FR 3107414 A1 20210820 FR 2001666 A 20200219 Procédé de calcul d’une clé de session, procédé de récupération d’une telle clé de session L’invention concerne un procédé de calcul d’une clé de session pour deux dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 destinés à communiquer via un réseau géré par un dispositif de gestion E 1 , une demande de récupération de la clé pouvant être autorisée par un dispositif d’autorisation E 2 et émise par un dispositif de récupération E 3 , E 4 , un dispositif E j étant associé à une clé privée sk{E j } ainsi qu’à une clé publique pk{E j } égale à g sk{E j } , g étant un générateur d’un groupe, et une valeur publique W égale à g sk{E 3 }sk{E 4 } ayant été calculée par au moins un dispositif E 3 , E 4 . Le procédé comporte des étapes de: - calcul (F10), par le dispositif U 1 , de valeurs A, A 1 , A 2 , A 3 , A 4 , A 5 respectivement égales à g u , pk{E 1 } u , pk{E 2 } u , pk{E 3 } u , pk{E 4 } u , W u , et transmises (F20) au dispositif U 2 , u étant une valeur secrète du dispositif U 1 , - calcul (F30), par le dispositif U 2 , de valeurs B, B 1 , B 2 , B 3 , C 3 , C 4 , D respectivement égales à g v , pk{E 1 } v , pk{E 2 } v , W v , A 3 v , A 4 v , A v et transmises (F40)au dispositif U 1 , v étant une valeur secrète du dispositif U 2 , - calcul (F50), par le dispositif U 1 , d’une valeur K 1 égale à B 1 α 1 u x B 2 α 2 u x B 3 ( α 3 + α 4 )u , où α m est un hachage d’une quantité fonction de pk{E 1 }, pk{E 2 }, pk{E 3 }, pk{E 4 } et d’une donnée associée à α m , - calcul (F60), par le dispositif U 2 , d’une valeur K 2 égale à A 1 α 1 v x A 2 α 2 v x A 5 ( α 3 + α 4 )v . Figure pour l’abrégé: Fig. 5 Procédé de calcul d’une clé de session, procédé de récupération d’une telle clé de session La présente invention appartient au domaine général de la cryptographie. Elle concerne plus particulièrement un procédé de calcul d’une clé de session pour la sécurisation d’une session de communication entre deux entités utilisatrices. Elle concerne également un procédé de récupération, au cours d’une session de communication entre de telles entités utilisatrices, de ladite clé de session par au moins une entité qui diffère desdites deux entités utilisatrices. L’invention trouve une application particulièrement avantageuse, bien que nullement limitative, dans l’aide à l’investigation concernant la nature d’échanges effectués entre deux entités utilisatrices, en particulier lorsque ces échanges sont susceptibles de se rapporter à une situation conflictuelle, par exemple en milieu professionnel. A ce jour, on connait de multiples techniques de chiffrement permettant de sécuriser des messages échangés entre deux entités. Ces techniques de chiffrement s’appuient sur des algorithmes de cryptographie ayant essentiellement pour but la détermination de clés grâce auxquelles deux entités, dites «entités utilisatrices» peuvent chiffrer/déchiffrer les messages qu’elles s’échangent. Certaines de ces techniques de chiffrement consistent notamment à calculer une seule clé secrète qui est dès lors destinée à être communément utilisée par lesdites deux entités utilisatrices au cours d’une future session de communication. Ladite clé secrète, encore dite «clé de session», constitue donc un secret partagé par lesdites entités utilisatrices, et est déterminée par chacune d’elles au terme d’un procédé de calcul impliquant des échanges de différentes valeurs cryptographiques. Ces échanges de valeurs cryptographiques s’effectuent classiquement via un réseau de communication géré par au moins une entité dite «entité de gestion» et sur lequel est également destiné à s’appuyer, une fois la clé de session calculée, la future session de communication entre lesdites entités utilisatrices. Dans des situations particulières, il importe que la clé de session déterminée par les deux entités utilisatrices puisse, bien qu’étant a priori secrète, faire l’objet d’une demande de récupération émise par une entité, dite «entité de récupération», et autorisée par une entité, dite «entité d’autorisation». Par «récupération», il est fait référence ici au recouvrement de la clé de session par l’entité de récupération. Le fait de récupérer ladite clé de session permet notamment à l’entité de récupération, d’avoir accès aux échanges partagés entre les entités, afin par exemple d’en déterminer la nature. Une telle possibilité se révèle être d’une importance particulière dans de multiples contextes. A titre purement illustratif, on peut citer le cas d’un salarié appartenant à un département d’une entreprise et qui est victime de harcèlement de la part du responsable hiérarchique dudit département. Ce harcèlement peut par exemple être caractérisé à partir de messages électroniques échangés, sous couvert du secret via une clé de session, entre le salarié et le responsable hiérarchique. Ces messages transitent en outre via un réseau de communication interne à l’entreprise et géré par un administrateur réseau qui joue donc ici le rôle de ladite entité de gestion. Afin de faire reconnaitre cette situation de harcèlement, ledit salarié peut s’adresser à un tiers de confiance comme par exemple un juriste de ladite entreprise et qui joue ici le rôle de ladite entité d’autorisation. Ce juriste peut dès lors engager un dialogue avec un service approprié du département auquel appartient ledit salarié, comme par exemple un service chargé des ressources humaines et qui joue donc le rôle ici de ladite entité de récupération. Si le juriste l’y autorise, le service des ressources humaines peut lancer une procédure de récupération de la clé de session utilisée lors d’une session de communication entre le salarié et son responsable hiérarchique qui jouent ici le rôle desdites entités utilisatrices. De cette manière, le service des ressources humaines peut avoir accès, avec le concours de l’administrateur réseau, aux messages échangés entre le salarié et son responsable hiérarchique grâce à la clé de session ainsi récupérée, et donc in fine constater la situation de harcèlement. En pratique, le procédé de calcul de la clé de session comporte conventionnellement une transmission, d’une première entité utilisatrice vers une deuxième entité utilisatrice, d’un ensemble de valeurs. Une telle transmission s’effectue notamment via le réseau de communication géré par ladite au moins une entité de gestion qui joue dès lors le rôle d’intermédiaire entre lesdites deux entités utilisatrices. Les valeurs de cet ensemble sont des valeurs calculées par ladite première entité utilisatrice en fonction d’une clé secrète qui lui est propre ainsi que de clés publiques respectives des entités de gestion, d’autorisation et de récupération. En retour, la deuxième entité utilisatrice transmet, via le réseau géré par ladite au moins une entité de gestion et vers la première entité utilisatrice, un autre ensemble de valeurs qu’elle a elle-même calculées en fonction d’une clé secrète qui lui est propre ainsi que desdites clés publiques respectives des entités de gestion, d’autorisation et de récupération. Finalement, chaque entité utilisatrice calcule la clé de session à partir de tout ou partie des valeurs reçues de la part de l’autre entité utilisatrice. Par la suite, lorsqu’une entité de récupération demande à récupérer la clé de session ainsi calculée par les entités utilisatrices et utilisée par celles-ci au cours d’une session de communication, et obtient l’autorisation de le faire de la part de l’entité d’autorisation, un procédé de récupération basé sur une coopération entre lesdites entités de gestion, d’autorisation et de récupération est mis en œuvre. En particulier, l’entité de gestion transmet aux entités d’autorisation et de récupération une des valeurs, dite «valeur pivot» ayant fait l’objet d’une transmission entre les entités utilisatrices au cours du procédé de calcul de la clé de session. Chacune des entités de gestion, d’autorisation et de récupération calcule alors, en fonction de cette valeur transmise par l’entité de gestion ainsi que d’une clé secrète qui lui est propre, une valeur intermédiaire. Enfin, les entités de gestion et d’autorisation transmettent leurs valeurs intermédiaires respectives à l’entité de récupération qui peut déterminer la clé de session à partir de ces valeurs intermédiaires reçues ainsi que de sa propre valeur intermédiaire. Bien qu’efficace dans le cas où une seule entité de récupération est concernée, cette manière de procéder (calcul de la clé de session, récupération de ladite clé de session) ne permet néanmoins pas de traiter de façon satisfaisante le cas où une deuxième entité de récupération souhaiterait également récupérer ladite clé de session afin d’accéder aux communications échangées au cours d’une session de communication entre les deux entités utilisatrices. En effet, si un tel cas était envisagé, ladite deuxième entité de récupération devrait nécessairement recevoir, en provenance de l’entité de gestion, ladite valeur pivot. Cela résulte du fait que cette valeur pivot est essentielle aux calculs permettant de récupérer la clé de session, étant donné la façon dont est calculée ladite clé de session par les entités utilisatrices. On comprend dès lors que les deux entités de récupération partageraient la même valeur pivot, et en conséquence également la même clé publique afin que chacune soit en mesure de récupérer la même clé de session, ce qui va à l’encontre d’une indépendance éventuellement requise entre celles-ci. Par «indépendance» entre entités de récupération, il est fait référence ici à des situations dans lesquelles il peut être exigé que lesdites entités de récupération soient autonomes entre elles. Autrement dit, dans ces situations, deux entités de récupération doivent pouvoir disposer de leur propres clés, et non avoir à partager la même. Par ailleurs, chacune de ces entités de récupération doit pouvoir procéder aux calculs de récupération d’une clé de session sans la collaboration de ladite autre entité. Pour illustrer une telle situation, et en reprenant l’exemple précédent relatif à une situation de harcèlement vécu par un salarié d’une entreprise, on pourrait considérer le cas où le juriste (i.e. l’entité d’autorisation) envisagerait, pour des raisons de déontologie, d’autoriser deux entités à récupérer la clé de session: d’une part, ledit service des ressources humaines du département auquel appartient le salarié, et, d’autre part, un autre service, par exemple un service d’assistance sociale, appartenant à un département autre que celui du salarié. Le fait de considérer un département autre que celui auquel appartient le salarié relèverait d’une intention légitime de la part du juriste, à savoir éviter que ledit service des ressources humaines soit considéré comme juge et partie étant donné son appartenance au département du salarié. Il n’en reste pas moins que les mises en œuvre proposées dans l’état de la technique, et mentionnées ci-avant, ne permettent pas de répondre à cette problématique (i.e. respect de l’indépendance entre deux entités de récupération si celle-ci est exigée), étant donné que les deux services concernés dans cet exemple seraient tous les deux conduits à utiliser la même clé. En conséquence, l’anonymat de leurs calculs respectifs pour récupérer la clé de session pourrait être compromis. La présente invention a pour objectif de remédier à tout ou partie des inconvénients de l’art antérieur, notamment ceux exposés ci-avant, en proposant une solution qui permette de calculer une clé de session destinée à être utilisée par deux entités utilisatrices pour communiquer entre elles de manière sécurisée au cours d’une session de communication, tout en offrant la possibilité à deux entités de récupération de récupérer ladite clé de session de manière anonyme l’une vis-à-vis de l’autre. A cet effet, et selon un premier aspect, l’invention concerne un procédé de calcul d’une clé de session pour la sécurisation d’une session de communication entre deux dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 , ladite session de communication étant mise en œuvre via un réseau de communication géré par au moins un dispositif de gestion E 1 , la clé de session pouvant faire l’objet d’au moins une demande de récupération autorisée par un dispositif d’autorisation E 2 et émise par un dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 , un dispositif E j , j allant de 1 à 4, étant associé à une clé publique pk{E j } ainsi qu’à une clé privée sk{E j }, pk{E j } étant égale à g sk{E j } où g est un générateur d’un groupe d’ordre premier p, une valeur publique W égale à g sk{E 3 }sk{E 4 } ayant été calculée par au moins un dispositif de récupération E 3 , E 4 . Ledit procédé comporte des étapes de: - calcul, par le dispositif utilisateur U 1 , de valeurs A, A 1 , A 2 , A 3 , A 4 , A 5 respectivement égales à g u , pk{E 1 } u , pk{E 2 } u , pk{E 3 } u , pk{E 4 } u , W u , et transmises au dispositif utilisateur U 2 via le dispositif de gestion E 1 , u étant une valeur secrète du dispositif U 1 , - calcul, par le dispositif utilisateur U 2 , de valeurs B, B 1 , B 2 , B 3 , C 3 , C 4 , D respectivement égales à g v , pk{E 1 } v , pk{E 2 } v , W v , A 3 v , A 4 v , A v et transmises au dispositif utilisateur U 1 via le dispositif de gestion E 1 qui mémorise au moins C 3 , C 4 et D, v étant une valeur secrète du dispositif U 2 , - calcul, par le dispositif utilisateur U 1 , d’une valeur K 1 égale à B 1 α 1 u x B 2 α 2 u x B 3 ( α 3 + α 4 )u , où α m , m allant de 1 à 4, est une quantité fonction de pk{E 1 }, pk{E 2 }, pk{E 3 }, pk{E 4 } et d’une donnée associée à α m , - calcul, par le dispositif utilisateur U 2 , d’une valeur K 2 égale à A 1 α 1 v x A 2 α 2 v x A 5 ( α 3 + α 4 )v , les valeurs K 1 et K 2 correspondant à ladite clé de session. Par «via le dispositif de gestion E 1 », on fait référence ici au fait que des données sont transmises via ledit réseau de communication géré par le dispositif de gestion E 1 , ce dernier remplissant donc ainsi une fonction de relais de messages entre les dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 . Il importe de noter que dans l’écriture de la valeur K 1 , les valeurs B 1 , B 2 et B 3 sont respectivement élevées aux puissances α 1 x u, α 2 x u et (α 3 + α 4 ) x u. De manière similaire, dans l’écriture de la valeur K 2 , les valeurs A 1 , A 2 et A 3 sont respectivement élevées aux puissances α 1 x v, α 2 x v et (α 3 + α 4 ) x v. Ledit procédé de calcul se distingue de manière remarquable de l’art antérieur en ce qu’il permet de calculer des valeurs C 3 et C 4 à partir desquelles les dispositifs de récupération peuvent