FR 3061822 A1 20180713 FR 1750215 A 20170110 1 Procédé de chiffrement ou de déchiffrement d'un n-uplet de données avec un n-uplet de clés secrètes prédéterminées DOMAINE TECHNIQUE GENERAL La présente invention concerne le domaine de la cryptographie, et en particulier un procédé de chiffrement/déchiffrement de type « boite blanche ». ETAT DE L'ART Une fonction est considérée comme une « boîte noire » lorsqu'on ne peut pas accéder à son fonctionnement interne, i.e. qu'on peut connaître ses entrées et ses sorties mais pas ses paramètres secrets ou ses états intermédiaire. Les algorithmes cryptographiques (par exemple pour du chiffrement ou de la signature) sont ainsi classiquement supposés des boites noires lorsqu'on évalue leur fiabilité (résistance aux attaques). Par exemple, si l'on prend les algorithmes cryptographiques typiques tels que DES (« Data Encryption Standard ») ou AES (« Advanced Encryption Standard »), ceux-ci travaillent sur des blocs d'un taille 64 ou 128 bit (et demain 256 bit), mais ne peuvent en une seule opération traiter un tel bloc (il y a déjà plus de 1019 valeurs possibles de blocs de 64 bit). Il est ainsi nécessaire de travailler au sein d'un bloc sur des éléments plus petits, typiquement de taille 8 bit (seulement 256 possibilités) en enchainant des opérations non-linéaires (bijectives) avec des opérations linéaires (non injectives). En référence à la figure la ces algorithmes peuvent s'illustrer de manière très simplifiée par la formule ao, a1 -> L (f (ao + ko), f(a1 + k1)), où f désigne une opération non-linéaire par exemple sur 8 bits, L désigne une fonction linéaire (par exemple un XOR, « OU exclusif ») transformant dans 3061822 2 l'exemple deux mots de 8 bits d'un bloc en un mot de 8 bits, ac, et a1 sont des octets de texte à chiffrer et ko et k1 sont des données secrètes (les « clés » de l'algorithme). Ladite formule est appliquée itérativement de sorte à traiter tout le bloc. 5 L'hypothèse de boite noire suppose dans ce cas que les données ko et k1 ou les états intermédiaires f (ao + /cc)) et f (ai + k1) sont inaccessibles. Cette hypothèse impose une contrainte forte sur le stockage et la manipulation de ces paramètres. Cependant des outils ont été récemment publiés pour permettre l'automatisation d'attaques sur implémentation 10 matérielle, attaques dites par canaux auxiliaires ou par fautes. Aujourd'hui, pour de nombreux cas d'usages incluant le paiement sur mobile, il est nécessaire de déployer des algorithmes cryptographiques en faisant le moins d'hypothèses possibles sur la sécurité du matériel cible. Le stockage et la manipulation sécurisés des paramètres secrets doivent alors 15 être assurés au niveau applicatif. La cryptographie dite boite blanche vise à répondre à ce défi en proposant des implémentations des algorithmes cryptographiques qui sont sensés rendre l'extraction des secrets impossible, même en cas d'attaque permettant à l'attaquant un accès complet à l'implémentation logicielle de 20 l'algorithme. Plus précisément, une fonction est considérée comme une « boîte blanche » lorsque ses mécanismes sont visibles et permettent d'en comprendre le fonctionnement. En d'autres termes, on fait directement l'hypothèse que l'attaquant a accès à tout ce qu'il souhaite (le binaire est complètement visible et modifiable par l'attaquant et celui-ci a le plein 25 contrôle de la plateforme d'exécution). Par conséquent, l'implémentation elle-même est la seule ligne de défense. Pour protéger l'implantation d'un schéma tel que décrit plus haut, il a d'abord été proposé de fusionner les clefs ko et k1 avec la fonction f en représentant les calculs par des tables. Pour l'exemple étudié, cela revient 30 en référence à la figure 1b à stocker en mémoire (e.g. ROM ou Flash) trois tables To, T1 et TL représentant respectivement les fonctions ac, -> To[ao] = f(ao ko), a1 -) Ti [a1]= f(ai + k1) et (Yo -> TL [Yo, = L(yo, yi) = z. 3061822 3 Cette astuce permet d'éviter d'avoir les clés en clair, mais ne suffit pas à résister à une attaque consistant à tester exhaustivement toutes les clefs possibles ko (respectivement k1) jusqu'à trouver celle qui vérifie yo = f(ao + /cc)) (respectivement yi = f (ai + k1)). 