à effectuer sur les bits de chaque élément de la table de substitution. Chaque élément de la table de substitution 620 est ainsi remplacé en 640 par un élément dont les bits ont été permutés. Le résultat est une table de substitution dynamique, 650, dont les éléments dépendent de la première partie RS de la sous-clé. 10 Il est important de noter que la permutation sur chaque élément de la table de substitution statique préserve la résistance de la méthode de chiffrement aux méthodes de cryptanalyse classique. En particulier, l'immunité contre les attaques linéaire et différentielle est inchangée car les critères de probabilité linéaire (PD) et différentielle (PD) sont conservés. 15 On a représenté en Fig. 7A la table de substitution d'une méthode de chiffrement AES conventionnelle. Celle-ci est de longueur L = 256 et est constituée de 16 lignes par 16 colonnes, chaque élément de la table appartenant à GF (28). Cette table est utilisée pour substituer à un octet entrant un octet sortant de la 20 manière suivante. L'octet entrant est divisé en deux semioctets, un premier semioctet donnant le numéro de ligne et un second semioctet donnant le numéro de colonne. L'octet sortant est donné par l'élément stocké dans la table à la ligne et la colonne ainsi déterminées. Par exemple, si l'octet entrant est (A2)hex, l'octet sortant fourni par la table de 25 substitution est (E5)nex=229. La Fig. 7B représente le résultat d'une opération de permutation sur la table de substitution de la Fig. 7A. 3029719 16 La permutation sur les bits d'un élément, ici un octet, de la table de substitution est définie par un vecteur de permutation Ind = (p7 P6 p5 p4 p3 p2 191 PO Cette permutation s'applique de manière identique à tous les éléments de la table de sorte que la bijectivité de la table de substitution est préservée. 5 Un élément 127126125124b3b2bibo de la table est transformé par la permutation précédente en l'élément bp7bp6bp5bp4bp3bp2bpibpo . Dans l'exemple illustré, le vecteur de permutation est Ind = (0 7 2 3 1 5 4 6). Ainsi, un élément b7b6b5b4b3b2bibo de la table de substitution est transformé en l'élément bob7b2b3b1b5b4b6. 10 La Fig. 8 représente un exemple de réalisation du module 541 de la Fig. 5. La seconde partie, RD, de la sous-clé est divisée en blocs de qd bits chacun, soit Nd =n1 qd blocs où qd = log2(Q) est choisi en fonction de la taille QxQ d'une matrice de diffusion (statique) prédéterminée. On forme ensuite, en 805, un premier mot constitué 15 de Nd /2 blocs (par exemple les Nd /2 premiers blocs de RD ) , noté RDR et un second mot constitué Nd / 2 blocs (par exemple les Nd 12 derniers blocs de RD ) , noté RDc . Le premier mot, RDR, (respectivement, le second mot, RDc) est utilisé, en 815, pour générer un vecteur de permutation de lignes, IndR (respectivement un vecteur de permutation de colonnes, Indu). Les vecteurs IndR et Indu sont de taille Q et ont pour 20 éléments des valeurs de 1,...,Q, chaque valeur étant représentée une seule fois. La permutation des lignes de la matrice de diffusion DM est réalisée, en 830, en fonction du vecteur de permutation des lignes, IndR, et la permutation des colonnes est réalisée, en 820, en fonction du vecteur de permutation des colonnes, Indu . 25 Par exemple si Q=4 et les vecteurs IndR - (a /3 x 8) et Indu =(e 0 v y) , la matrice de diffusion : 3029719 DM ( dll d12 d' d14 d d21 d22 d23 d24 d31 d32 d33 d34 d42 d43 d44 est transformée en la matrice : ( d' dao d' day DDM = dfie dfio dfiy dze dzodxy dzy clse dsodxy dzyi 5 17 De manière générale, le résultat de cette permutation est une matrice de diffusion dynamique, DDM, en 850, dépendant de la seconde partie, RD, de la sous-clé. Cette matrice de diffusion dynamique est utilisée de manière conventionnelle 10 pour mélanger un bloc de Q octets en entrée. Par exemple, si l'on suppose que Q=4 et que l'on note a = (a1 a2 a3 a4)T le vecteur des octets en entrée, le vecteur des octets obtenus par diffusion en sortie, ad, n'est autre que : ( fi. ,i ~ ~ ( ai "11 "12 d' d14 ad d21 d22 d23 d24 a2 " d31 ii' d33 d34 a3 \ ",i d42 "42 d43 d44) \ a4 ) 15 où les éléments (4, de la matrice DDM sont des octets. Les opérations d'addition dans la multiplication matricielle sont réalisées dans GF (28) , c'est-à-dire par de simples XORs bit à bit. Les multiplications sont réalisées en considérant pour chaque octet le polynôme représentatif de cet octet, soit pour un octet bob1...127 où b0 est le LSB et b7 est le MSB, le 2 0 polynôme b7X ± b6X 6 +...