effectuer des traitements pour récupérer la clé de session, comme cela est détaillé ultérieurement. Autrement dit, le procédé de calcul selon l’invention ne se contente pas de permettre à deux dispositifs utilisateurs de communiquer entre eux grâce à la clé de session calculée, mais offre également la possibilité que ladite clé de session puisse être récupérée par deux entités de récupération et de manière anonyme l’une vis-à-vis de l’autre. Dans des modes particuliers de mise en œuvre, le procédé de calcul peut comporter en outre l’une ou plusieurs des caractéristiques suivantes, prises isolément ou selon toutes les combinaisons techniquement possibles. Dans des modes particuliers de mise en œuvre, lequel la valeur publique W est calculée par chacune des deux entités de récupération E 3 et E 4 . De telles dispositions permettent de vérifier si le calcul de W par au moins une desdites entités de récupération E 3 , E 4 n’est pas entaché d’erreur, une telle erreur pouvant par exemple trouver son origine dans le fait que l’entité de récupération en question est corrompue ou bien encore mal configurée pour exécuter l’invention. De cette manière, il est possible de bloquer une entité de récupération E 3 , E 4 dont le calcul de W est erroné afin de l’empêcher ultérieurement de récupérer la clé de session. L’invention propose également différents modes de mise en œuvre du procédé de calcul, dans lesquels une ou plusieurs vérifications sont effectuées afin de déterminer si les différentes valeurs respectivement calculées par les dispositifs U 1 , U 2 et E 1 sont erronées ou non, et, en cas de calcul erroné, permettre l’arrêt dudit procédé de calcul. Dans des modes particuliers de mise en œuvre, lors de la transmission des valeurs A, A 1 , A 2 , A 3 , A 4 , A 5 du dispositif utilisateur U 1 vers le dispositif utilisateur U 2 , le dispositif de gestion E 1 vérifie si, pour un couplage bilinéaire e donné: - e[A 1 ,g] est égal à e[A,pk{E 1 }], - e[A 2 ,g] est égal à e[A,pk{E 2 }], - e[A 3 ,g] est égal à e[A,pk{E 3 }], - e[A 4 ,g] est égal à e[A,pk{E 4 }], - e[A 5 ,g] est égal à e[A,W], et, lors de la transmission des valeurs B, B 1 , B 2 , B 3 , C 3 , C 4 , D du dispositif utilisateur U 2 vers le dispositif utilisateur U 1 , le dispositif de gestion E 1 vérifie si : - e[B 1 ,g] est égal à e[B,pk{E 1 }], - e[B 2 ,g] est égal à e[B,pk{E 2 }], - e[B 3 ,g] est égal à e[B,W], - e[C 3 ,g] est égal à e[D,pk{E 3 }], - e[C 4 ,g] est égal à e[D,pk{E 4 }]. - e[D,g] est égal à e[A,B], le procédé de calcul étant stoppé dès lors que le nombre d’égalités non vérifiées atteint un seuil donné. Dans des modes particuliers de mise en œuvre, suite à la réception de la valeur D en provenance du dispositif utilisateur U 2 , le dispositif utilisateur U 1 calcule une valeur D’ égale à A v et vérifie que ladite valeur D’ est égale à ladite valeur D, le procédé de calcul étant stoppé si ladite égalité n’est pas vérifiée. Dans des modes particuliers de mise en œuvre, un dispositif utilisateur U i , i allant de 1 à 2, est associé à une clé publique pk{U i } ainsi qu’à une clé privée sk{U i }, et : - le dispositif utilisateur U 1 détermine, au moyen de sa clé privée sk{U 1 }, une signature σ 1 d’un message fonction de pk{U 1 }, pk{U 2 }, A, A 1 , A 2 , A 3 , A 4 , A 5 et N 1 , où N 1 est une valeur aléatoire, la signature σ 1 et la valeur N 1 étant également transmises au dispositif utilisateur U 2 via le dispositif de gestion E 1 , - le dispositif utilisateur U 2 détermine, au moyen de sa clé privée sk{U 2 }, une signature σ 2 d’un message fonction de pk{U 1 }, pk{U 2 }, B, D, B 1 , B 2 , B 3 et N 2 , où N 2 est une valeur aléatoire, ainsi qu’une signature σ 3 d’un message fonction de pk{U 1 }, pk{U 2 }, B, D, C 3 , C 4 et N 3 , où N 3 est une valeur aléatoire, les signatures σ 2 , σ 3 et les valeurs N 2 , N 3 étant également transmises au dispositif utilisateur U 1 via le dispositif de gestion E 1 , la signature σ 1 étant vérifiée par le dispositif de gestion E 1 avant sa transmission au dispositif utilisateur U 2 , ainsi que par ledit dispositif utilisateur U 2 après transmission, et les signatures σ 2 et σ 3 étant vérifiées par le dispositif de gestion E 1 avant leurs transmissions respectives au dispositif utilisateur U 1 , ainsi que par ledit dispositif utilisateur U 1 après transmission, le procédé de calcul étant stoppé dès lors que le nombre de signatures non vérifiées atteint un seuil donné. La valeur aléatoire N 1 correspond par exemple à un nombre de type «nonce», cette désignation étant bien connue de l’homme de l’art. Cette remarque s’applique également aux autres valeurs aléatoires N 2 , N 3 et N 4 décrites ci-après. Selon un deuxième aspect, l’invention concerne un procédé de communication entre deux dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 au cours d’une session de communication mise en œuvre via un réseau de communication géré par au moins un dispositif de gestion E 1 , ladite session de communication étant sécurisée au moyen d’une clé de session pouvant faire l’objet d’au moins une demande de récupération autorisée par un dispositif d’autorisation E 2 et émise par un dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 , un dispositif utilisateur U i , i allant de 1 à 2, étant associé à une clé publique pk{U i } ainsi qu’à une clé privée sk{U i }, un dispositif E j , j allant de 1 à 4, étant associé à une clé publique pk{E j } ainsi qu’à une clé privée sk{E j }, pk{E j } étant égale à g sk{E j } où g est un générateur d’un groupe d’ordre premier p, une valeur publique W égale à g sk{E 3 }sk{E 4 } ayant été calculée par au moins un dispositif de récupération E 3 , E 4 , ladite clé de session étant calculée conformément à un procédé de calcul selon l’invention. Dans des modes particuliers de mise en œuvre, un dispositif utilisateur U i , i allant de 1 à 2, est associé à une clé publique pk{U i } ainsi qu’à une clé privée sk{U i }, et la clé de session est calculée conformément à un procédé de calcul selon l’invention. Selon un troisième aspect, l’invention concerne un procédé de récupération d’une clé de session au moyen de laquelle une session de communication entre deux dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 peut être sécurisée, ladite session de communication étant mise en œuvre via un réseau de communication géré par au moins un dispositif de gestion E 1 , ledit procédé de récupération étant mis en œuvre suite à au moins une demande de récupération de ladite clé de session autorisée par un dispositif d’autorisation E 2 et émise par un dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 , un dispositif E j , j allant de 1 à 4, étant associé à une clé publique pk{E j } ainsi qu’à une clé privée sk{E j }, pk{E j } étant égale à g sk{E j } où g est un générateur d’un groupe d’ordre premier p, une valeur publique W égale à g sk{E 3 }sk{E 4 } ayant été calculée par au moins un dispositif de récupération E 3 , E 4 , et ladite clé de session étant calculée conformément à un procédé de calcul l’invention. Ledit procédé de récupération comporte des étapes de: - transmission, par le dispositif de gestion E 1 , de la valeur D au dispositif d’autorisation E 2 ainsi que de la valeur C 4 au dispositif de récupération E 3 si ladite au moins une demande de récupération est émise par ledit dispositif E 3 et/ou de la valeur C 3 au dispositif de récupération E 4 si ladite au moins une demande de récupération est émise par ledit dispositif E 4 , - calcul, par le dispositif de gestion E 1 , d’une valeur T 1 égale à Dα 1 sk{E 1 } et transmise audit dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 , - calcul, par le dispositif d’autorisation E 2 , d’une valeur T 2 égale à Dα 2 sk{E 2 } et transmise audit dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 , - calcul, par ledit dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 , d’une valeur T 3 égale à C 4 ( α 3 + α 4 )sk{E 3 } si la demande de récupération est émise par ledit dispositif E 3 et/ou d’une valeur T 4 égale à C 3 ( α 3 + α 4 )sk{E 4 } si la demande de récupération est émise par ledit dispositif E 4 , - calcul, par ledit dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 , d’une valeur K 3 égale à T 1 x T 2 x T 3 et/ou d’une valeur K 4 égale à T 1 x T 2 x T 4 , les valeurs K 3 et K 4 correspondant à ladite clé de session récupérée. Il importe de noter que dans l’écriture des valeurs T 1 et T 2 , la valeur D est respectivement élevée à la puissance α 1 x sk{E 1 } et α 2 x sk{E 2 }. De manière similaire, dans l’écriture des valeurs T 3 et T 4 , les valeurs C 4 et C 3 sont respectivement élevées aux puissances (α 3 + α 4 ) x sk{E 3 } et (α 3 + α 4 ) x sk{E 4 }. Le procédé de récupération selon l’invention offre donc la possibilité aux deux dispositifs de récupération E 3 et E 4 de récupérer la clé session que les dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 ont calculée et qu’ils utilisent pour communiquer entre eux au cours de la session de communication. La récupération de ladite clé de session par les dispositifs de récupération E 3 , E 4 s’effectue de manière complètement invisible (i.e. indétectable) pour lesdits dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 . Cela résulte du fait que la récupération de la clé de session ne nécessite pas de valeurs connues seulement desdits dispositifs utilisateurs U 1 ou U 2 . De manière plus spécifique, le dispositif de gestion E 1 et le dispositif d’autorisation E 2 utilisent tous les deux, lors du procédé de récupération, la valeur D initialement échangées entre les dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 lors du procédé de calcul de la clé de session (la valeur D est dès lors vue comme une valeur pivot à partir de laquelle des valeurs intermédiaires représentées par T 1 et T 2 sont calculées), le calcul de la valeur T 3 (respectivement T 4 ) par le dispositif de récupération E 3 (respectivement E 4 ) ne se basant nullement sur cette valeur D. Autrement dit, et contrairement à l’état de la technique, chacun des dispositifs de récupération E 3 , E 4 utilise des valeurs qui lui sont propres pour déterminer la dernière valeur T 3 , T 4 à partir de laquelle il est possible de récupérer la clé de session. Par ailleurs, il est particulièrement avantageux que les dispositifs de récupération E 3 , E 4 récupèrent la clé de session respectivement à partir des valeurs T 3 , T 4 . En effet, le procédé de récupération a pour avantage de permettre aux dispositifs de récupération E 3 , E 4 de récupérer la clé de session de manière indépendante l’un vis-à-vis de l’autre étant donné que chacun de ces dispositifs utilise une valeur différente, et donc in fine une clé publique qui lui est propre. Le fait que la clé de session puisse être récupérée de manière indépendante par les dispositifs de récupération E 3 , E 4 a son importance dans de multiples contextes, en particulier lorsque les entités de récupération qui détiennent respectivement lesdits dispositifs de récupération sont indépendantes entre elles, et doivent le demeurer. Dans des modes particuliers de mise en œuvre, le procédé de récupération peut comporter en outre l’une ou plusieurs des caractéristiques suivantes, prises isolément ou selon toutes les combinaisons techniquement possibles. Dans des modes particuliers de mise en œuvre, indépendamment du nombre de demande de récupération émise: - la valeur C 3 est également transmise par le dispositif de gestion E 1 au dispositif de récupération E 3 , - la valeur C 4 est également transmise par le dispositif de gestion E 1 au dispositif de récupération E 4 . De telles dispositions permettent de renforcer la sécurité du procédé de récupération en ce que cela permet d’éviter la détermination de l’origine d’une demande de récupération. En effet, étant donné que chaque dispositif de récupération E 3 , E 4 reçoit les deux valeurs C 3 , C 4 , il devient impossible de distinguer ces dispositifs de récupération E 3 , E 4 entre eux en ce qui concerne leurs demandes de récupération éventuelles. Dans des modes particuliers de mise en œuvre, ladite clé de session est calculée conformément à un procédé de calcul selon l’invention, et : - le dispositif de gestion E 1 transmet, avant les calculs des valeurs T 2 ainsi que T 3 et/ou T 4 , les signatures σ 1 , σ 2 , σ 3 ainsi que les valeurs A, A 1 , A 2 , A 3 , A 4 , A 5 , N 1 , B, B 1 , B 2 , B 3 , N 2 , N 3 au dispositif d’autorisation E 2 ainsi qu’au dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 , - le dispositif d’autorisation E 2 vérifie les signatures σ 1 , σ 2 , σ 3 avant le calcul de la valeur T 2 , - ledit dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 vérifie les signatures σ 1 , σ 2 , σ 3 avant le calcul de la valeur T 3 et/ou T 4 , le procédé de récupération étant stoppé dès lors que le nombre de signatures non vérifiées atteint un seuil donné. Selon un quatrième aspect, l’invention concerne un ensemble de programmes d’ordinateur comportant des instructions pour la mise en œuvre d’un procédé de calcul d’une clé de session selon l’invention ou d’un procédé de communication selon l’invention ou d’un procédé de récupération selon l’invention lorsque ledit ensemble de programmes est exécuté par un ou plusieurs ordinateurs. Un programme dudit ensemble de programmes peut utiliser n’importe quel langage de programmation, et être sous la forme de code source, code objet, ou de code intermédiaire entre code source et code objet, tel que dans une forme partiellement compilée, ou dans n’importe quelle autre forme souhaitable. Selon un cinquième aspect, l’invention concerne un support d’informations ou d’enregistrement lisible par un ordinateur sur lequel est enregistré un ensemble de programmes d’ordinateur selon l’invention ou un programme d’ordinateur appartenant à un ensemble de programmes d’ordinateur selon l’invention. Le support d'informations ou d’enregistrement peut être n'importe quelle entité ou dispositif capable de stocker le ou les programmes. Par exemple, le support peut comporter un moyen de stockage, tel qu'une ROM, par exemple un CD ROM ou une ROM de circuit microélectronique, ou encore un moyen d'enregistrement magnétique, par exemple une disquette (floppy disc) ou un disque dur. D'autre part, le support d'informations ou d’enregistrement peut être un support transmissible tel qu'un signal électrique ou optique, qui peut être acheminé via un câble électrique ou optique, par radio ou par d'autres moyens. L’ensemble de programmes selon l'invention, ou un programme dudit ensemble de programmes, peut être en particulier téléchargé sur un réseau de type Internet. Alternativement, le support