5 Il a alors été proposé de « masquer » les états internes sont masquées par des permutations aléatoires Go, G1, G2 (inconnues mais constantes) appelées encodages internes. Plus précisément, comme représenté par la figure lc, on obtient les états internes Go [yo] et Gi [y1], à partir desquels on ne peut retrouver les clés en testant directement toutes 10 les possibilités. En utilisant la fonction linéaire G2 o TL o (Go-1, G11), on a bien G2 o TL o (G01- o Go [yo], G11 o G1 [yi]) = G2 ° TL [YO, = G2 [Z]. Toutefois, des attaques ont montré que les schémas comme ci- dessus pouvaient encore être attaquées lorsque l'encodage était linéaire en exploitant la corrélation entre la donnée encodée et la donnée sensible (ie 15 y, ou z dans l'exemple ci-dessus), cf l'article « Differential Computation Analysis: Hiding Your White-Box Designs is Not Enough » à CHES2016. Ce schéma est par ailleurs sensible à d'autres attaques dites par collisions qui exploitent le caractère non-injectif des transformations linéaires (ici TL) pour construire des relations algébriques donnant de 20 l'information sur la clef (la paire (ko, /cl) dans l'exemple ci-dessus), cf l'article « Cryptanalysis of a White Box AES Implementation » publié à SAC2004. Plus précisément, de faire du caractère non injectif de TL on peut trouver des couples de paires (ao, a1) et (a0', a1') telles que G2 25 TL[f(ao + ko), f (a1 + k1)] = G2 TL [f (ao' + ko), f(al: + k1)], i.e. TL [f(ao + ki), f (ai + k1)] = TL[f(ao' + ko), f(ai: + k1)]. On élimine ainsi les permutations aléatoires et si l'on a assez de couples on peut à nouveau tester exhaustivement les valeurs des clés ko, /cl, ce qui est long mais faisable. 30 Il a par conséquent été proposé dans les demandes EP2924677, EP2922234 et EP2996278 un découpage des états internes en une somme 3061822 4 de « fragments » (« splits » en anglais), de sorte à mettre en oeuvre la fonction non-linéaire fragment par fragment. On utilise pour cela une fonction linéaire de partage Di(y) permettant de fragmenter y, et on duplique les permutations aléatoires en Goo, G10, GLO, G01, G11, GL1 5 correspondant à l'un ou l'autre des fragments. Toutefois, ce schéma reste sensible à certaines attaques, en particulier par collision : en posant pour que les calculs soient plus simples que TL est la fonction OU exclusif, « XOR », ce qui n'enlève rien à la généralité de l'idée car toute fonction linéaire peut se décomposer en une 10 succession de XORs et de produits scalaires avec des constantes, si pour z donné, on construit l'ensemble 3)z des paires (xo, xl) telles que z = GLO ° (Do(yo) + D1(y1)), alors pour chaque paire (x0, x1) E 3), on peut poser Do(Yo) + cz = i.e. y1 = l(Do(Yo) + Cela permet de construire la fonction cpkofci: yo -> yi (où 90,91 sont 15 les paires associées à tous les (xo, xi) E 3jz, pour toute paire de clés ko, kl), dont on peut montrer que le cas (ko, kl) = (k0, k1) est distinguable, ce qui permet de remonter aux clés. En effet, dans le bon cas, la fonction cpi-,,,kiest une fonction linéaire (ou affine) alors qu'elle ne l'est pas lorsque (ko, kl) # (ko, k1). 