+b1X /90 . Les multiplications entre deux octets sont réalisées 3029719 18 en multipliant les polynômes représentatifs correspondants et en calculant le reste de la division du polynôme ainsi obtenu par un polynôme générateur P(X) de GF (21, par exemple celui utilisé dans la méthode de chiffrement AES, à savoir P(X)=X8+ X4+ X3+ X +1. 5 Il est important de noter que la permutation entre les éléments de la matrice de diffusion préserve le nombre de branches linéaires de diffusion et par conséquent la résistance de la méthode de chiffrement aux méthodes de cryptanalyse classiques. En outre, comme pour la couche de substitution, la configuration dynamique de la couche de diffusion rend cette dernière sensiblement plus résistante aux attaques 10 physiques. La Fig. 9 illustre une méthode de génération d'un vecteur de permutation dans les Figs. 6 et 8. Plus précisément, cette méthode permet de générer le vecteur de permutation 15 Ind dans le module 610 de la Fig. 6 et les vecteurs de permutation IndR et Indu dans le module 810 de la Fig. 8. On rappelle toutefois que le vecteur de permutation Ind opère sur les bits d'un élément de la matrice de substitution et est donc de taille qs , alors que les vecteurs IndR et Indu opèrent respectivement sur les éléments de la matrice de diffusion statique et sont donc de taille qd =Q . 20 Le vecteur Ind est généré à partir des différents blocs de la première partie RS du paramètre de contrôle, chaque bloc étant constitué de qs bits. Le nombre de blocs, NS s est supposé satisfaire NS Np où Np est un nombre de permutations prédéterminé. Le vecteur IndR (respectivement Indu) est généré à partir des Nd /2 blocs de RDR (respectivement de RDu), chaque bloc étant constitué de qd bits. Le nombre de blocs 25 Nd /2 est supposé satisfaire Nd 12 Np . Dans la suite de la description, on notera pour les besoins d'une présentation homogène, Ind,, le vecteur de permutation (celui-ci pouvant représenter indifféremment 3029719 19 Ind, IndR, ou Indu), q2,_ la taille du vecteur, Ri,...RN, les NY r premiers blocs du mot de départ R (celui-ci pouvant respectivement représenter RS , RDR et RDc,). Les mots Ri,...RN, sont chargés respectivement dans NY r registres de contrôle successifs CR1,...,CRNT, chacun étant de taille q,i_. 5 Par ailleurs, on dispose de Np +1 registres de données DR0,...,DR,p. Le premier registre de données DR° est initialisé avec le mot 1,...,q,,, correspondant au cas d'une permutation égale à l'identité. Un registre de données DRp est obtenu par une opération de permutation dite GRP à partir de la donnée D p 1 contenue dans le registre de données DRp-1 et du mot de contrôle Rp-1 contenu dans le registre de contrôle CRP . On trouvera 10 notamment une description de la méthode de permutation GRP dans l'article de Lee et al. intitulé « On permutation operations in cipher design » publié dans Proc of ITCC 2004 on Information Technology : Coding and Computing, vol. 2, pp. 569-577, 5-7 avril 2014. Cette méthode sera aisément comprise dans l'exemple illustré en Fig. 9. On a supposé sur cette figure que q2,=8 15 Le premier registre de données est initialisé à Do =12345678, comme indiqué ci- dessus. Le registre de contrôle CR1 est initialisé avec le mot R1 = 01011001. Les éléments de DR° sont respectivement contrôlés par les bits de CR1. Plus précisément, les éléments de DR° correspondant à une valeur de bit égal à 0 sont rangés 20 à l'extrémité gauche de DR1 et les éléments de DR° correspondant à une valeur de bit égal à 1 sont rangés à l'extrémité droite de DR1. Ainsi, la donnée D1=13672458. Le processus de permutation des données sous contrôle des registres de contrôle se poursuit jusqu'à p= Np . On comprend ainsi qu'à chaque tour de chiffrement on dispose, à partir du 25 paramètre de contrôle, de vecteurs de permutation Ind, IndR, ou Indu permettant de permuter chaque élément de la table de substitution statique ainsi que les lignes et colonnes de la matrice de diffusion statique. 