d'informations ou d’enregistrement peut être un circuit intégré dans lequel le ou les programmes sont incorporés, le circuit étant adapté pour exécuter ou pour être utilisé dans l'exécution du procédé en question. Selon un sixième aspect, l’invention concerne un dispositif utilisateur U 1 pour le calcul d’une clé de session pour la sécurisation d’une session de communication entre ledit dispositif utilisateur U 1 et un dispositif utilisateur U 2 , ladite session de communication étant mise en œuvre via un réseau de communication géré par un dispositif de gestion E 1 , la clé de session pouvant faire l’objet d’au moins une demande de récupération autorisée par un dispositif d’autorisation E 2 et émise par un dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 , un dispositif E j , j allant de 1 à 4, étant associé à une clé publique pk{E j } ainsi qu’à une clé privée sk{E j }, pk{E j } étant égale à g sk{E j } où g est un générateur d’un groupe d’ordre premier p. Ledit dispositif utilisateur U 1 comporte: - un premier module de calcul, configuré pour calculer des valeurs A, A 1 , A 2 , A 3 , A 4 , A 5 respectivement égales à g u , pk{E 1 } u , pk{E 2 } u , pk{E 3 } u , pk{E 4 } u , W u , u étant une valeur secrète du dispositif U 1 , et W étant une valeur publique calculée par au moins un dispositif de récupération E 3 , E 4 et égale à g sk{E 3 }sk{E 4 } , - un module de communication, configuré pour transmettre lesdites valeurs A, A 1 , A 2 , A 3 , A 4 , A 5 au dispositif utilisateur U 2 via le dispositif de gestion E 1 , ledit module de communication étant en outre configuré pour recevoir, en provenance du dispositif utilisateur U 2 et via le dispositif de gestion E 1 , des valeurs B, B 1 , B 2 , B 3 , C 3 , C 4 , D calculées par ledit dispositif utilisateur U 2 et respectivement égales à g v , pk{E 1 } v , pk{E 2 } v , W v , A 3 v , A 4 v , A v , v étant une valeur secrète du dispositif U 2 , - un deuxième module de calcul, configuré pour calculer une valeur K 1 égale à B 1 α 1 u x B 2 α 2 u x B 3 ( α 3 + α 4 )u , où α m , m allant de 1 à 4, est une quantité fonction de pk{E 1 }, pk{E 2 }, pk{E 3 }, pk{E 4 } et d’une donnée associée à α m . Selon un septième aspect, l’invention concerne un dispositif utilisateur U 2 pour le calcul d’une clé de session pour la sécurisation d’une session de communication entre ledit dispositif utilisateur U 2 et un dispositif utilisateur U 1 , ladite session de communication étant mise en œuvre via un réseau de communication géré par un dispositif de gestion E 1 , la clé de session pouvant faire l’objet d’au moins une demande de récupération autorisée par un dispositif d’autorisation E 2 et émise par un dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 , un dispositif E j , j allant de 1 à 4, étant associé à une clé publique pk{E j } ainsi qu’à une clé privée sk{E j }, pk{E j } étant égale à g sk{E j } où g est un générateur d’un groupe d’ordre premier p. Ledit dispositif utilisateur U 2 comporte: - un module de communication, configuré pour recevoir, en provenance du dispositif utilisateur U 1 et via le dispositif de gestion E 1 , des valeurs A, A 1 , A 2 , A 3 , A 4 , A 5 calculées par le dispositif utilisateur U 1 et respectivement égales à g u , pk{E 1 } u , pk{E 2 } u , pk{E 3 } u , pk{E 4 } u , W u , u étant une valeur secrète du dispositif U 1 , et W étant une valeur publique calculée par au moins un dispositif de récupération E 3 , E 4 et égale à g sk{E 3 }sk{E 4 } , - un premier module de calcul, configuré pour calculer des valeurs B, B 1 , B 2 , B 3 , C 3 , C 4 , D respectivement égales à g v , pk{E 1 } v , pk{E 2 } v , W v , A 3 v , A 4 v , A v , v étant une valeur secrète du dispositif U 2 , ledit module de communication étant en outre configuré pour transmettre lesdites valeurs B, B 1 , B 2 , B 3 , C 3 , C 4 , D au dispositif U 1 via l’entité de gestion E 1 , - un deuxième module de calcul, configuré pour calculer une valeur K 2 égale à A 1 α 1 v x A 2 α 2 v x A 5 ( α 3 + α 4 )v , où α m , m allant de 1 à 4, est une quantité fonction de pk{E 1 }, pk{E 2 }, pk{E 3 }, pk{E 4 } et d’une donnée associée à α m . Selon un huitième aspect, l’invention concerne un dispositif de gestion E 1 d’un réseau de communication via lequel est destinée à être mise en œuvre une session de communication entre deux dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 , ladite session de communication étant sécurisée au moyen d’une clé de session pouvant faire l’objet d’au moins une demande de récupération autorisée par un dispositif d’autorisation E 2 et émise par un dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 , un dispositif E j , j allant de 1 à 4, étant associé à une clé publique pk{E j } ainsi qu’à une clé privée sk{E j }, pk{E j } étant égale à g sk{E j } où g est un générateur d’un groupe d’ordre premier p. Ledit dispositif de gestion E 1 comporteun module de communication, configuré pour transmettre : - du dispositif utilisateur U 1 vers le dispositif utilisateur U 2 , des valeurs A, A 1 , A 2 , A 3 , A 4 , A 5 respectivement égales à g u , pk{E 1 } u , pk{E 2 } u , pk{E 3 } u , pk{E 4 } u , W u , u étant une valeur secrète du dispositif U 1 , et W étant une valeur publique calculée par au moins un dispositif de récupération E 3 , E 4 et égale à g sk{E 3 }sk{E 4 } , - du dispositif utilisateur U 2 vers le dispositif utilisateur U 1 , des valeurs B, B 1 , B 2 , B 3 , C 3 , C 4 , D respectivement égales à g v , pk{E 1 } v , pk{E 2 } v , W v , A 3 v , A 4 v , A v , v étant une valeur secrète du dispositif U 2 , et comporte en outre: - un module de mémorisation, configuré pour mémoriser au moins C 3 , C 4 , D, - un module de calcul, configuré pour calculer une valeur T 1 égale à Dα 1 sk{E 1 } , où α 1 est un hachage d’une quantité fonction de pk{E 1 }, pk{E 2 }, pk{E 3 }, pk{E 4 } et d’une donnée associée à α 1 , ledit module de communication étant en outre configuré pour transmettre: - la valeur D au dispositif d’autorisation E 2 , - la valeur C 4 au dispositif E 3 si ladite au moins une demande de récupération est émise par ledit dispositif E 3 et/ou la valeur C 3 au dispositif E 4 si ladite au moins une demande de récupération est émise par ledit dispositif E 4 , - la valeur T 1 audit dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 . Selon un neuvième aspect, l’invention concerne un dispositif d’autorisation E 2 pour autoriser au moins une demande de récupération d’une clé de session pour la sécurisation d’une session de communication entre deux dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 , ladite session de communication étant mise en œuvre via un réseau de communication géré par un dispositif de gestion E 1 et ladite au moins une demande de récupération étant émise par un dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 , un dispositif E j , j allant de 1 à 4, étant associé à une clé publique pk{E j } ainsi qu’à une clé privée sk{E j }, pk{E j } étant égale à g sk{E j } où g est un générateur d’un groupe d’ordre premier p. Ledit dispositif d’autorisation E 2 comporteun module de communication, configuré pour: - émettre, à destination dudit au moins un dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 , une autorisation de ladite au moins demande de récupération, - recevoir, en provenance du dispositif de gestion E 1 , une valeur D mémorisée par ledit dispositif de gestion E 1 et égale à A v , A étant égale à g u , u et v étant des valeurs secrètes respectives des dispositifs utilisateurs U 1 et U 2 , et comprend en outre un module de calcul, configuré pour calculer une valeur T 2 égale à Dα 2 sk{E 2 } , où α 2 est un hachage d’une quantité fonction de pk{E 1 }, pk{E 2 }, pk{E 3 }, pk{E 4 } et d’une donnée associée à α 2 , ledit module de communication étant en outre configuré pour transmettre ladite valeur T 2 audit dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 . Selon un dixième aspect, l’invention concerne un dispositif de récupération E 3 , E 4 apte à émettre une demande de récupération d’une clé de session pour la sécurisation d’une session de communication entre deux dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 , ladite session de communication étant mise en œuvre via un réseau de communication géré par un dispositif de gestion E 1 et ladite au moins une demande de récupération étant autorisée par un dispositif d’autorisation E 2 , un dispositif E j , j allant de 1 à 4, étant associé à une clé publique pk{E j } ainsi qu’à une clé privée sk{E j }, pk{E j } étant égale à g sk{E j } où g est un générateur d’un groupe d’ordre premier p. Ledit dispositif de récupération E 3 , E 4 comporte un module de communication configuré pour: - émettre une demande de récupération de la clé de session, - recevoir, en provenance du dispositif de gestion E 1 , une valeur T 1 égale à Dα 1 sk{E 1 } , où α 1 est un hachage d’une quantité fonction de pk{E 1 }, pk{E 2 }, pk{E 3 }, pk{E 4 } et d’une donnée associée à α 1 , ainsi qu’une valeur C 3 égale à A 3 v ou une valeur C 4 égale à A 4 v , A 3 étant égale à pk{E 3 } u et A 4 étant égale à pk{E 4 } u , u et v étant des valeurs secrètes respectives des dispositifs utilisateurs U 1 et U 2 , - recevoir, en provenance du dispositif d’autorisation E 2 , une valeur T 2 égale à Dα 2 sk{E 2 } , où α 2 est un hachage d’une quantité fonction de pk{E 1 }, pk{E 2 }, pk{E 3 }, pk{E 4 } et d’une donnée associée à α 2 . Ledit dispositif de récupération E 3 , E 4 comporte en outre: - un premier module de calcul, configuré pour calculer une valeur publique W égale à g sk{E 3 }sk{E 4 } , - un deuxième module de calcul, configuré pour calculer une valeur T 3 égale à C 4 ( α 3 + α 4 )sk{E 3 } si la valeur reçue en provenance du dispositif de gestion E 1 parmi les valeurs C 3 et C 4 est ladite valeur C 4 ou une valeur T 4 égale à C 3 ( α 3 + α 4 )sk{E 4 } si la valeur reçue en provenance du dispositif de gestion E 1 parmi les valeurs C 3 et C 4 est ladite valeur C 3 , - un troisième module de calcul, configuré pour calculer une valeur K 3 égale à T 1 x T 2 x T 3 ou une valeur K 4 égale à T 1 x T 2 x T 4 . Selon un onzième aspect, l’invention concerne un système de calcul d’une clé de session, ledit système comportant dispositif utilisateur U 1 selon l’invention, un dispositif utilisateur U 2 selon l’invention ainsi qu’un dispositif de gestion E 1 selon l’invention. Selon un douzième aspect, l’invention concerne un système pour la récupération d’une clé de session calculée par un dispositif utilisateur U 1 selon l’invention et également calculée par un dispositif utilisateur U 2 selon l’invention, ledit système comportant un dispositif de gestion E 1 selon l’invention, un dispositif d’autorisation E 2 selon l’invention et deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 selon l’invention. D’autres caractéristiques et avantages de la présente invention ressortiront de la description faite ci-dessous, en référence aux dessins annexés qui en illustrent un exemple de réalisation dépourvu de tout caractère limitatif. Sur les figures : la figure 1 représente schématiquement, dans son environnement, un mode de réalisation d’un système de calcul selon l’invention, ledit système de calcul comportant un dispositif utilisateur U1, un dispositif utilisateur U2 et un dispositif de gestion E1 ; la figure 2 représente schématiquement un exemple d’architecture matérielle du dispositif utilisateur U1 de la figure 1 ; la figure 3 représente schématiquement un exemple d’architecture matérielle du dispositif utilisateur U2 de la figure 1; la figure 4 représente schématiquement un exemple d’architecture matérielle du dispositif de gestion E1 de la figure 1; la figure 5 représente, sous forme d’ordinogramme, les principales étapes d’un procédé de calcul de la clé de session selon l’invention, telles qu’elles sont mises en œuvre par le système de calcul de la figure 1 ; la figure 6 représente, sous forme d’ordinogramme, un premier mode particulier de mise en œuvre du procédé de calcul de la figure 5; la figure 7 représente, sous forme d’ordinogramme, un deuxième mode particulier de mise en œuvre du procédé de calcul de la figure 5; la figure 8 représente, sous forme d’ordinogramme, un troisième mode particulier de mise en œuvre du procédé de calcul de la figure 5; la figure 9 représente schématiquement, dans son environnement, un mode de réalisation d’un système pour la récupération d’une clé de session calculée par les dispositifs U1, U2du système de calcul de la figure 1, ledit système pour la récupération comportant le dispositif de gestion E1, un dispositif d’autorisation E2 ainsi deux dispositifs de récupération E3 et E4 ; la figure 10 représente schématiquement un exemple d’architecture matérielle du dispositif d’autorisation E2 de la figure 9; la figure 11 représente schématiquement un exemple d’architecture matérielle du dispositif de récupération E3 de la figure 1; la figure 12 représente schématiquement un exemple d’architecture matérielle du dispositif de récupération E4 de la figure 1; la figure 13 représente, sous forme d’ordinogramme, les principales étapes du procédé de récupération d’une clé de session selon l’invention, telles qu’elles sont mises en œuvre par le système de récupération de la figure 9; la figure 14 représente, sous forme d’ordinogramme, un mode particulier de mise en œuvre du procédé de récupération de la figure 13. La figure 1 représente schématiquement, dans son environnement, un mode de réalisation d’un système 10 de calcul selon l’invention. Conformément à l’invention, le système 10 de calcul comporte deux dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 . Dans le mode de réalisation illustré par la figure 1, les dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 sont des terminaux mobiles détenus par des entités utilisatrices respectives. Un tel terminal mobile est par exemple un téléphone intelligent ou «smartphone», une tablette numérique, un ordinateur portable, etc. L’entité utilisatrice détenant un dispositif utilisateur U i , i étant un indice allant de 1 à 2, est quant à elle une personne physique. Il convient toutefois de noter qu’aucune limitation n’est attachée à la nature desdits dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 dès lors que ces derniers sont configurés pour émettre et recevoir entre eux, via un réseau de communication, des messages comportant une ou plusieurs valeurs cryptographiques, ainsi que réaliser des calculs sur la base de valeurs cryptographiques, comme cela est décrit plus en détail ultérieurement. Ainsi, il est possible d’envisager qu’au moins un desdits dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 