20 Il serait par conséquent souhaitable de disposer d'une nouvelle solution de chiffrement « boite blanche » utilisant les mécanismes standards comme le DES et l'AES qui soit complètement résistante à toutes attaques connues (par analyse de canaux, par collision etc.). 25 PRESENTATION DE L'INVENTION Selon un premier aspect, la présente invention concerne un procédé de chiffrement ou de déchiffrement d'un n-uplet de données avec un nuplet de clés secrètes prédéterminées, n > 2, pour une fonction non-linéaire 30 de permutation et une fonction linéaire de multiplexage données, le procédé 3061822 5 étant caractérisé en ce qu'il comprend la mise en oeuvre par des moyens de traitement de données d'un équipement d'étapes de : (a) Pour chaque élément dudit n-uplet de données, détermination de m > n premiers états internes par application audit élément de 5 premières opérations, chacune étant : - représentée par une table stockée sur des moyens de stockage de données de l'équipement, et - définie comme la combinaison d'un encodage interne bijectif unique, d'une fonction de partage non-linéaire, et de la 10 fonction non-linéaire de permutation paramétrée avec la clé secrète correspondante, lesdites fonctions de partage non-linéaires formant m collections telle que les n fonctions d'une collection partagent toute donnée d'entrée en n fragments dont la somme est égale à la donnée d'entrée ; 15 l'ensemble desdits premiers états internes déterminés pour tous lesdits éléments formant n-uplets d'états internes ; (b) Pour chaque n-uplet de premiers états internes, détermination d'un deuxième état interne par application auxdits états internes du n-uplet de premiers états internes d'une deuxième opération 20 étant : - représentée par une table stockée sur les moyens de stockage de données de l'équipement, et - définie comme la combinaison d'un deuxième encodage interne bijectif unique, de la fonction linéaire de multiplexage, 25 et des inverses desdits premiers encodages internes bijectifs. Selon d'autres caractéristiques avantageuses et non limitatives : - Vi E [[0, n - Yio = Tio[ai] = Gio 0 Di 0 f (ai + ki), Yii = Tii[ai] = Gi1 0 Ei f (ai + ki), Yi2 = Ti2 [ai] = Gi2 Fi f (ai + ki), etc. ; 30 - zi = Tü Po], = GLJ ° L(Goi-l[yoi], ) ; - Vi E [[0, n - 11Vx,x = Di(x) + Ei(x) + Fi(x) + --- ; 3061822 6 - Le procédé comprend une étape préalable (a0) de génération aléatoire par des moyens de traitement de données d'un serveur connecté à l'équipement de m - 1 fonctions de partage non-linéaires pour chaque collection, à partir desquelles la m-ième fonction de partage non-linéaire est 5 construite ; - l'étape (a0) comprend en outre la génération aléatoire des encodages internes, la construction des tables, et leur transmission à l'équipement pour stockage sur les moyens de stockage ; - la répétition des étapes (a) et (b) de sorte à chiffrer ou déchiffrer un 10 ensemble de données comprenant celles dudit n-uplet ; - le procédé comprend en outre une étape (c) de détermination du chiffré/déchiffré dudit n-uplet de données par application auxdits deuxièmes états internes d'une troisième opération étant : - représentée par une table stockée sur les moyens de 15 stockage de données de l'équipement, et - définie comme la somme des inverses desdits deuxièmes encodages internes bijectifs. - =E1201GLi-1[zi1 ; - n = 2 ; 20 - ladite fonction linéaire de multiplexage est la fonction OU exclusif ; - m = 3 ; - chaque élément dudit n-uplet de données a une taille d'un octet ou d'un semioctet ; - ladite fonction non-linéaire de permutation est celle d'un algorithme 25 cryptographique choisi parmi DES et AES. Selon un deuxième et un troisième aspect, l'invention