3029719 20 Selon une variante, chaque étape de la méthode de génération d'un vecteur de permutation est dupliquée au sens suivant: chaque donnée D, est contrôlée une première fois par le mot de contrôle Rp+1 puis la donnée résultante est contrôlée une seconde fois par le mot de contrôle Rp+1 (inverse logique de Rp+1)" On double ainsi le nombre 5 d'opérations de contrôle dans la Fig. 9 pour obtenir une randomisation accrue. Les Figs. 10A et 10B illustrent respectivement la résistance à une attaque par analyse de consommation différentielle ou DPA (Differential Power Analysis) pour une méthode de chiffrement AES conventionnelle et une méthode de chiffrement selon un 10 mode de réalisation de l'invention. L'attaque par DPA d'un circuit de chiffrement suppose d'élaborer un modèle hypothétique de consommation M de ce circuit en fonction de la clé secrète. On effectue alors une corrélation entre la consommation de puissance, T, telle que mesurée au cours du temps, et une variable, V (k) , représentative de la consommation du circuit de 15 chiffrement, telle que prédite à partir du modèle M . Les différentes hypothèses de clé secrète sont testées les unes après les autres et, pour chaque hypothèse de clé secrète, k, on calcule le coefficient de Pearson entre T et , V (k) , soit pi. v (k), 0-TV (k) ou CFTV (k) est la covariance entre T et V(k) , o-T est la variance CiT CiV (k) de T o-v(k) est la variance de V(k) . 20 La clé secrète Î est alors déterminée comme celle maximisant la valeur du coefficient de Pearson, soit : ii- - arg max (piv(k)) k 25 On a représenté en Figs. 10A et 10B le coefficient de Pearson en fonction de l'hypothèse de clé secrète k, respectivement pour la méthode de chiffrement AES conventionnelle et la méthode de chiffrement selon une méthode de réalisation de 3029719 21 l'invention. La valeur de clé secrète (43) était la même dans les deux cas. On remarque que la courbe de la Fig. 10A fait apparaître un net pic de corrélation pour cette valeur de clé alors que celle de la Fig. 10B rend l'estimation de la clé secrète impossible. Le pic le plus important correspond à une valeur de clé secrète erronée (80). 5 Bien que la présente invention ait été illustrée dans le cadre d'un chiffrement par blocs, elle trouve également à s'appliquer dans le cadre d'un chiffrement de flux (stream cipher). A la différence des méthodes de chiffrement par blocs, les méthodes de chiffrement de flux chiffrent individuellement chaque bit du message en clair (plaintext) en 10 lui ajoutant le bit d'un flux de clé (keystream). On distingue généralement les méthodes de chiffrement de flux synchrones dans lesquelles le flux de clé est indépendant du message à chiffrer et les méthodes de chiffrement asynchrones dans lesquelles le flux de clé est généré à partir du message à chiffrer au moyen d'une contre-réaction. La Fig. 11 montre un exemple de chiffrement par flux selon un second mode de 15 réalisation de l'invention. La méthode de chiffrement est ici implémentée à l'aide d'un registre à décalage à rétroaction linéaire ou LFSR (Linear Feedback Shift Register, 1110, et d'une machine d'états finis ou FSM (Finite State Machine), 1180. Le registre à décalage est initialisé au moyen d'une valeur initiale (ici un mot de 16 20 bits) donnant le contenu du registre à décalage. Plusieurs prises du registre à décalage alimentent la machine d'états finis. La machine d'états finis comprend plusieurs registres Ri, R2 , R3 (ici de taille 32 bits) destinés à stocker des résultats intermédiaires. Les opérations $ MI signifient respectivement des opérations d'addition dans GF(2) et GF (232) . 