soit un terminal fixe. Par ailleurs, rien n’exclut de considérer que lesdits dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 ne soient pas tous les deux des terminaux. Le réseau de communication utilisé par lesdits dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 pour émettre et recevoir des messages entre eux est géré par au moins un dispositif de gestion E 1 . Ce dispositif de gestion E 1 est typiquement détenu par une entité de gestion. Dans le mode de réalisation illustré par la figure 1, ledit dispositif de gestion E 1 est un ordinateur fixe détenu par une personne physique. Néanmoins, là encore, l’invention reste applicable indépendamment de la nature dudit dispositif de gestion E 1 dès lors que ce dernier est configuré pour, comme cela est décrit plus en détail ultérieurement: - transmettre, via ledit réseau de communication, des messages que les dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 émettent à destination l’un de l’autre, le dispositif de gestion E 1 remplissant donc ainsi une fonction de relais de messages entre les dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 , - réaliser des traitements cryptographiques variés (calculs, voire également vérification de signatures cryptographiques et/ou vérification d’égalités dans des modes particuliers de réalisation), - émettre des messages comportant des valeurs cryptographiques à destination de dispositifs autres que lesdits dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 . Il convient de noter que l’invention reste également applicable dans le cas où l’entité de gestion est une personne morale et/ou au moins une des entités utilisatrices est une personne morale, cet aspect ne constituant pas un facteur limitant de l’invention. Pour la suite de la description, on considère de manière nullement limitative que ledit réseau de communication est un réseau non filaire. Le fait de considérer un réseau de communication non filaire ne constitue cependant qu’une variante de réalisation de l’invention. Rien n’exclut en effet d’envisager un réseau de communication filaire dès lors que les dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 et le dispositif de gestion E 1 sont aptes à l’exploiter, c’est-à-dire aptes à communiquer via celui-ci. Le ou les échanges de messages entre les dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 , et via le dispositif de gestion E 1 , s’effectuent au cours d’une session de communication qui est mise en œuvre via ledit réseau de communication. En outre, et conformément à l’invention, lesdits dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 sont configurés pour calculer, en coopération avec le dispositif de gestion E 1 , une clé de session pour sécuriser une telle session de communication, en mettant en œuvre un procédé de calcul d’une clé de session détaillé ultérieurement. Eu égard à cette coopération entre les différents dispositifs du système 10, ledit système 10 a pour objectif le calcul d’une clé de session. En conséquence, une clé de session est liée à la session de communication pour laquelle elle est calculée. Autrement dit, une session de communication étant par nature limitée dans le temps, la clé de session n’est valide que pour la durée de la session de communication qui lui est associée. En outre, et de manière préférée, deux sessions de communication distinctes sont respectivement associées à deux clés de session distinctes. Par ailleurs, et conformément à l’invention, la clé de session peut faire l’objet d’au moins une demande de récupération autorisée par un dispositif d’autorisation E 2 et émise par un dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 . Comme déjà mentionné auparavant, par «récupération», il est fait référence ici au recouvrement de la clé de session par une entité de récupération. La nature desdits dispositifs d’autorisation E 2 et de récupération E 3 , E 4 , leurs configurations matérielles et logicielles respectives ainsi que les aspects de l’invention relatifs à la possibilité de recouvrer la clé de session sont décrits plus en détail ultérieurement. Chaque dispositif est associé à une clé publique ainsi qu’à une clé privée. Plus précisément, on adopte les notations suivantes: - un dispositif utilisateur U i , i allant de 1 à 2, est associé à une clé publique pk{U i } ainsi qu’à une clé privée sk{U i } (ladite clé publique pk{U i } étant, de manière connue en soi, associée à, i.e. calculée à partir de, la clé privée sk{U i } dans ce mode de réalisation), et - un dispositif E j , j allant de 1 à 4, est associé à une clé publique pk{E j } ainsi qu’à une clé privée sk{E j }, pk{E j } étant égale à g sk{E j } où g est un générateur d’un groupe G d’ordre premier p (ladite clé publique pk{E i } étant, de manière connue en soi, associée à, i.e. calculée à partir de, la clé privée sk{E i } dans ce mode de réalisation). Pour la suite de la description, on considère de manière nullement limitative que le groupe G, le générateur g et le nombre premier p sont des paramètres rendus publics et obtenus au moyen d’une méthode d’initialisation (encore dite «Setup» dans la littérature anglo-saxonne) paramétrée par un paramètre λ dit «paramètre de sécurité» visant à définir un niveau de sécurité homogène entre des algorithmes cryptographiques potentiellement très différents. Plus particulièrement, parler d’un niveau de sécurité défini par le paramètre λ revient à considérer un niveau de sécurité au moins équivalent à celui obtenu grâce à un algorithme symétrique dont la clé comporte λ bits. A titre d’exemple, ledit paramètre de sécurité λ comporte 128 bits. De manière conventionnelle, ladite méthode d’initialisation «Setup» permet également de générer, en sus des paramètres G, g et p, un couplage bilinéaire e sur le groupe G ainsi qu’une fonction de hachage H qui sont également rendus publics. De manière conventionnelle, la fonction de hachage H est apte à transformer toute chaîne de bits en un nombre entier, par exemple un nombre entier compris entre 0 et p-1. Ladite fonction de hachage H peut correspondre à une fonction standardisée, comme par exemple la fonction SHA 256 («SHA» étant l’acronyme de l’expression anglo-saxonne «Secure Hash Algorithm») ou bien encore la fonction SHA 3. La mise en œuvre d’une telle méthode d’initialisation «Setup» s’effectue classiquement grâce à des moyens logiciels adaptés, comme par exemple un programme informatique dédié au calcul cryptographique et exécuté par un dispositif de traitement de type ordinateur. Ledit dispositif de traitement peut être un dispositif externe au système 10 de calcul ou bien encore être l’un des dispositifs dudit système 10 de calcul ou bien encore être l’un desdits dispositifs d’autorisation E 2 ou de récupération E 3 , E 4 . En tout état de cause, ladite méthode d’initialisation «Setup» est bien connue de l’homme de l’art, et n’est donc pas décrite plus avant ici. Il convient toutefois de noter que l’invention ne se limite à la mise en œuvre de ladite méthode d’initialisation «Setup». En effet, toute méthode connue de l’homme de l’art pour générer des clés publiques/privées, notamment via un générateur d’un groupe d’ordre premier, ainsi qu’un couplage bilinéaire sur un tel groupe et une fonction de hachage peut être mise en œuvre, et le choix d’une méthode particulière ne constitue qu’une variante d’implémentation de l’invention. La figure 2 représente schématiquement un exemple d’architecture matérielle du dispositif utilisateur U 1 selon l’invention. Tel qu’illustré par la figure 2, le dispositif utilisateur U 1 selon l’invention dispose de l’architecture matérielle d’un ordinateur. Ainsi, ledit dispositif utilisateur U 1 comporte, notamment, un processeur 1_U 1 , une mémoire vive 2_U 1 , une mémoire morte 3_U 1 et une mémoire non volatile 4_U 1 . Il dispose en outre de moyens de communication 5_U 1 . Les moyens de communication 5_U 1 permettent notamment au dispositif utilisateur U 1 d’émettre, via ledit dispositif de gestion E 1 , des valeurs cryptographiques vers le dispositif utilisateur U 2 , ainsi que recevoir, également via ledit dispositif de gestion E 1 , des valeurs cryptographiques en provenance dudit dispositif utilisateur U 2 . A cet effet, les moyens de communication 5_U 1 comportent une interface de communication compatible avec la nature du réseau de communication, à savoir non filaire dans cet exemple de réalisation. Ainsi, l’interface de communication des moyens de communication 5_U 1 est également non filaire, ainsi qu’apte à mettre en œuvre tout protocole adapté connu de l’homme du métier (Wifi, Bluetooth, 3G, 4G, 5G, etc.). Bien entendu, si, suivant d’autres exemples de réalisation, la nature du réseau de communication était filaire, l’interface de communication serait adaptée en conséquence. La mémoire morte 3_U 1 du dispositif utilisateur U 1 constitue un support d’enregistrement conforme à l’invention, lisible par le processeur 1_U 1 et sur lequel est enregistré un programme d’ordinateur PROG_U 1 conforme à l’invention, comportant des instructions pour l’exécution d’au moins une partie des étapes du procédé de calcul d’une clé de session selon l’invention. Le programme PROG_U 1 définit des modules fonctionnels du dispositif utilisateur U 1 , qui s’appuient ou commandent les éléments matériels 2_U 1 à 5_U 1 dudit dispositif utilisateur U 1 cités précédemment, et qui comprennent notamment: - un premier module de calcul MOD_CALC1_U 1 , configuré pour calculer des valeurs A, A 1 , A 2 , A 3 , A 4 , A 5 respectivement égales à g u , pk{E 1 } u , pk{E 2 } u , pk{E 3 } u , pk{E 4 } u , W u , u étant une valeur secrète du dispositif U 1 tirée aléatoirement dans le groupe Z/pZ, et W étant une valeur publique calculée par au moins un dispositif de récupération E 3 , E 4 et égale à g sk{E 3 }sk{E 4 } , - un module de communication MOD_COM_U 1 , configuré pour transmettre lesdites valeurs A, A 1 , A 2 , A 3 , A 4 , A 5 au dispositif utilisateur U 2 via le dispositif de gestion E 1 , ledit module de communication MOD_COM_U 1 étant en outre configuré pour recevoir, en provenance du dispositif utilisateur U 2 et via le dispositif de gestion E 1 , des valeurs B, B 1 , B 2 , B 3 , C 3 , C 4 , D calculées par ledit dispositif utilisateur U 2 et respectivement égales à g v , pk{E 1 } v , pk{E 2 } v , W v , A 3 v , A 4 v , A v , v étant une valeur secrète du dispositif U 2 tirée aléatoirement dans le groupe Z/pZ, - un deuxième module de calcul MOD_CALC2_U 1 , configuré pour calculer une valeur K 1 égale à B 1 α 1 u x B 2 α 2 u x B 3 ( α 3 + α 4 )u , où α m , m allant de 1 à 4, est une quantité fonction de pk{E 1 }, pk{E 2 }, pk{E 3 }, pk{E 4 } et d’une donnée associée à α m . A titre d’exemple nullement limitatif, ladite quantité est générée en utilisant la fonction de hachage H mentionnée auparavant et obtenue suite à la mise en œuvre de la méthode d’initialisation «Setup». En outre, dans cet exemple, ladite donnée associée à α m correspond audit indice m. En résumé, on a que α m est égal à H(pk{E 1 }, pk{E 2 }, pk{E 3 }, pk{E 4 }, m), la partie de l’argument de H formé des valeurs pk{E 1 }, pk{E 2 }, pk{E 3 }, pk{E 4 } correspondant à une concaténation des bits formant chacune desdites valeurs pk{E 1 }, pk{E 2 }, pk{E 3 }, pk{E 4 }. Il convient toutefois de noter qu’aucune limitation n’est attachée à la fonction de hachage pouvant être considérée pour le calcul de α m. Autrement dit, rien n’exclut de considérer une fonction de hachage qui diffère de ladite fonction H, l’homme de l’art étant en mesure d’avoir accès ou de générer une fonction de hachage différente de H. De plus, rien n’exclut non plus de considérer une donnée associée à α m qui ne soit pas égale à m, comme par exemple une donnée égale à f(m) où f est une fonction strictement croissante à valeurs entières. Enfin, l’invention n’est pas plus limitée par le fait que le calcul de α m s’effectue grâce à une fonction de hachage. Ainsi, rien n’exclut d’envisager toute autre méthode connue de l’homme du métier pour que α m corresponde à une quantité fonction de pk{E 1 }, pk{E 2 }, pk{E 3 }, pk{E 4 } et d’une donnée associée à α m , cette quantité étant de taille réduite par apport à la somme des tailles respectives de pk{E 1 }, pk{E 2 }, pk{E 3 }, pk{E 4 } et de la donnée associée à α m . Dans un exemple particulier de réalisation, lesdits premier et deuxième modules de calcul MOD_CALC1_U 1 , MOD_CALC2_U 1 sont intégrés dans un seul et même module de calcul, dit «module général». A cet effet, ledit module général comporte des moyens configurés de manière matérielle et / ou logicielle pour réaliser les fonctions associées à chacun desdits premier et deuxième module de calcul MOD_CALC1_U 1 , MOD_CALC2_U 1 . Le dispositif utilisateur U 2 selon l’invention dispose également de l’architecture matérielle d’un ordinateur, dont un exemple est illustré de manière schématique par la figure 3 . Ainsi, ledit dispositif utilisateur U 2 comporte, notamment, un processeur 1_U 2 , une mémoire vive 2_U 2 , une mémoire morte 3_U 2 et une mémoire non volatile 4_U 2 . Il dispose en outre de moyens de communication 5_U 2 . Les moyens de communication 5_U 2 permettent notamment au dispositif utilisateur U 2 d’émettre (respectivement recevoir), via ledit dispositif de gestion E 1 , des valeurs cryptographiques vers le dispositif utilisateur U 1 (respectivement en provenance du dispositif utilisateur U 1 ), et sont similaires, au moins en ce qui concerne l’interface de communication, aux moyens de communication 5_U 1 décrits ci-avant pour le dispositif utilisateur U 1 . La mémoire morte 3_U 2 du dispositif utilisateur U 2 constitue un support d’enregistrement conforme à l’invention, lisible par le processeur 1_U 2 et sur lequel est enregistré un programme d’ordinateur PROG_U 2 conforme à l’invention, comportant des instructions pour l’exécution d’au moins une partie des étapes du procédé de calcul d’une clé de session selon l’invention. Le programme PROG_ U 2 définit des modules fonctionnels du dispositif utilisateur U 2 , qui s’appuient ou commandent les éléments matériels 2_U 2 à 5_U 2 dudit dispositif utilisateur U 2 cités précédemment, et qui comprennent notamment : - un module de communication MOD_COM_U 2 , configuré pour recevoir, en provenance du dispositif utilisateur U 1 et via le dispositif de gestion E 1 , lesdites valeurs A, A 1 , A 2 , A 3 , A 4 , A 5 calculées par le dispositif utilisateur U 1 , - un premier module de calcul MOD_CALC1_U 2 , configuré pour calculer lesdites valeurs B, B 1 , B 2 , B 3 , C 3 , C 4 , D, ledit module de communication MOD_CALC1_U 2 étant en outre configuré pour transmettre