propose un produit programme d'ordinateur comprenant des instructions de code pour 30 l'exécution d'un procédé selon le premier aspect de chiffrement ou de déchiffrement d'un n-uplet de données avec un n-uplet de clés secrètes 3061822 7 prédéterminées ; et un moyen de stockage lisible par un équipement informatique sur lequel un produit programme d'ordinateur comprend des instructions de code pour l'exécution d'un procédé selon le premier aspect de chiffrement ou de déchiffrement d'un n-uplet de données avec un n-uplet 5 de clés secrètes prédéterminées. PRESENTATION DES FIGURES D'autres caractéristiques et avantages de la présente invention 10 apparaîtront à la lecture de la description qui va suivre d'un mode de réalisation préférentiel. Cette description sera donnée en référence aux dessins annexés dans lesquels : - les figures 1 a-1c illustrent trois algorithmes cryptographiques connus ; 15 - la figure 2 est un schéma d'une architecture pour la mise en oeuvre du procédé selon l'invention ; - la figure 3 illustre un mode de réalisation d'un algorithme cryptographique conforme au procédé selon l'invention. 20 DESCRIPTION DETAILLEE Architecture En référence à la figure 2, est proposé un procédé de chiffrement ou 25 de déchiffrement « boite blanche » mis en oeuvre au sein d'un équipement 10a tel qu'un terminal mobile (smartphone, tablette tactile, etc.), i.e. un équipement ne disposant pas particulièrement d'un matériel sécurisé et qui peut faire l'objet d'attaques sur implémentation matérielle, et pour lequel l'approche boite blanche prend tout son intérêt. 30 L'équipement 10a comprend des moyens de traitement de données 11a (un processeur) et des moyens de stockage de données 12a (une mémoire, par exemple flash). 3061822 8 L'équipement 10a est par exemple relié à un serveur 10b par exemple via le réseau internet 20. Il peut être amené à recevoir depuis ce serveur 10b (par exemple celui d'un fournisseur de solutions de sécurité) des tables (qu'on décrira plus loin) contenant des secrets qui vont être 5 stockées dans la mémoire 12a et utilisées pour la mise en oeuvre du présent procédé L'équipement 10a peut lui-même être connecté à d'autres serveurs 10c de tiers avec lesquels il pourra échanger des données chiffrées au moyen de présent procédé. 10 Procédé cryptographique Le présent procédé est un procédé cryptographique de « chiffrement ou de déchiffrement », cela signifie qu'il permet selon les cas de chiffrer des 15 données ou d'en déchiffrer. Il est ainsi de type symétrique, ou « à clé secrète ». On comprendra que le présent procédé est une nouvelle implémentation d'algorithmes connus, tels que DES ou AES qui sont les standards actuels. Plus précisément, il ne propose pas une nouvelle 20 stratégie de chiffrement, mais seulement une nouvelle façon de manipuler les données au sein de l'algorithme qui soit résistante à toutes les attaques matérielles en « boite blanche ». Selon un schéma classique, il traite les données blocs par bloc, et au sein d'un bloc il manipule des éléments d'une taille plus petite, par exemple 25 16 éléments d'un octet pour un bloc 128 bits (cas de AES par exemple). Ces éléments sont manipulés n par n, avec n > 2, et avantageusement n = 2. Ainsi le présent procédé chiffre ou déchiffre un n-uplet de données {a,}iEK72_11 avec un n-uplet de clés secrètes {ki},E[nn-il prédéterminées. 30 Dans la suite de la description on fera l'hypothèse que n = 2 (i.e. on a une paire d'éléments ao, a1 et une paire de clés ko, k1), mais l'homme du métier saura transposer le procédé à d'autres valeurs de n supérieures. 