25 Le mot contenu dans le registre R1 est soumis à une première opération de substitution 11211 et une première opération de diffusion 11221. Le mot contenu dans le registre R2 est soumis à une seconde opération de substitution 11212 et une seconde opération de diffusion 11222. Chaque opération de substitution utilise une table de 3029719 22 substitution correspondante et chaque opération de diffusion utilise une matrice de diffusion correspondante. Une sortie de la machine d'états finis et la sortie du registre à décalage sont additionnées pour générer le flux de clé. 5 Les bits du flux de clé, kt, sont additionnés aux bits du message à chiffrer, bt, en 1190 pour donner les bits du message chiffré, c1. Ce type de chiffrement de flux est par utilisé par l'algorithme normalisé SNOW 3G. Toutefois, comme dans le cas du premier mode de réalisation, les couches de substitution et de diffusion sont ici configurées dynamiquement au moyen d'un paramètre 10 de contrôle, h. Ce paramètre de contrôle est généré en effectuant une transformation non-inversible, 1140, par exemple une opération de hachage, sur la combinaison d'une clé secrète et de la sortie d'un compteur, 1130, comme décrit précédemment. Le compteur est incrémenté au moins une fois entre deux messages en clair. Le paramètre de contrôle configure dynamiquement les couches de substitution 15 11221, 11222 et de diffusion 11231, 11232. Plus précisément, la configuration dynamique de chaque couche de substitution est réalisée en effectuant une permutation identique sur les bits de chaque élément d'une table de substitution statique, le vecteur de permutation étant obtenu à partir d'une première partie du paramètre de contrôle. 20 La configuration de chaque couche de diffusion est réalisée en effectuant une permutation sur les éléments de la matrice de diffusion, la permutation des éléments de la matrice étant obtenue à partir d'une seconde partie du paramètre de contrôle. Le déchiffrement d'un message chiffré au moyen de la méthode de chiffrement illustrée en Fig. 11 est réalisé de manière identique au chiffrement. Autrement dit, la 25 génération du flux de clé est strictement identique à celle du chiffrement, avec en particulier la même structure de registre à décalage, de machine d'états finis, de contrôle des couches de substitution et de diffusion. L'addition des bits du message chiffré aux bits correspondants du flux de clé permet de restaurer le message en clair. 30 REVENDICATIONS1. Méthode de chiffrement symétrique de messages en clair à l'aide d'une clé secrète, la méthode de chiffrement mettant en oeuvre au moins une couche de substitution (422,, 1122,) utilisant une table de substitution et une couche de diffusion (423,, 1123,) utilisant une matrice de diffusion, caractérisée en ce que : on initialise un compteur (430, 1130) à l'aide d'un germe et l'on incrémente ledit compteur au moins une fois entre le chiffrement de deux messages en clair successifs ; on effectue une transformation non inversible (440, 1140) sur une combinaison de ladite clé secrète avec un mot de sortie dudit compteur pour générer un paramètre de contrôle; on configure (450, 1150) la couche de substitution (421,, 1121,) et/ou la couche de diffusion (422,, 1122,) au moyen du paramètre de contrôle, la configuration de la couche de substitution se traduisant par une permutation identique des bits de chaque élément de la table de substitution et la configuration de la couche de diffusion se traduisant par une permutation des éléments de la matrice de diffusion. 2. Méthode de chiffrement symétrique selon la revendication 1, caractérisée en ce qu'elle effectue un chiffrement par blocs, chaque bloc étant soumis à une pluralité NY de tours de chiffrement (420,), chaque tour de chiffrement comprenant une couche de substitution (421,) et une couche de diffusion (422,) et que l'on contrôle la couche de substitution et la couche de diffusion de chaque tour de chiffrement à l'aide du paramètre de contrôle. 3. Méthode de chiffrement symétrique selon la revendication 2, caractérisée en ce que, on extrait une première partie et une seconde partie du paramètre de contrôle correspondant et que l'on configure respectivement la couche de substitution et la couche de diffusion au moyen de la première partie et de la seconde partie ainsi extraites. 