lesdites valeurs B, B 1 , B 2 , B 3 , C 3 , C 4 , D au dispositif U 1 via l’entité de gestion E 1 , - un deuxième module de calcul MOD_CALC2_U 2 , configuré pour calculer une valeur K 2 égale à A 1 α 1 v x A 2 α 2 v x A 5 ( α 3 + α 4 )v . Dans un exemple particulier de réalisation, lesdits premier et deuxième modules de calcul MOD_CALC1_U 2 , MOD_CALC2_U 2 sont intégrés dans un seul et même module de calcul, dit «module général». A cet effet, ledit module général comporte des moyens configurés de manière matérielle et / ou logicielle pour réaliser les fonctions associées à chacun desdits premier et deuxième module de calcul MOD_CALC1_U 2 , MOD_CALC2_U 2 . Enfin,le dispositif de gestion E 1 selon l’invention dispose également de l’architecture matérielle d’un ordinateur, dont un exemple est illustré de manière schématique par la figure 4 . Ainsi, ledit dispositif de gestion E 1 comporte, notamment, un processeur 1_E 1 , une mémoire vive 2_E 1 , une mémoire morte 3_E 1 et une mémoire non volatile 4_E 1 . Il dispose en outre de moyens de communication 5_E 1 . Les moyens de communication 5_E 1 permettent notamment au dispositif de gestion E 1 de transmettre des valeurs cryptographiques entre les dispositifs utilisateurs U 1 et U 2 et sont similaires, au moins en ce qui concerne l’interface de communication, aux moyens de communication 5_U 1 et 5_U 2 décrits ci-avant pour les dispositifs utilisateurs U 1 et U 2 . La mémoire morte 3_E 1 du dispositif de gestion E 1 constitue un support d’enregistrement conforme à l’invention, lisible par le processeur 1_E 1 et sur lequel est enregistré un programme d’ordinateur PROG_E 1 conforme à l’invention, comportant des instructions pour l’exécution d’au moins une partie des étapes du procédé de calcul d’une clé de session selon l’invention. Le programme PROG_ E 1 définit des modules fonctionnels du dispositif de gestion E 1 , qui s’appuient ou commandent les éléments matériels 2_E 1 à 5_E 1 dudit dispositif de gestion E 1 cités précédemment, et qui comprennent notamment un module de communication MOD_COM_E 1 , configuré pour transmettre : - du dispositif utilisateur U 1 vers le dispositif utilisateur U 2 , lesdites valeurs A, A 1 , A 2 , A 3 , A 4 , A 5 , - du dispositif utilisateur U 2 vers le dispositif utilisateur U 1 , lesdites valeurs B, B 1 , B 2 , B 3 , C 3 , C 4 , D, et qui comprennent en outre un module de mémorisation MOD_MEM_E 1 , configuré pour mémoriser au moins les valeurs C 3 , C 4 , D. A titre d’exemple nullement limitatif, ledit module de mémorisation MOD_MEM_E 1 peut correspondre à tout ou partie la mémoire non volatile 4_E 1 équipant le dispositif de gestion E 1 . Il importe de noter que, conformément à l’invention, lesdits programmes d’ordinateur PROG_U 1 , PROG_U 2 et PROG_E 1 peuvent appartenir à un même ensemble de programmes d’ordinateur, chaque dispositif U 1 , U 2 , E 1 étant apte à obtenir, par exemple via un téléchargement et grâce aux moyens de communication qui l’équipent, le programme PROG_U 1 , PROG_U 2 , PROG_E 1 qui lui est associé à partir dudit ensemble de programmes. La figure 5 représente, sous forme d’ordinogramme, les principales étapes du procédé de calcul de la clé de session selon l’invention, telles qu’elles sont mises en œuvre par le système 10 de calcul de la figure 1. Ledit procédé de calcul est exécuté au cours d’une session de communication entre les dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 , ladite session de communication étant mise en œuvre via le réseau de communication géré par l’entité de gestion E 1 et par exemple initiée par le dispositif utilisateur U 1 . Aucune limitation n’est cependant attachée au dispositif utilisateur à l’origine de ladite session de communication, ce dispositif utilisateur pouvant donc être U 2 en alternative. Pour la suite de la description, on considère que la fonction de hachage utilisée pour le calcul de α m , m allant de 1 à 4, est la fonction de hachage H obtenue suite à la mise en œuvre de la méthode d’initialisation «Setup». Conformément à l’invention, le procédé de calcul est mis en œuvre alors qu’une valeur publique W égale à g sk{E 3 }sk{E 4 } a déjà été calculée par au moins un dispositif de récupération E 3 , E 4 . Ce calcul est mis en œuvre par un premier module de calcul MOD_CALC1_E 3 , MOD_CALC1_E 4 équipant ledit au moins un dispositif de récupération E 3 , E 4 . Comme évoqué auparavant, la configuration matérielle et logicielle dudit au moins un dispositif de récupération E 3 , E 4 , dont notamment ledit module de calcul MOD_CALC1_E 3 , MOD_CALC1_E 4 , est détaillée ultérieurement en rapport avec les aspects de l’invention relatifs à la possibilité de récupérer la clé de session. On comprend bien entendu que si W est calculée par le dispositif de récupération E 3 , ce calcul s’effectue en élevant à la puissance sk{E 3 }, qui est la clé secrète de E 3 , la quantité g sk{E 4 } qui correspond à pk{E 4 } et qui est donc publique. Inversement, si W est calculée par le dispositif de récupération E 4 , ce calcul s’effectue en élevant à la puissance sk{E 4 }, qui est la clé secrète de E 4 , la quantité g sk{E 3 } qui correspond à pk{E 3 } et qui est donc publique. Dans un exemple plus particulier de mise en œuvre, la valeur publique W est calculée par chacune des deux entités de récupération E 3 et E 4 . Procéder ainsi offre la possibilité de vérifier si le calcul de W par au moins une desdites entités de récupération E 3 , E 4 n’est pas entaché d’erreur, une telle erreur pouvant par exemple trouver son origine dans le fait que l’entité de récupération en question est corrompue ou bien encore mal configurée pour exécuter l’invention. De cette manière, il est possible d’empêcher le calcul de la clé de session par les dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 . Dès lors, le procédé de calcul comporte tout d’abord une étape F10 de calcul, par le dispositif utilisateur U 1 , desdites valeurs A, A 1 , A 2 , A 3 , A 4 , A 5 . Cette étape de calcul F10 est mise en œuvre par le premier module de calcul MOD_CALC1_U 1 équipant ledit dispositif utilisateur U 1. Il convient de noter que la valeur secrète u est déterminée au cours de session de communication. Dès lors, la valeur A, qui est elle aussi calculée au cours de ladite session de communication, peut être considérée comme étant une clé publique du dispositif utilisateur U1 dédiée à cette session. Puis, le procédé de calcul comporte une étape F20 de transmission desdites valeurs A, A 1 , A 2 , A 3 , A 4 , A 5 au dispositif utilisateur U 2 via le dispositif de gestion E 1 . Cette étape F20 de transmission est mise en œuvre par les modules de communication MOD_COM_U 1 , MOD_COM_U 2 , MOD_COM_E 1 équipant respectivement lesdits dispositifs U 1 , U 2 , E 1 . Le procédé de calcul comporte alors une étape F30 de calcul, par le dispositif utilisateur U 2 , desdites valeurs B, B 1 , B 2 , B 3 , C 3 , C 4 , D. Cette étape F30 de calcul est mise en œuvre par le premier module de calcul MOD_CALC1_U 2 équipant ledit dispositif utilisateur U 2 . Suivant des dispositions similaires à celles mentionnées ci-avant en ce qui concerne la valeur A, la valeur secrète v est déterminée au cours de la session de communication. Dès lors, la valeur B, qui est elle aussi calculée au cours de ladite session de communication, peut être considérée comme étant une clé publique du dispositif utilisateur U2 dédiée à cette session. Puis, le procédé de calcul comporte une étape F40 de transmission desdites valeurs B, B 1 , B 2 , B 3 , C 3 , C 4 , D au dispositif utilisateur U 1 via le dispositif de gestion E 1 qui mémorise C 3 , C 4 et D au cours de cette transmission. Cette étape F40 de transmission est mise en œuvre par les modules de communication MOD_COM_U 1 , MOD_COM_U 2 , MOD_COM_E 1 équipant respectivement lesdits dispositifs U 1 , U 2 , E 1 . En outre, ladite mémorisation est mise en œuvre par le module de mémorisation MOD_MEM_E 1 équipant ledit dispositif de gestion E 1 . Le procédé de calcul comporte également une étape F50 de calcul, par le dispositif utilisateur U 1 , de ladite valeur K 1 égale à B 1 α 1 u x B 2 α 2 u x B 3 ( α 3 + α 4 )u . Ladite étape F50 de calcul est mise en œuvre par le deuxième module de calcul MOD_CALC2_U 1 équipant le dispositif utilisateur U 1 . Le dispositif utilisateur U2, quant à lui, calcule au cours d’une étape F60 du procédé de calcul ladite valeur K 2 égale à A 1 α 1 v x A 2 α 2 v x A 5 ( α 3 + α 4 )v . Ladite étape F760 de calcul est mise en œuvre par le deuxième module de calcul MOD_CALC2_U 2 équipant le dispositif utilisateur U 2 . Aucune limitation n’est attachée à l’ordre dans lequel lesdites étapes de calcul F50 et F60 sont exécutées. Par exemple, l’étape de calcul F50 est exécutée avant l’étape de calcul F60, ou bien inversement. Selon encore un autre exemple, lesdites étapes de calcul F50 et F60 sont exécutées de manière synchronisée. En définitive, à l’issue du procédé de calcul, les dispositifs utilisateurs U 1 et U 2 sont respectivement en possession des valeurs K 1 et K 2 . Or, ces valeurs K 1 et K 2 sont égales entre elles, comme cela peut être vérifié aisément. Lesdites valeurs K 1 et K 2 correspondent dès lors à ladite clé de session à partir de laquelle lesdits dispositifs utilisateurs U 1 et U 2 peuvent communiquer de manière sécurisée au cours de la session de communication. La suite de la description vise à détailler différents modes de mise en œuvre du procédé de calcul, dans lesquels une ou plusieurs vérifications sont effectuées afin de déterminer si les différentes valeurs respectivement calculées par les dispositifs U 1 , U 2 et E 1 sont erronées ou non, et, en cas de calcul erroné, permettre l’arrêt dudit procédé de calcul. La figure 6 représente, sous forme d’ordinogramme, un premier mode particulier de mise en œuvre du procédé de calcul de la figure 5. Dans ledit premier mode particulier illustré par la figure 6, le couplage bilinéaire intervenant dans les calculs de vérification détaillés ci-après est le couplage bilinéaire e obtenu suite à la mise en œuvre de la méthode d’initialisation «Setup». Tel qu’illustré par la figure 6, et dans un premier temps, au cours de l’étape F20 le dispositif de gestion E 1 vérifie (par exemple grâce à un module de vérification non illustré sur les figures), lors de la transmission des valeurs A, A 1 , A 2 , A 3 , A 4 , A 5 du dispositif utilisateur U 1 vers le dispositif utilisateur U 2 , si: - e[A 1 ,g] est égal à e[A,pk{E 1 }], - e[A 2 ,g] est égal à e[A,pk{E 2 }], - e[A 3 ,g] est égal à e[A,pk{E 3 }], - e[A 4 ,g] est égal à e[A,pk{E 4 }], - e[A 5 ,g] est égal à e[A,W]. Puis, dans un deuxième temps, au cours de l’étape F40 le dispositif de gestion E 1 vérifie, lors de la transmission des valeurs B, B 1 , B 2 , B 3 , C 3 , C 4 , D du dispositif utilisateur U 2 vers le dispositif utilisateur U 1 , si : - e[B 1 ,g] est égal à e[B,pk{E 1 }], - e[B 2 ,g] est égal à e[B,pk{E 2 }], - e[B 3 ,g] est égal à e[B,W], - e[C 3 ,g] est égal à e[D,pk{E 3 }], - e[C 4 ,g] est égal à e[D,pk{E 4 }]. - e[D,g] est égal à e[A,B]. Le procédé de calcul est alors stoppé dès lors que le nombre d’égalités non vérifiées atteint un seuil donné. Aucune limitation n’est attachée à la valeur dudit seuil. Par exemple, le procédé de calcul peut être stoppé dès que la première égalité considérée n’est pas vérifiée. En outre, il importe de noter que l’ordre dans lequel lesdites égalités sont considérées au cours de chaque transmission (étape F20 ou étape F40) n’est pas limitatif, le choix d’un ordre particulier ne constituant qu’une variante d’implémentation de l’invention. La figure 7 représente, sous forme d’ordinogramme, un deuxième mode particulier de mise en œuvre du procédé de calcul de la figure 5. Dans ledit deuxième mode particulier illustré par la figure 7, le dispositif utilisateur U 1 calcule (étape F45_1, par exemple mise en œuvre grâce à un troisième module de calcul du dispositif utilisateur U 2 non illustré sur les figures), suite à la réception de la valeur D en provenance du dispositif utilisateur U 2 , une valeur D’ égale à A v et vérifie (par exemple grâce à un module de vérification non illustré sur les figures) que ladite valeur D’ est égale à ladite valeur D. Le procédé de calcul étant alors stoppé si ladite égalité entre les valeurs D’ et D n’est pas vérifiée. La figure 8 représente, sous forme d’ordinogramme, un troisième mode particulier de mise en œuvre du procédé de calcul de la figure 5. Dans ledit troisième mode particulier illustré par la figure 8, différentes signatures cryptographiques sont calculées par les dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 , ces signatures étant en outre vérifiées. Plus particulièrement, le dispositif utilisateur U 1 détermine (étape F15, par exemple mise en œuvre grâce à un module de détermination de signature du dispositif utilisateur U 1 non illustré sur les figures), au moyen de sa clé privée sk{U 1 }, une signature σ 1 d’un message M 1 fonction de pk{U 1 }, pk{U 2 }, A, A 1 , A 2 , A 3 , A 4 , A 5 et N 1 , où N 1 est une valeur aléatoire, la signature σ 1 et la valeur N 1 étant également transmises au dispositif utilisateur U 2 via le dispositif de gestion E 1 . Le dispositif utilisateur U 2 , quant à lui, détermine (étape F35, par exemple mise en œuvre grâce à un module de détermination de signature du dispositif utilisateur U 2 non illustré sur les figures), au moyen de sa clé privée sk{U 2 }, une signature σ 2 d’un message M 2 fonction de pk{U 1 }, pk{U 2 }, B, D, B 1 , B 2 , B 3 et N 2 , où N 2 est une valeur aléatoire, ainsi qu’une signature σ 3 d’un message M 3 fonction de pk{U 1 }, pk{U 2 }, B, D, C 3 , C 4 et N 3 , où N 3 est une valeur aléatoire, les signatures σ 2 , σ 3 et les valeurs N 2 , N 3 étant également transmises au dispositif utilisateur U 1 via le dispositif de gestion E 1 . Enfin, la signature σ 1 est vérifiée (étape F20) par le dispositif de gestion E 1 avant sa transmission au dispositif utilisateur U 2 , ainsi que par ledit dispositif utilisateur U 2 (étape F25) après transmission. De plus, les signatures σ 2 et σ 3 sont vérifiées (étape F40) par le dispositif de gestion E 1 avant leurs transmissions respectives au dispositif utilisateur U 1 , ainsi que par ledit dispositif utilisateur U 1 (étape F45_2) après transmission. Ces vérifications sont par exemple mises en œuvre par des modules de vérification équipant respectivement le dispositif utilisateur U 2 et le dispositif de gestion E 1 , et non illustrés sur les figures. Le procédé de calcul est stoppé dès lors que le nombre de signatures non vérifiées atteint un seuil donné. Par exemple, ce seuil peut