3061822 9 Chaque élément a, dudit n-uplet de données {a,},e[[0,n-11 est à valeur dans un espace {0; 1}k qu'on notera IFz et a avantageusement une taille d'un octet (un « byte » de 8 bits, i.e. k = 8), mais on pourra par exemple prendre une taille d'un semioctet (un « nibble » de 4 bits, i.e. k = 4) ou 5 encore 6 bits. On prendra l'exemple préféré d'un octet dans la suite de la description. Pour traiter un bloc complet à partir d'éléments plus petits, il est nécessaire de multiplier les opérations au sein du bloc, et pour cela le 10 présent procédé combine de façon classique l'utilisation d'une fonction non- linéaire de permutation f (étape (a) comme l'on verra), et l'utilisation d'une une fonction linéaire de multiplexage L (étape (b) comme l'on verra), chacune donnée en fonction de l'algorithme cryptographique à implémenter. 15 La fonction de permutation f est une fonction bijective paramétrée avec une clé secrète ki qui prend en entrée un élément d'entrée de IF/2c et génère en sortie un élément de sortie de la même taille (i.e. de IF/2c). Ces fonctions sont bien connues et on pourra en particulier utiliser celle de tout algorithme cryptographique utilisant des permutations, en particulier un 20 algorithme choisi parmi DES et AES (la fonction f est alors par exemple une boite S). Par fonction de « multiplexage », on entend une fonction prenant en entrée plusieurs éléments de IF/2c (en particulier n) et génèrant en sortie un seul élément de IF/2c. Ainsi la fonction de multiplexage combine plusieurs 25 éléments de IF/2c. Ces fonctions sont bien connues et on pourra en particulier utiliser la fonction OU exclusif communément utilisée (en particulier dans AES), notée XOR et plus simplement +. On comprendra que f est non-linéaire et que L est linéaire. L'algorithme comprend typiquement l'alternance d'un étage 30 d'utilisation de f pour permuter des éléments puis d'un étage d'utilisation de L pour fusionner les données, et ce jusqu'à avoir traité tout le bloc (les 3061822 10 données fusionnées sont alors à nouveau permutées, puis fusionnées avec d'autres données, etc.). On comprend ainsi que le présent procédé comprend avantageusement la répétition des étapes (a) et (b) de sorte à chiffrer ou déchiffrer un ensemble de données comprenant celles dudit n- 5 uplet {ai}iEQO,n-1]J Dans la suite de la présent description, on prendra l'exemple illustratif du schéma général ao, a1 -> z = L (f (ao + ko), f(cti + k1)) tel qu'on le trouve sur les figures 1 a à 1c, mais l'homme du métier aura le transposer à d'autres structures algorithmiques. 10 A noter que pour des calculs plus complexes que ceux décrits dans les présents exemples, il peut être intéressant d'utiliser une décomposition sous la forme de séquences d'opérations linéaires et de multiplications. Dans ce cas, les idées continuent à s'appliquer en combinaison avec les travaux de Rivain-Prouff (« Provably Secure Higher-Order Masking of 15 AES » CHES 2010) et Ishai-Sahai-Wagner (« Private Circuits: Securing Hardware against Probing Attacks » à CRYPTO 2003). Etape de permutation 20 Le présent procédé est mis en oeuvre par les moyens de traitement de données 11 a de l'équipement 10a. Pour contrer les attaques de l'état de l'art, le présent procédé propose comme représenté sur la figure 3 de partager tous les états internes du calcul en au moins m > n parties (en particulier n + 1 parties) , 25 c'est-à-dire au moins 3 parties si n = 2 (on prendra l'exemple préféré de 3 parties dans la présente description) et à opérer les calculs sur ces parties de manière indépendante de façon à retrouver un partage du résultat final escompté en toute fin des calculs, avec des fonctions de partage non-linéaires. Ainsi et comme l'on verra plus loin, bien que l'art antérieur peut 30 dissuader l'utilisation de fonctions de partage, la Demanderesse a découvert que le fait d'en utiliser suffisamment et de les choisir non-linéaires résout astucieusement toutes les failles. 