3029719 24 4. Méthode de chiffrement symétrique selon la revendication 2, caractérisée en ce que l'on génère, à partir de ladite première partie (RS ) du paramètre de contrôle, un premier vecteur de permutation (Ind ) et que l'on permute les bits de chaque élément d'une table de substitution statique, à l'aide dudit premier vecteur de permutation, pour 5 générer une table de substitution dynamique, dépendante dudit paramètre de contrôle. 5. Méthode de chiffrement symétrique selon la revendication 4, caractérisée en ce que le premier vecteur de permutation est généré en divisant la première partie du paramètre de contrôle en une pluralité de blocs (D P) , chaque bloc étant stocké dans un 10 registre de contrôle ( CRp ), et en effectuant une pluralité (Np) ) d'étapes de permutation, chaque étape de permutation comprenant un contrôle d'un registre de données d'entrée ( DRp 1) par un registre de contrôle ( CRp ) pour stocker des éléments d'un registre de données d'entrée dans un registre de données de sortie, ( DR p) ledit contrôle consistant à stocker des éléments du registre de données d'entrée à une première extrémité du registre 15 de données de sortie, si les bits correspondant à ces éléments dans le registre de contrôle ont une première valeur logique, et à stocker ces mêmes éléments à une seconde extrémité du registre de données de sortie si les bits correspondant à ces mêmes éléments dans le registre de contrôle ont une seconde valeur logique. 20 6. Méthode de chiffrement symétrique selon la revendication 3 ou 4, caractérisée en ce que l'on génère, à partir de la seconde partie (RD) du paramètre de contrôle, un second vecteur de permutation de lignes (RDR ) et un second vecteur de permutation de colonnes ( RDc ), et que l'on permute respectivement les lignes et les colonnes d'une matrice de diffusion prédéterminée (DM) en fonction desdits seconds 25 vecteurs de permutation de lignes et de colonnes, pour générer une matrice de diffusion dynamique (DDM ), dépendante dudit paramètre de contrôle. 7. Méthode de chiffrement symétrique selon la revendication 6, caractérisée en ce que les seconds vecteurs de permutation de lignes ( IndR ) et de colonnes (Indu ) sont 3029719 25 respectivement générés en divisant la seconde partie du paramètre de contrôle en un premier et un second mots de même taille, les premier et second mots étant chacun divisés en une pluralité de blocs ( D». 5 8. Méthode de chiffrement symétrique selon la revendication 7, caractérisée en ce que chaque bloc du premier, respectivement du second mot, est stocké dans un registre de contrôle (CRp), et que l'on effectue une pluralité (Np) d'étapes de permutation, chaque étape de permutation comprenant un contrôle d'un registre de données d'entrée (DRp-1) par un registre de contrôle 10 (CR P) pour stocker des éléments d'un registre de données d'entrée dans un registre de données de sortie , ( DRp) ledit contrôle consistant à stocker des éléments du registre de données d'entrée à une première extrémité du registre de données de sortie, si les bits correspondant à ces éléments dans le registre de contrôle ont une première valeur logique, et à stocker ces mêmes éléments à une seconde extrémité du registre de données de sortie 15 si les bits correspondant à ces mêmes éléments dans le registre de contrôle ont une seconde valeur logique. 9. Méthode de chiffrement symétrique selon l'une quelconque des revendications 1 à 8, caractérisée en ce que le compteur est incrémenté tous les Qr=w1V, 2 0 tours de chiffrement où w est le nombre de blocs dans le message en clair. 10. Méthode de chiffrement symétrique selon l'une quelconque des revendications 1 à 8, caractérisée en ce que le compteur est incrémenté tous les Qr 11. Méthode de chiffrement symétrique selon l'une des revendications précédentes, caractérisée en ce que la combinaison de la clé secrète avec le mot de sortie du compteur est une concaténation. 