être égal à 1. La notion de signature cryptographique (encore nommée signature numérique ou bien signature électronique), ainsi que celle de vérification d’une signature cryptographique, sont bien connues de l’homme de l’art, et ne sont par conséquent pas détaillées plus avant ici. On rappelle uniquement que la détermination et la vérification de telles signatures permet d’authentifier les dispositifs à l’origine des calculs des différentes données et valeurs échangées sur le réseau de communication. Il importe de noter que lesdits premier, deuxième et troisième modes particuliers, décrits ci-avant en référence respectivement aux figures 7, 8 et 9, sont combinables entre eux selon toutes combinaisons techniquement opérables. Par exemple, lesdits premier et deuxième modes particuliers peuvent être mis en œuvre au cours du procédé de calcul. Selon un autre exemple, lesdits deuxième et troisième modes particuliers peuvent être mis en œuvre au cours dudit procédé de calcul. Dans un exemple préféré, lesdits premier, deuxième et troisième modes particuliers sont tous les trois mis en œuvre au cours du procédé de calcul. Procéder de cette manière permet avantageusement d’optimiser la sécurité dudit procédé de calcul. Une fois la clé de session K 1 , K 2 calculée par les dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 , lesdits dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 peuvent communiquer de manière sécurisée en mettant en œuvre un procédé de communication selon l’invention. La mise en œuvre d’un tel procédé de communication s’effectue de manière connue en soi, les dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 utilisant ladite clé de session pour chiffrer les messages qu’ils souhaitent s’échanger via le réseau de communication géré par le dispositif de gestion E 1 et pendant la session de communication au cours de laquelle a été calculée la clé de session. Comme mentionné auparavant, la clé de session K 1 , K 2 peut faire l’objet d’au moins une demande de récupération autorisée par le dispositif d’autorisation E 2 et émise par un dispositif de récupération parmi lesdits deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 . La suite de la description vise à détailler désormais les aspects de l’invention liés à la récupération de ladite clé de session K 1 , K 2 par lesdits dispositifs de récupération E 3 , E 4 . La figure 9 représente schématiquement, dans son environnement, un mode de réalisation d’un système 20 pour la récupération de la clé de session K 1 , K 2 calculée par lesdits dispositifs U 1 , U 2 . Le système 20 pour la récupération de la clé de session K 1 , K 2 comporte le dispositif de gestion E 1 du système 10 de calcul décrit ci-avant en référence à la figure 1. Par ailleurs, et tel qu’illustré par la figure 9, ledit système 20 pour la récupération de la clé de session K 1 , K 2 comporte ledit dispositif d’autorisation E 2 , ce dernier étant détenu par une entité de gestion. Dans le présent mode de réalisation, ledit dispositif d’autorisation E 2 est un ordinateur fixe détenu par une personne physique. Il convient toutefois de noter qu’aucune limitation n’est attachée à la nature dudit dispositif d’autorisation E 2 dès lors que ce dernier est configuré pour émettre et recevoir, via le réseau de communication, des messages comportant une ou plusieurs valeurs cryptographiques, ainsi que réaliser des traitements cryptographiques variés (calculs, voire également vérification de signatures cryptographiques), comme cela est décrit plus en détail ultérieurement. Enfin, et tel qu’illustré par la figure 9, le système 20 pour la récupération de la clé de session K 1 , K 2 comporte également lesdits deux dispositifs de récupération E 3 et E 4 respectivement détenus par deux entités de récupération distinctes. Dans le présent mode de réalisation, chaque dispositif de récupération E 3 , E 4 est un ordinateur fixe détenu par une personne physique. Néanmoins, là encore, l’invention reste applicable indépendamment de la nature desdits deux dispositifs de récupération E 3 et E 4 , dès lors que chaque dispositif de récupération est configuré pour recevoir, via le réseau de communication, des messages comportant une ou plusieurs valeurs cryptographiques, ainsi que réaliser des traitements cryptographiques variés (calculs, voire également vérification de signatures cryptographiques), comme cela est décrit plus en détail ultérieurement. Il convient par ailleurs de noter que l’invention reste également applicable dans le cas où l’entité d’autorisation est une personne morale et/ou au moins une des entités de récupération est une personne morale, cet aspect ne constituant pas un facteur limitant de l’invention. Conformément à l’invention, le dispositif de gestion E 1 , le dispositif d’autorisation E 2 ainsi que le dispositif de récupération E 3 ou le dispositif de récupération E 4 sont configurés pour coopérer entre eux afin que lesdits dispositifs de récupération E 3 et/ou E 4 puissent récupérer la clé de session K 1 , K 2 au cours de la session de communication lors de laquelle ladite clé de session K 1 , K 2 est calculée par les dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 , en mettant en œuvre un procédé de récupération de ladite clé de session K 1 , K 2 selon l’invention. Comme déjà mentionné auparavant, le programme PROG_E 1 du dispositif de gestion E 1 définit un module de communication MOD_COM_E 1 ainsi qu’un module de mémorisation MOD_MEM_E 1 . Ledit programme PROG_E 1 définit également un module de calcul MOD_CALC_E 1 , configuré pour calculer une valeur T 1 égale à Dα 1 sk{E 1 } . Par ailleurs, outre les fonctions de transfert de valeurs entre les dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 qui lui revient de mettre en œuvre et qui sont décrites ci-avant, ledit module de communication MOD_COM_E 1 est également configuré pourtransmettre: - la valeur D au dispositif d’autorisation E 2 , - la valeur C 4 au dispositif E 3 si ladite au moins une demande de récupération est émise par ledit dispositif E 3 et/ou la valeur C 3 au dispositif E 4 si ladite au moins une demande de récupération est émise par ledit dispositif E 4 , - la valeur T 1 à chacun des dispositifs de récupération E 3 , E 4 ayant émis une demande de récupération de la clé de session K 1 , K 2 . La figure 10 représente schématiquement un exemple d’architecture matérielle du dispositif d’autorisation E 2 selon l’invention. Tel qu’illustré par la figure 10, le dispositif d’autorisation E 2 selon l’invention dispose de l’architecture matérielle d’un ordinateur. Ainsi, ledit dispositif d’autorisation E 2 comporte, notamment, un processeur 1_E 2 , une mémoire vive 2_E 2 , une mémoire morte 3_E 2 et une mémoire non volatile 4_E 2 . Il dispose en outre de moyens de communication 5_E 2 . Les moyens de communication 5_E 2 permettent notamment au dispositif d’autorisation E 2 d’émettre (respectivement recevoir) des valeurs cryptographiques vers les dispositifs de récupération E 3 , E 4 (respectivement en provenance du dispositif de gestion E 1 ), ainsi que d’émettre un message d’autorisation d’une demande de récupération, et sont similaires, au moins en ce qui concerne l’interface de communication, aux moyens de communication décrits ci-avant pour les dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 ou bien pour le dispositif de gestion E 1 . La mémoire morte 3_E 2 du dispositif d’autorisation E 2 constitue un support d’enregistrement conforme à l’invention, lisible par le processeur 1_E 2 et sur lequel est enregistré un programme d’ordinateur PROG_E 2 conforme à l’invention, comportant des instructions pour l’exécution d’au moins une partie des étapes du procédé de récupération de la clé de session K 1 , K 2 selon l’invention. Le programme PROG_E 2 définit des modules fonctionnels du dispositif d’autorisation E 2 , qui s’appuient ou commandent les éléments matériels 2_E 2 à 5_E 2 dudit dispositif d’autorisation E 2 cités précédemment, et qui comprennent notammentun module de communication MOD_COM_E 2 , configuré pour: - émettre, à destination dudit au moins un dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 , une autorisation de ladite au moins demande de récupération, - recevoir, en provenance du dispositif de gestion E 1 , la valeur D mémorisée par ledit dispositif de gestion E 1 et égale à A v , et qui comprennent en outre un module de calcul MOD_CALC_E 2 , configuré pour calculer une valeur T 2 égale à Dα 2 sk{E 2 } , ledit module de communication MOD_COM_E 2 étant en outre configuré pour transmettre ladite valeur T 2 audit dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 . A titre d’exemple nullement limitatif, l’émission d’une autorisation de ladite au moins demande de récupération s’effectue grâce à un message dont le format est conforme à une norme de télécommunication donnée. La figure 11 représente schématiquement un exemple d’architecture matérielle du dispositif de récupération E 3 selon l’invention. Tel qu’illustré par la figure 11, le dispositif de récupération E 3 selon l’invention dispose de l’architecture matérielle d’un ordinateur. Ainsi, ledit dispositif de récupération E 3 comporte, notamment, un processeur 1_E 3 , une mémoire vive 2_E 3 , une mémoire morte 3_E 3 et une mémoire non volatile 4_E 3 . Il dispose en outre de moyens de communication 5_E 3 . Les moyens de communication 5_E 3 permettent notamment au dispositif de récupération E 3 de recevoir des valeurs cryptographiques en provenance du dispositif de gestion E 1 et du dispositif d’autorisation E 2 , et sont similaires, au moins en ce qui concerne l’interface de communication, aux moyens de communication décrits ci-avant pour les dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 , le dispositif de gestion E 1 ou bien encore le dispositif d’autorisation E 2 . La mémoire morte 3_E 3 du dispositif de récupération E 3 constitue un support d’enregistrement conforme à l’invention, lisible par le processeur 1_E 3 et sur lequel est enregistré un programme d’ordinateur PROG_E 3 conforme à l’invention, comportant des instructions pour l’exécution d’au moins une partie des étapes du procédé de récupération de la clé de session K 1 , K 2 selon l’invention. Le programme PROG_E 3 définit des modules fonctionnels du dispositif de récupération E 3 , qui s’appuient ou commandent les éléments matériels 2_E 3 à 5_E 3 dudit dispositif d’autorisation E 3 cités précédemment, et qui comprennent notammentun module de communication MOD_COM_E 3 , configuré pour: - émettre une demande de récupération de la clé session K 1 , K 2 , - recevoir, en provenance du dispositif de gestion E 1 , ladite valeur T 1 ainsi que ladite valeur C 4 , - recevoir, en provenance du dispositif d’autorisation E 2 , ladite valeur T 2 , et qui comprennent en outre: - ledit premier module de calcul MOD_CALC1_E 3 , configuré pour calculer ladite valeur publique W, comme déjà mentionné auparavant, - un deuxième module de calcul MOD_CALC2_E 3 , configuré pour calculer une valeur T 3 égale à C 4 ( α 3 + α 4 )sk{E 3 } , - un troisième module de calcul MOD_CALC3_E 3 , configuré pour calculer une valeur K 3 égale à T 1 x T 2 x T 3 . A titre d’exemple nullement limitatif, l’émission d’une demande de récupération s’effectue grâce à un message dont le format est conforme à une norme de télécommunication donnée, typiquement la même norme que celle utilisée par le dispositif d’autorisation E 2 pour l’émission d’un message d’autorisation. La figure 12 représente schématiquement un exemple d’architecture matérielle du dispositif de récupération E 4 selon l’invention. Tel qu’illustré par la figure 12, le dispositif de récupération E 4 selon l’invention dispose de l’architecture matérielle d’un ordinateur. Ainsi, ledit dispositif de récupération E 4 comporte, notamment, un processeur 1_E 4 , une mémoire vive 2_E 4 , une mémoire morte 3_E 4 et une mémoire non volatile 4_E 4 . Il dispose en outre de moyens de communication 5_E 4 . Les moyens de communication 5_E 4 permettent notamment au dispositif de récupération E 4 de recevoir des valeurs cryptographiques en provenance du dispositif de gestion E 1 et du dispositif d’autorisation E 2 , et sont similaires, au moins en ce qui concerne l’interface de communication, aux moyens de communication décrits ci-avant pour les dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 , le dispositif de gestion E 1 ou bien encore le dispositif d’autorisation E 2 . La mémoire morte 3_E 4 du dispositif de récupération E 4 constitue un support d’enregistrement conforme à l’invention, lisible par le processeur 1_E 4 et sur lequel est enregistré un programme d’ordinateur PROG_E 4 conforme à l’invention, comportant des instructions pour l’exécution d’au moins une partie des étapes du procédé de récupération de la clé de session K 1 , K 2 selon l’invention. Le programme PROG_E 4 définit des modules fonctionnels du dispositif de récupération E 4 , qui s’appuient ou commandent les éléments matériels 2_E 4 à 5_E 4 dudit dispositif de récupération E 4 cités précédemment, et qui comprennent notammentun module de communication MOD_COM_E 4 , configuré pour : - émettre une demande de récupération de la clé session K 1 , K 2 , - recevoir, en provenance du dispositif de gestion E 1 , ladite valeur T 1 ainsi que ladite valeur C 3 , - recevoir, en provenance du dispositif d’autorisation E 2 , ladite valeur T 2 , et qui comprennent en outre: - ledit premier module de calcul MOD_CALC1_E 4 , configuré pour calculer ladite valeur publique W, comme déjà mentionné auparavant, - un deuxième module de calcul MOD_CALC2_E 4 , configuré pour calculer une valeur T 4 égale à C 3 ( α 3 + α 4 )sk{E 4 } , - un troisième module de calcul MOD_CALC3_E 4 , configuré pour calculer une valeur K 4 égale à T 1 x T 2 x T 4 . Dans un exemple particulier de réalisation, lesdits premier, deuxième et troisième modules de calcul MOD_CALC1_E q , MOD_CALC2_E q , MOD_CALC3_E q , q étant un indice égal à 3 ou 4, sont intégrés dans un seul et même module de calcul, dit «module général». A cet effet, ledit module général comporte des moyens configurés de manière matérielle et / ou logicielle pour réaliser les fonctions associées à chacun desdits premier, deuxième module et troisième modules de calcul MOD_CALC1_E q , MOD_CALC2_E q , MOD_CALC3_E q . Il importe de noter que, conformément à l’invention, lesdits programmes d’ordinateur PROG_E 1 , PROG_E 2 , PROG_E 3 , PROG_E 4 peuvent appartenir à un même ensemble de programmes d’ordinateur, chaque dispositif E 1 , E 2 , E 3 , E 4 étant apte à obtenir, par exemple via un téléchargement et grâce aux moyens de communication qui