3061822 11 Comme expliqué la première étape (a) est dite de permutation, elle voit l'utilisation de la fonction f mais pas de la fonction L. Dans cette étape (a), pour chaque élément ai dudit n-uplet de données {ai}ie[[0,n-11 (i.e. Vi E 110, n - in, sont déterminés des « premiers 5 états internes »{Yii}J .L[0,m-il E (appartenant comme les éléments ai à IFI2c, et au nombre de m) par application audit élément ai de m « premières opérations ». Les premiers états internes sont visibles dans l'hypothèse de boite blanche et doivent être donc inutilisables pour obtenir de l'information sur les clés secrètes. 10 Chaque première opération est pour cela : - représentée par une table TiÎstockée sur des moyens de stockage de données 12a de l'équipement 10a (de sorte à protéger l'implantation du schéma et cacher les clés), et - définie comme la combinaison d'un encodage interne bijectif 15 Gij unique, d'une fonction de partage non-linéaire Di,Ei, Fi ..., et de la fonction non-linéaire de permutation f paramétrée avec la clé secrète ki correspondante, lesdites fonctions de partage non-linéaires Di,Ei,Fi... formant m collections {(Di, Ei, Fi --- )}jE[[0,n-11 telle que les n fonctions d'une collection 20 partagent toute donnée d'entrée en n fragments dont la somme est égale à la donnée d'entrée. On a donc typiquement : Yio = Tio [ai] = Gio 0 Di f (ai + ki) = Gic, Di(yi), = Tii[ai] = Ei f (ai + ki) = Ei(yi), 25 Yi2 = Ti2 [ai] = Gi2 Fi f (ai + ki) = Gi2 Fi(yi), etc. Plus précisément, l'idée de partage non-linéaire est de construire des fonctions Di, Ei, Fi ... telles que Vi E 110, n - 11],vx,x = Di(x) + Ei(x) + Fi (x) + -... On prendra l'hypothèse que m = 3, c'est-à-dire que trois familles Di, Ei, Fi 30 suffisent, et donc 6 fonctions si n = 2. Les Gij servent à l'encodage interne tandis que les Di, Ei et Fi servent au partage de secret. 3061822 12 Ainsi, chaque valeur interne « non masquée » y, = f (a, + ki), qui est une donnée sensible, peut être reconstruite uniquement à partir de Di(y,), Ei(yi) et Fi(yi). Ei et F, peuvent ainsi être choisies aléatoirement parmi toutes les 5 fonctions (non nécessairement bijectives) opérant sur des éléments de la taille souhaitée, en particulier des octets, mais pas Di, qui est liée aux autres. Le procédé comprend ainsi préférentiellement une étape préalable (a0) de génération aléatoire par les moyens de traitement de données 11 b 10 d'un serveur 10b connecté à l'équipement 10a des m - 1 fonctions de partage non-linéaires Ei, Fi... pour chaque collection (D'E'Fi ...), à partir desquelles la m-ième fonction de partage non-linéaire D, est construite (en posant par exemple Di(y) = y, + Ei(y) + Fi(y) + - -- pour tout élément y). Tous les Gij sont comme expliqués des encodages bijectifs (de 15 IFI2c clans IF/2c) de masquage, choisis aléatoirement une fois pour toute, en particulier par le serveur 10b. Ainsi, de façon préférée, l'étape (a0) comprend en outre la génération aléatoire des encodages internes Gij (et comme l'on va voir GLU), la construction des tables Ti], (et comme l'on va voir ni), et leur 20 transmission à l'équipement 10a pour stockage sur les moyens de stockage 12a. Dans le mode de réalisation préféré on a m x n premiers encodages internes Gij et leurs inverses, et m deuxièmes encodages internes GLi et leurs inverses. Au total, (m - 1) + (m x n) + m = (n + 2)m - 1 fonctions de IF/2c dans IF/2c doivent être générées aléatoirement. 