30 3029719 26 12. Méthode de chiffrement symétrique selon l'une des revendications précédentes, caractérisée en ce que la transformation non inversible comprend une opération de hachage. 5 13. Méthode de chiffrement symétrique selon la revendication 1, caractérisée en ce qu'elle effectue un chiffrement de flux, chaque bit du message en clair étant additionné (1190) à un bit correspondant d'un flux de clé, le flux de clé étant généré au moyen d'un registre à décalage (1110) couplé à une machine d'état finis (1180), la machine d'état finis comprenant au moins une couche de substitution (11221,11222) utilisant une 10 table de substitution et une couche de diffusion (11231,11232) utilisant une matrice de diffusion, la couche de substitution et/ou la couche de diffusion étant contrôlée au moyen d'un paramètre de contrôle correspondant, la configuration de la couche de substitution se traduisant par une permutation identique des bits de chaque élément de la table de substitution et la configuration de la couche de diffusion se traduisant par une permutation 15 des éléments de la matrice de diffusion. 14. Programme d'ordinateur comprenant des instructions de code de programme pour l'exécution des étapes de la méthode de chiffrement symétrique selon l'une des revendications précédentes lorsque ledit programme est exécuté sur ordinateur. 20 15. Support d'enregistrement lisible par ordinateur sur lequel est enregistré le programme d'ordinateur de la revendication 14. 16. Méthode de déchiffrement d'un message chiffré au moyen de la méthode 25 de chiffrement symétrique selon la revendication 2, caractérisée en ce qu'elle met en oeuvre au moins une seconde couche de substitution utilisant une seconde table de substitution et une seconde couche de diffusion utilisant une seconde matrice de diffusion, la méthode de déchiffrement comprenant les étapes suivantes : - on initialise un second compteur à l'aide du même germe que celui utilisé au 30 chiffrement et on incrémente ledit compteur à partir de la même valeur initiale et la même fréquence que celle utilisée pour le chiffrement ; 3029719 27 - on effectue la même transformation non inversible sur la même combinaison de la clé secrète utilisée pour le chiffrement avec le mot de sortie dudit compteur; on génère le même paramètre de contrôle du chiffrement à partir du 5 résultat obtenu par ladite transformation irréversible ; on configure la seconde couche de substitution et/ou la seconde couche de diffusion au moyen du paramètre de contrôle correspondant, la configuration de la seconde couche de substitution se traduisant par une permutation inverse des bits de chaque élément de la seconde table de substitution par rapport à la permutation utilisée 10 pour le chiffrement et la configuration de la seconde couche de diffusion se traduisant par une permutation inverse des éléments de la matrice de diffusion par rapport à la permutation utilisée pour le chiffrement. 17. Méthode de déchiffrement d'un message chiffré au moyen de la méthode 15 de chiffrement symétrique de la revendication 13, chaque bit du message chiffré étant additionné à un bit correspondant du même flux de clé que celui généré lors du chiffrement, le flux de clé étant généré au moyen d'un second registre à décalage couplé à une seconde machine d'état finis, la seconde machine d'état finis comprenant au moins une seconde couche de substitution utilisant la même table de substitution que celle 20 utilisée pour le chiffrement et une couche de diffusion utilisant la même matrice de diffusion que celle utilisée pour le chiffrement, chaque couche de substitution et/ou chaque couche de diffusion étant contrôlée au moyen d'un paramètre de contrôle correspondant, la configuration de la couche de substitution se traduisant par une permutation des bits de chaque élément de la table de substitution identique à celle 25 utilisée lors du chiffrement et la configuration de la couche de diffusion se traduisant par une permutation des éléments de la matrice de diffusion identique à celle utilisée lors du chiffrement.