l’équipent, le programme PROG_E 1 , PROG_E 2 , PROG_E 3, PROG_E 4 qui lui est associé parmi ledit ensemble de programmes. Pour la suite de la description, on considère de manière nullement limitative que deux de demandes de récupération de la clé de session K 1 , K 2 ont été respectivement émises par les dispositifs de récupération E 3 et E 4 auprès du dispositif d’autorisation E 2 , et que chacune de ces demandes de récupération a été autorisée par ledit dispositif d’autorisation E 2 . La figure 13 représente, sous forme d’ordinogramme, les principales étapes du procédé de récupération de la clé de session K 1 , K 2 selon l’invention, telles qu’elles sont mises en œuvre par le système 20 de récupération de la figure 9. Ledit procédé de récupération est mis en œuvre au cours de la session de communication pendant laquelle la clé de session K 1 , K 2 est calculée par les dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 , étant entendu que ladite clé de session K 1 , K 2 est déjà calculée au moment de la mise en œuvre dudit procédé de récupération et que lesdits dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 sont dès lors en mesure de communiquer entre eux de manière sécurisée. Tel qu’illustré par la figure 13, le procédé de récupération comporte tout d’abord une étape R10 de transmission, par le dispositif de gestion E 1 , de la valeur D au dispositif d’autorisation E 2. Par ailleurs, au cours de cette étape R10 de transmission, et étant donné que ainsi que chacun des dispositifs de récupération E 3 , E 4 a émis une demande de récupération acceptée par le dispositif d’autorisation E 2 , les valeurs C 4 et C 3 sont transmises respectivement au dispositif de récupération E 3 et au dispositif de récupération E 4 . Il est à noter que cette étape R10 de transmission est mise en œuvre par le module de communication MOD_COM_E 1 équipant ledit dispositif de gestion E 1 . Le procédé de récupération comporte ensuite une étape R20 de calcul, par le dispositif de gestion E 1 , de ladite valeur T 1 égale à Dα 1 sk{E 1 } . Cette étape R20 de calcul est mise en œuvre par le module de calcul MOD_CALC_E 1 équipant le dispositif de gestion E 1 . Etant donné que ainsi que chacun des dispositifs de récupération E 3 , E 4 a émis une demande de récupération acceptée par le dispositif d’autorisation E 2 , ladite valeur T 1 est ensuite transmise par le dispositif de gestion E 1 aux deux dispositifs de récupération E 3 et E 4 au cours d’une étape R30 du procédé de récupération. Cette étape R30 de transmission est mise en œuvre par le module de communication MOD_COM_E 1 équipant le dispositif de gestion E 1 . Le procédé de récupération comporte également une étape R40 de calcul, par le dispositif d’autorisation E 2 , de ladite valeur T 2 égale à Dα 2 sk{E 2 } . Cette étape R40 de calcul est mise en œuvre par le module de calcul MOD_CALC_E 2 équipant le dispositif d’autorisation E 2 . En raison à nouveau de l’émission des deux demandes de récupération, ladite valeur T 2 est ensuite transmise par le dispositif d’autorisation E 2 aux deux dispositifs de récupération E 3 et E 4 au cours d’une étape R50 du procédé de récupération. Cette étape R50 de transmission est mise en œuvre par le module de communication MOD_COM_E 2 équipant le dispositif d’autorisation E 2 . Le procédé de récupération comporte en outre une étape R60 de calcul de ladite valeur T 3 par le dispositif de récupération E 3 . Cette étape R60 de calcul est mise en œuvre par le deuxième module de calcul MOD_CALC2_E 3 équipant le dispositif de récupération E 3 . De manière similaire, le procédé de récupération comporte une étape R70 de calcul de ladite valeur T 4 par le dispositif de récupération E 4 . Cette étape R70 de calcul est mise en œuvre par le deuxième module de calcul MOD_CALC_E 4 équipant le dispositif de récupération E 4 . Aucune limitation n’est attachée à l’ordre dans lequel lesdites étapes de calcul R60 et R70 sont exécutées. Par exemple, l’étape de calcul R60 est exécutée avant l’étape de calcul R70, ou bien inversement. Selon encore un autre exemple, lesdites étapes de calcul R60 et R70 sont exécutées de manière synchronisée. Enfin, le procédé de récupération comporte une étape R80 de calcul de ladite valeur K 3 par le dispositif de récupération E 3 . Cette étape R80 de calcul est mise en œuvre par le troisième module de calcul MOD_CALC3_E 3 équipant le dispositif de récupération E 3 . De manière similaire, le procédé de récupération comporte une étape R90 de calcul de ladite valeur K 4 par le dispositif de récupération E 4 . Cette étape R90 de calcul est mise en œuvre par le troisième module de calcul MOD_CALC3_E 4 équipant le dispositif de récupération E 4 . Aucune limitation n’est attachée à l’ordre dans lequel lesdites étapes de calcul R80 et R90 sont exécutées. Par exemple, l’étape de calcul R80 est exécutée avant l’étape de calcul R90, ou bien inversement. Selon encore un autre exemple, lesdites étapes de calcul R80 et R90 sont exécutées de manière synchronisée. En définitive, à l’issue du procédé de récupération, les dispositifs de récupération E 3 et E 4 sont respectivement en possession des valeurs K 3 et K 4 . Or, ces valeurs K 3 et K 4 sont non seulement égales entre elles, mais également égales auxdites valeurs K 1 et K 2 , comme cela peut être vérifié aisément. Lesdites valeurs K 3 et K 4 correspondent dès lors à ladite clé de session récupérée. Le procédé de récupération selon l’invention offre donc la possibilité aux deux dispositifs de récupération E 3 et E 4 de récupérer la clé session que les dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 ont calculée et qu’ils utilisent pour communiquer entre eux au cours de la session de communication. Il est particulièrement avantageux que les dispositifs de récupération E 3 , E 4 récupèrent respectivement la clé de session à partir des valeurs T 3 , T 4 . En effet, l’usage d’une valeur différente pour chacune de ces entités induit la possibilité pour chacune d’entre elles de disposer de leurs propres clés publiques. Le fait que la clé de session puisse être récupérée de manière anonyme par les dispositifs de récupération E 3 , E 4 a son importance dans de multiples contexte, en particulier lorsque les entités de récupération qui détiennent respectivement lesdits dispositifs de récupération sont indépendantes entre elles, et doivent le demeurer. Pour rappel, par « indépendance » entre entités de récupération, il est fait référence ici à des situations dans lesquelles il peut être exigé que lesdites entités de récupération soient autonomes entre elles. Autrement dit, dans ces situations, une entité de récupération n’est pas soumise à l’autorité de l’autre entité de récupération, et doit donc pouvoir être en mesure de réaliser ses calculs de récupération sans collaboration avec ladite autre entité de récupération. Deux exemples d’application de la présente invention sont désormais décrits à titre nullement limitatif, afin d’illustrer, notamment, deux contextes distincts dans lesquels les entités de récupération détenant les dispositifs de récupération sont indépendantes entre elles. Le premier exemple d’application décrit reprend les éléments introduits auparavant en ce qui concerne le cas d’un salarié victime de harcèlement de la part de son responsable hiérarchique. Grâce à l’invention, le juriste (i.e. l’entité d’autorisation) de l’entreprise a la possibilité d’autoriser deux entités de récupération indépendantes à récupérer la clé de session, à savoir le service des ressources humaines du département auquel appartient le salarié et le service d’assistance sociale appartenant à un département autre que celui du salarié, tout en préservant cette indépendance. Grâce à l’invention, ces deux différents services peuvent donc récupérer chacun la clé de session qui serait utilisée par ledit salarié et ledit responsable hiérarchique au cours d’une session de communication, par exemple sous la forme d’échanges de messages instantanés (« chat » dans la littérature anglo-saxonne) via un réseau de communication interne de l’entreprise, ce réseau étant géré par l’administrateur réseau de l’entreprise. Ni le salarié et ni le responsable hiérarchique ne pourraient se rendre compte que leurs échanges lors de la session de communication sont écoutés par les entités de récupération. En outre, une entité de récupération ne serait non plus pas en mesure de savoir que l’autre entité de récupération a accès à ces échanges. Le deuxième exemple d’application fait référence quant à lui à des entités utilisatrices qui sont des utilisateurs physiques légitimes (i.e. ayant un abonnement valide) d’un réseau de communication mobile géré par un opérateur de télécommunications. Dans le cadre de la réglementation actuelle relative à la protection des données desdits utilisateurs (ex : Règlement Général sur la Protection des Données dit « RGPD »), ledit opérateur de télécommunications est dans l’obligation de protéger les communications des utilisateurs d’un attaquant externe mais également de lui-même. L’architecture actuelle des réseaux mobiles ne permet cependant pas de garantir une telle protection dans la mesure où le seul mode de chiffrement envisageable est un mode de chiffrement de liaison (encore dit « link encryption » dans la littérature anglo-saxonne). Autrement dit, chaque nœud intermédiaire dans le réseau de communication chiffre et déchiffre les messages transmis entre utilisateurs, ouvrant ainsi la voie à de potentielles failles de sécurité si par exemple un nœud venait à subir une attaque. Aussi, l’invention permet avantageusement de fournir une protection beaucoup plus efficace des données des utilisateurs, tout en offrant la possibilité à des entités de récupération habilitées d’avoir accès à une clé de session utilisée par deux utilisateurs. Par « protection beaucoup plus efficace », on fait référence ici à un mode de chiffrement de bout en bout (encore dit « end-to-end » dans la littérature anglo-saxonne) puisque seuls les utilisateurs du réseau ont accès aux messages qu’ils échangent grâce à la clé de session calculée. A titre purement illustratif pour ce deuxième exemple d’application, on peut considérer le cas où l’opérateur de télécommunication représente donc, au sens de l’invention, l’entité de gestion qui détient le dispositif de gestion E 1 , et où : - l’entité d’autorisation correspond à une entité judiciaire, comme par exemple un juge, - les entités de récupération E 3 , E 4 correspondent à des entités de maintien de l’ordre et de la sécurité, comme par exemple deux polices aux compétences d’attribution distinctes de sorte à être indépendantes entre elles. La figure 14 représente, sous forme d’ordinogramme, un mode particulier de mise en œuvre du procédé de récupération de la figure 13. Dans le mode particulier illustré par la figure 13, les différentes signatures cryptographiques σ 1 , σ 2 , σ 3 sont vérifiées. L’objet de ces vérifications de signatures est, comme déjà décrit auparavant, d’authentifier les dispositifs à l’origine des calculs des différentes données et valeurs échangées sur le réseau de communication, et, dans le cas où une authentification n’est pas garantie, permettre l’arrêt dudit procédé de récupération. Plus particulièrement, le dispositif de gestion E 1 transmet, avant les calculs des valeurs T 2 et T 3 , les signatures σ 1 , σ 2 , σ 3 ainsi que les valeurs A, A 1 , A 2 , A 3 , A 4 , A 5 , N 1 , B, B 1 , B 2 , B 3 , N 2 , N 3 au dispositif d’autorisation E 2 ainsi qu’aux deux dispositifs de récupération E 3 et E 4 . Cette transmission est par exemple effectuée en même temps que celle des valeurs D, C 3 et C 4 (étape R10). Ces valeurs A, A 1 , A 2 , A 3 , A 4 , A 5 , N 1 , B, B 1 , B 2 , B 3 , N 2 , N 3 sont, comme cela était déjà le cas pour les valeurs D, C 3 et C 4 , mémorisées par le dispositif de gestion E 1 avant leurs transmissions respectives aux différents dispositifs E 2 , E 3 et E 4 . Le dispositif d’autorisation E 2 vérifie alors les signatures σ 1 , σ 2 , σ 3 (étape R35) avant le calcul de la valeur T 2 . Ledit dispositif de récupération E 3 vérifie les signatures σ 1 , σ 2 , σ 3 (étape R55) avant le calcul de la valeur T 3 . Ledit dispositif de récupération E 4 vérifie les signatures σ 1 , σ 2 , σ 3 (étape R65) avant le calcul de la valeur T 4 . Le procédé de récupération est stoppé dès lors que le nombre de signatures non vérifiées atteint un seuil donné. Par exemple, ce seuil est égal à 1. L’invention a été décrite jusqu’à présent en considérant que la clé de session était récupérée au cours d’une session de communication entre les dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 . Il n’en reste pas moins que l’invention reste applicable au cas où la clé de session est récupérée en dehors d’une telle session de communication. A titre d’exemple nullement limitatif, la clé de session peut être récupérée de manière différée sur la base des communications échangées entre les dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 et enregistrées puis stockées, par exemple dans une base de données. Par ailleurs, les signatures considérées jusqu’à présent dans l’invention, aussi bien pour le procédé de calcul que pour le procédé de récupération, sont les signatures σ 1 , σ 2 , σ 3 . Cela étant, rien n’exclut qu’une ou plusieurs autres signatures, en sus desdites signatures σ 1 , σ 2 , σ 3 , soient calculées et vérifiées. Par exemple, le dispositif de gestion E 1 peut calculer, au cours du procédé de calcul et avant la transmission des signatures σ 2 , σ 3 au dispositif utilisateur U 1 , et au moyen de sa clé privé sk{E 1 }, une signature σ 4 d’un message M 4 fonction de pk{U 1 }, pk{U 2 }, A, B, D et N 4 , où N 4 est une valeur aléatoire. La signature σ 4 et la valeur N 4 sont transmises, au cours du procédé de récupération, par le dispositif de gestion E 1 aux dispositifs de récupération E 3 , E 4 , par exemple en même temps que les autres signatures σ 1 , σ 2 , σ 3 . La signature σ 4 peut dès lors être vérifiée par chacun desdits dispositifs de récupération E 3 , E 4 . L’invention a également été décrite jusqu’à présent en considérant que, lors du procédé de récupération, les deux dispositifs de récupération E 3 et E 4 émettent chacun une demande de récupération de la clé de session. Toutefois, l’invention reste applicable au cas où un seul de ces dispositifs de récupération émet une demande de récupération. En outre, rien n’exclut d’envisager, suivant un exemple particulier de mise en œuvre, que, indépendamment du nombre de demande de récupération émise, - la valeur C 3 est également transmise par le dispositif de gestion E 