25 A l'issue de l'étape (a) (lorsqu'elle a été mise en oeuvre n fois pour tous les ai), on dispose d'un ensemble (en l'espèce m x n) desdits premiers états internes yin. On peut ainsi former m n-uplets de premiers états internes I{Y/i},,p,n-iji,p,,,,-11 3061822 13 Etape de multiplexage La deuxième étape (b) est dite de multiplexage, elle voit l'utilisation 5 de fonction L pour combiner les premiers états internes yi . Dans cette étape (b), pour chaque n-uplet de premiers états internes {Yii}iE[[0,n-11 (i.e. E 110, m - 111) est déterminé un (unique) « deuxième état interne » z1 (toujours dans IFI2c) par application auxdits états internes yi1 du n-uplet de premiers états internesvi [[0,n-1]] d'une « deuxième {- }iE 10 opération ». Comme auparavant, les deuxièmes états internes sont visibles dans l'hypothèse de boite blanche et doivent être donc inutilisables pour obtenir de l'information sur les premiers états internes et les clés secrètes. Chaque deuxième opération est pour cela : 15 - représentée par une table ni stockée sur les moyens de stockage de données 12a de l'équipement 10a (à nouveau de sorte à protéger l'implantation du schéma), et - définie comme la combinaison d'un deuxième encodage interne bijectif GLi unique, de la fonction linéaire de 20 multiplexage L, et des inverses desdits premiers encodages internes bijectifs Gij. On a donc typiquement z1 =TLi Poi, ... = GLi ° ). On vient ainsi combiner n par n, de façon croisée comme l'on voit sur 25 la figure 3, les premiers états internes de sorte à ce que la valeur non masquée de z = [yo, ] qui est une autre donnée sensible, peut être à nouveau reconstruite à partir de tous les Di(y,), Ei(m) et F,(30. Les GLi servent encore à l'encodage interne tandis que les Di, Ei et F, servent au partage de secret. 30 3061822 14 Explication On peut alors aisément retrouver le chiffré/déchiffré z dudit n-uplet de données {a,},,[[0,n-11 à partir des m deuxièmes états internes fzil jE[[0,m-11. 5 Il suffit de leur appliquer si l'on souhaite dans une étape (c) une « troisième opération » qui est : - représentée par une table Tz stockée sur les moyens de stockage de données 12a de l'équipement 10a, et - définie comme la somme des inverses desdits deuxièmes 10 encodages internes bijectifs GLU. On a donc typiquement : z = Or, comme n REVENDICATIONS1. Procédé de chiffrement ou de déchiffrement d'un n- uplet de données (failiE[0,n-1l) avec un n-uplet de clés secrètes (tkiliello,n_iii) prédéterminées, n 2, pour une fonction non-linéaire de permutation (f) et une fonction linéaire de multiplexage (L) données, le procédé étant caractérisé en ce qu'il comprend la mise en oeuvre par des moyens de traitement de données (11a) d'un équipement (10a) d'étapes de : (a) Pour chaque élément (ai) dudit n-uplet de données (tail détermination de m > n premiers états internes ({yii) jeo,m_ii) par application audit élément (ai) de m premières opérations, chacune étant : - représentée par une table (Tu) stockée sur des moyens de stockage de données (12a) de l'équipement (10a), et - définie comme la combinaison d'un encodage interne bijectif (Gu) unique, d'une fonction de partage non-linéaire et de la fonction non-linéaire de permutation (f) paramétrée avec la clé secrète (Ici) correspondante, lesdites fonctions de partage non-linéaires (Di,Ei,Fi...) formant M. collections (aDi,E1,F1...)1 telle que les n fonctions d'une collection partagent toute donnée d'entrée en n fragments dont la somme est égale à la donnée d'entrée ; l'ensemble desdits premiers états internes yii déterminés pour tous lesdits éléments (ai) formant m n-uplets d'états internes (IfYij/iEgo,n-1])jeffo,m-11) (b) Pour chaque n-uplet de premiers états internes(f- vi détermination d'un deuxième état interne (zj) par application 3061822 17 auxdits états internes (yin) du n-uplet de premiers états internes (fyiilielloin_ii) d'une deuxième opération étant : - représentée par une table (ni) stockée sur les moyens de stockage de données (12a) de l'équipement (10a), et 5 - définie comme la combinaison d'un deuxième encodage interne bijectif (GLU) unique, de la fonction linéaire de multiplexage (L), et des inverses desdits premiers encodages internes bijectifs (Gi1). 10 2. Procédé selon la revendication 1, dans lequel Vi [[0,n - Yio = Tio[ai] = G io 0 Di f (ai + ki), Yii = Ta[ai] = G il 0 Ei f (ai + ki), Yi2Ti2= G12 ° Fi f (ai + Ici), etc. 3. Procédé selon la revendication 2, dans lequel zi = 15 TLi[Yoi,yii ...] = GLi ° L(G01-1[Yoi],G1i-1[Y1i] 4. Procédé selon l'une des revendications 1 à 3, dans lequel vi E E[0, n - 11,Vx,x = Di(x) + Ei(x) + Fi(x) + 20 5. Procédé selon la revendication 4, comprenant une étape préalable (a0) de génération aléatoire par des moyens de traitement de données (11b) d'un serveur (10b) connecté à l'équipement (1a) de m -1 fonctions de partage non-linéaires (Ei, Fi...) pour chaque collection (Di, Ei, Fi ...), à partir desquelles la m-ième fonction de partage non-linéaire 25 (Di) est construite. 6. Procédé selon la revendication 5, dans lequel l'étape (a0) comprend en outre la génération aléatoire des encodages internes (Gii, GLi), ta construction des tables (Tii, ni), et leur transmission à l'équipement (10a) pour stockage sur les moyens de stockage (12a). 3061822 18 7. Procédé selon l'une des revendications 1 à 6, comprenant la répétition des étapes (a) et (b) de sorte à chiffrer ou déchiffrer un ensemble de données comprenant celles dudit n-uplet 5 (4« 8. Procédé selon l'une des revendications 1 à 7, comprenant en outre une étape (c) de détermination du chiffré/déchiffré (z) dudit n-uplet de données (taiLE10,n-11) par application auxdits deuxièmes 10 états internes (tZiliE[0,m-1]) d'une troisième opération étant : représentée par une table (Te) stockée sur les moyens de stockage de données (12a) de l'équipement (10a), et définie comme la somme des inverses desdits deuxièmes encodages internes bijectifs (GLJ). 15 9. Procédé selon la revendication 8, dans lequel z = Te Rzil ,m- = Er=731 G L -1 [zi] 10. Procédé selon l'une des revendication 1 à 9, dans 20 lequel n = 2. 11. Procédé selon la revendication 10, dans lequel ladite fonction linéaire de multiplexage (L) est la fonction OU exclusif. 25 12. Procédé selon l'une des revendications 1 à 11, dans lequel m = 3. 13. Procédé selon l'une des revendications 1 à 12, dans lequel chaque élément (ai) dudit n-uplet de données (faibE[0,n-11) a une 30 taille d'un octet ou d'un semioctet. 3061822 19 14. Procédé selon l'une des revendications 1 à 13, dans lequel ladite fonction non-linéaire de permutation (f) est celle d'un algorithme cryptographique choisi parmi DES et AES. 5 15. Produit programme d'ordinateur comprenant des instructions de code pour l'exécution d'un procédé selon l'une des revendications 1 à 14 de chiffrement ou de déchiffrement d'un n-uplet de données (tai-1 ,ieff0,n-11) avec un n-uplet de clés secrètes ((ki)ieff0,n-11) 10 prédéterminées, lorsque ledit programme est exécuté par un ordinateur. 16. Moyen de stockage lisible par un équipement informatique sur lequel un produit programme d'ordinateur comprend des instructions de code pour l'exécution d'un procédé selon l'une des 15 revendications 1 à 14 de de chiffrement ou de déchiffrement d'un n-uplet de données ({ai} avec un n-uplet de clés secrètes ((Mie ito,n- I]) prédéterminées.