1 au dispositif de récupération E 3 , - la valeur C 4 est également transmise par le dispositif de gestion E 1 au dispositif de récupération E 4 . De telles dispositions permettent de renforcer la sécurité du procédé de récupération en ce que cela permet d’éviter la détermination de l’origine d’une demande de récupération. En effet, étant donné que chaque dispositif de récupération E 3 , E 4 reçoit les deux valeurs C 3 , C 4 , il devient impossible de distinguer ces dispositifs de récupération E 3 , E 4 entre eux en ce qui concerne leurs demandes de récupération éventuelles. Enfin, il est à noter que le procédé de récupération a été décrit jusqu’à présent en considérant que les différentes étapes de transmission et de calcul (étapes R10 à R90) sont mises en œuvre alors même que les demandes de récupération par les dispositifs de récupération E 3 , E 4 ont été préalablement émises et autorisées. Il n’en reste pas moins que le procédé de récupération selon l’invention couvre également le cas où, selon un mode particulier de mise en œuvre, des étapes d’émission et d’autorisation desdites demandes de récupération et d’autorisation sont incluses dans ledit procédé de récupération. De manière sensiblement similaire, l’invention couvre également la possibilité selon laquelle la valeur publique W est calculée au cours d’une étape du procédé de calcul de la clé de session. Dans ce cas, le système 10 de calcul comporte également le ou les dispositifs de récupération E 3 , E 4 ayant calculé cette valeur publique W. Procédé de calcul d’une clé de session pour la sécurisation d’une session de communication entre deux dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 , ladite session de communication étant mise en œuvre via un réseau de communication géré par au moins un dispositif de gestion E 1 , la clé de session pouvant faire l’objet d’au moins une demande de récupération autorisée par un dispositif d’autorisation E 2 et émise par un dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 , un dispositif E j , j allant de 1 à 4, étant associé à une clé publique pk{E j } ainsi qu’à une clé privée sk{E j }, pk{E j } étant égale à g sk{E j } où g est un générateur d’un groupe d’ordre premier p, une valeur publique W égale à g sk{E 3 }sk{E 4 } ayant été calculée par au moins un dispositif de récupération E 3 , E 4 , ledit procédé comportant des étapes de: - calcul (F10), par le dispositif utilisateur U 1 , de valeurs A, A 1 , A 2 , A 3 , A 4 , A 5 respectivement égales à g u , pk{E 1 } u , pk{E 2 } u , pk{E 3 } u , pk{E 4 } u , W u , et transmises (F20) au dispositif utilisateur U 2 via le dispositif de gestion E 1 , u étant une valeur secrète du dispositif U 1 , - calcul (F30), par le dispositif utilisateur U 2 , de valeurs B, B 1 , B 2 , B 3 , C 3 , C 4 , D respectivement égales à g v , pk{E 1 } v , pk{E 2 } v , W v , A 3 v , A 4 v , A v et transmises au dispositif utilisateur U 1 via le dispositif de gestion E 1 qui mémorise au moins C 3 , C 4 et D (F40), v étant une valeur secrète du dispositif U 2 , - calcul (F50), par le dispositif utilisateur U 1 , d’une valeur K 1 égale à B 1 α 1 u x B 2 α 2 u x B 3 ( α 3 + α 4 )u , où α m , m allant de 1 à 4, est une quantité fonction de pk{E 1 }, pk{E 2 }, pk{E 3 }, pk{E 4 } et d’une donnée associée à α m , - calcul (F60), par le dispositif utilisateur U 2 , d’une valeur K 2 égale à A 1 α 1 v x A 2 α 2 v x A 5 ( α 3 + α 4 )v , les valeurs K 1 et K 2 correspondant à ladite clé de session. Procédé selon la revendication 1, dans lequel, suite à la réception de la valeur D en provenance du dispositif utilisateur U 2 , le dispositif utilisateur U 1 calcule une valeur D’ égale à A v et vérifie que ladite valeur D’ est égale à ladite valeur D (F45), le procédé de calcul étant stoppé si ladite égalité n’est pas vérifiée. Procédé selon l’une quelconque des revendications 1 à 2, dans lequelun dispositif utilisateur U i , i allant de 1 à 2, est associé à une clé publique pk{U i } ainsi qu’à une clé privée sk{U i }, et dans lequel : - le dispositif utilisateur U 1 détermine (F15), au moyen de sa clé privée sk{U 1 }, une signature σ 1 d’un message (M 1 ) fonction de pk{U 1 }, pk{U 2 }, A, A 1 , A 2 , A 3 , A 4 , A 5 et N 1 , où N 1 est une valeur aléatoire, la signature σ 1 et la valeur N 1 étant également transmises au dispositif utilisateur U 2 via le dispositif de gestion E 1 , - le dispositif utilisateur U 2 détermine (F35), au moyen de sa clé privée sk{U 2 }, une signature σ 2 d’un message (M 2 ) fonction de pk{U 1 }, pk{U 2 }, B, D, B 1 , B 2 , B 3 et N 2 , où N 2 est une valeur aléatoire, ainsi qu’une signature σ 3 d’un message (M 3 ) fonction de pk{U 1 }, pk{U 2 }, B, D, C 3 , C 4 et N 3 , où N 3 est une valeur aléatoire, les signatures σ 2 , σ 3 et les valeurs N 2 , N 3 étant également transmises au dispositif utilisateur U 1 via le dispositif de gestion E 1 , la signature σ 1 étant vérifiée (F20) par le dispositif de gestion E 1 avant sa transmission au dispositif utilisateur U 2 , ainsi que par ledit dispositif utilisateur U 2 (F35) après transmission, et les signatures σ 2 et σ 3 étant vérifiées (F40) par le dispositif de gestion E 1 avant leurs transmissions respectives au dispositif utilisateur U 1 , ainsi que par ledit dispositif utilisateur U 1 (F45_2)après transmission, le procédé de calcul étant stoppé dès lors que le nombre de signatures non vérifiées atteint un seuil donné. Procédé de communication entre deux dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 au cours d’une session de communication mise en œuvre via un réseau de communication géré par au moins un dispositif de gestion E 1 , ladite session de communication étant sécurisée au moyen d’une clé de session pouvant faire l’objet d’au moins une demande de récupération autorisée par un dispositif d’autorisation E 2 et émise par un dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 , un dispositif utilisateur U i , i allant de 1 à 2, étant associé à une clé publique pk{U i } ainsi qu’à une clé privée sk{U i }, un dispositif E j , j allant de 1 à 4, étant associé à une clé publique pk{E j } ainsi qu’à une clé privée sk{E j }, pk{E j } étant égale à g sk{E j } où g est un générateur d’un groupe d’ordre premier p, une valeur publique W égale à g sk{E 3 }sk{E 4 } ayant été calculée par au moins un dispositif de récupération E 3 , E 4 , ladite clé de session étant calculée conformément à un procédé de calcul selon l’une quelconque des revendications 1 à 2. Procédé selon la revendication 4, dans lequel un dispositif utilisateur U i , i allant de 1 à 2, est associé à une clé publique pk{U i } ainsi qu’à une clé privée sk{U i }, et dans lequel la clé de session est calculée conformément à un procédé de calcul selon la revendication 3. Procédé de récupération d’une clé de session au moyen de laquelle une session de communication entre deux dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 peut être sécurisée, ladite session de communication étant mise en œuvre via un réseau de communication géré par au moins un dispositif de gestion E 1 , ledit procédé de récupération étant mis en œuvre suite à au moins une demande de récupération de ladite clé de session autorisée par un dispositif d’autorisation E 2 et émise par un dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 , un dispositif E j , j allant de 1 à 4, étant associé à une clé publique pk{E j } ainsi qu’à une clé privée sk{E j }, pk{E j } étant égale à g sk{E j } où g est un générateur d’un groupe d’ordre premier p, une valeur publique W égale à g sk{E 3 }sk{E 4 } ayant été calculée par au moins un dispositif de récupération E 3 , E 4 , et ladite clé de session étant calculée conformément à un procédé de calcul selon l’une quelconque des revendications 1 à 3, ledit procédé de récupération comportant des étapes de: - transmission (R10), par le dispositif de gestion E 1 , de la valeur D au dispositif d’autorisation E 2 ainsi que de la valeur C 4 au dispositif de récupération E 3 si ladite au moins une demande de récupération est émise par ledit dispositif E 3 et/ou de la valeur C 3 au dispositif de récupération E 4 si ladite au moins une demande de récupération est émise par ledit dispositif E 4 , - calcul (R20), par le dispositif de gestion E 1 , d’une valeur T 1 égale à Dα 1 sk{E 1 } et transmise (R30) audit dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 , - calcul (R40), par le dispositif d’autorisation E 2 , d’une valeur T 2 égale à Dα 2 sk{E 2 } et transmise (R50) audit dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 , - calcul (R60, R70), par ledit dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 , d’une valeur T 3 égale à C 4 ( α 3 + α 4 )sk{E 3 } si la demande de récupération est émise par ledit dispositif E 3 et/ou d’une valeur T 4 égale à C 3 ( α 3 + α 4 )sk{E 4 } si la demande de récupération est émise par ledit dispositif E 4 , - calcul (R80, R90), par ledit dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 , d’une valeur K 3 égale à T 1 x T 2 x T 3 et/ou d’une valeur K 4 égale à T 1 x T 2 x T 4 , les valeurs K 3 et K 4 correspondant à ladite clé de session récupérée. Procédé selon la revendication 6, dans lequel, indépendamment du nombre de demande de récupération émise: - la valeur C 3 est également transmise par le dispositif de gestion E 1 au dispositif de récupération E 3 , - la valeur C 4 est également transmise par le dispositif de gestion E 1 au dispositif de récupération E 4 . Procédé selon l’une quelconque des revendications 6 à 7, dans lequel ladite clé de session est calculée conformément à un procédé de calcul selon la revendication 3, et dans lequel: - le dispositif de gestion E 1 transmet (R10), avant les calculs des valeurs T 2 ainsi que T 3 et/ou T 4 , les signatures σ 1 , σ 2 , σ 3 ainsi que les valeurs A, A 1 , A 2 , A 3 , A 4 , A 5 , N 1 , B, B 1 , B 2 , B 3 , N 2 , N 3 au dispositif d’autorisation E 2 ainsi qu’au dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 , - le dispositif d’autorisation E 2 vérifie (R35) les signatures σ 1 , σ 2 , σ 3 avant le calcul de la valeur T 2 , - ledit dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 vérifie (R55, R65) les signatures σ 1 , σ 2 , σ 3 avant le calcul de la valeur T 3 et/ou T 4 , le procédé de récupération étant stoppé dès lors que le nombre de signatures non vérifiées atteint un seuil donné. Ensemble de programmes d’ordinateur comportant des instructions pour la mise en œuvre d’un procédé de calcul d’une clé de session selon l’une quelconque des revendications 1 à 3 ou d’un procédé de communication selon l’une quelconque des revendications 4 à 5 ou d’un procédé de récupération selon l’une quelconque des revendications 6 à 8 lorsque ledit ensemble de programmes d’ordinateur est exécuté par un ou plusieurs ordinateurs. Support d’enregistrement lisible par un ordinateur sur lequel est enregistré un ensemble de programmes d’ordinateur selon la revendication 9 ou un programme d’ordinateur appartenant à un ensemble de programmes d’ordinateur selon la revendication 9. Dispositif utilisateur U 1 pour le calcul d’une clé de session pour la sécurisation d’une session de communication entre ledit dispositif utilisateur U 1 et un dispositif utilisateur U 2 , ladite session de communication étant mise en œuvre via un réseau de communication géré par un dispositif de gestion E 1 , la clé de session pouvant faire l’objet d’au moins une demande de récupération autorisée par un dispositif d’autorisation E 2 et émise par un dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 , un dispositif E j , j allant de 1 à 4, étant associé à une clé publique pk{E j } ainsi qu’à une clé privée sk{E j }, pk{E j } étant égale à g sk{E j } où g est un générateur d’un groupe d’ordre premier p, ledit dispositif utilisateur U 1 comportant: - un premier module de calcul, configuré pour calculer des valeurs A, A 1 , A 2 , A 3 , A 4 , A 5 respectivement égales à g u , pk{E 1 } u , pk{E 2 } u , pk{E 3 } u , pk{E 4 } u , W u , u étant une valeur secrète du dispositif U 1 , et W étant une valeur publique calculée par au moins un dispositif de récupération E 3 , E 4 et égale à g sk{E 3 }sk{E 4 } , - un module de communication, configuré pour transmettre lesdites valeurs A, A 1 , A 2 , A 3 , A 4 , A 5 au dispositif utilisateur U 2 via le dispositif de gestion E 1 , ledit module de communication étant en outre configuré pour recevoir, en provenance du dispositif utilisateur U 2 et via le dispositif de gestion E 1 , des valeurs B, B 1 , B 2 , B 3 , C 3 , C 4 , D calculées par ledit dispositif utilisateur U 2 et respectivement égales à g v , pk{E 1 } v , pk{E 2 } v , W v , A 3 v , A 4 v , A v , v étant une valeur secrète du dispositif U 2 , - un deuxième module de calcul, configuré pour calculer une valeur K 1 égale à B 1 α 1 u x B 2 α 2 u x B 3 ( α 3 + α 4 )u , où α m , m allant de 1 à 4, est une quantité fonction de pk{E 1 }, pk{E 2 }, pk{E 3 }, pk{E 4 } et d’une donnée associée à α m . Dispositif utilisateur U 2 pour le calcul d’une clé de session pour la sécurisation d’une session de communication entre ledit dispositif utilisateur U 2 et un dispositif utilisateur U 1 , ladite session de communication étant mise en œuvre via un réseau de communication géré par un dispositif de gestion E 1 , la clé de session pouvant faire l’objet d’au moins une demande de récupération autorisée par un dispositif d’autorisation E 2 et émise par un dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 , un dispositif E j , j allant de 1 à 4, étant associé à une clé publique pk{E j } ainsi qu’à une clé privée sk{E j }, pk{E j } étant égale à g sk{E j } où g est un générateur d’un groupe d’ordre premier p, ledit dispositif utilisateur U 2 comportant: - un module de communication, configuré pour recevoir, en provenance du dispositif utilisateur U 1 et via le dispositif de gestion E 1 , des valeurs A, A 1 , A 2 , A 3 , A 4 , A 5 calculées par le dispositif utilisateur U 1 et respectivement égales à g u , pk{E 1 } u , pk{E 2 } u , pk{E 3 } u , pk{E 4 } u , W u , u étant une valeur secrète du dispositif U 1 , et W étant une valeur publique calculée par au moins un dispositif de récupération E 3 , E 4 et égale à g sk{E 3 }sk{E 4 } , - un premier module de calcul, configuré pour calculer des valeurs B, B 1 , B 2 , B 3 , C 3 , C 4 , D respectivement égales à g v , pk{E 1 } v , pk{E 2 } v , W v , A 3 v , A 4 v , A v , v étant une valeur secrète du dispositif U 2 , ledit module de communication étant en outre configuré pour transmettre lesdites valeurs B, B 1 , B 2 , B 3 , C 3 , C 4 , D au dispositif U 1 via l’entité de gestion E 1 , - un deuxième module de calcul, configuré pour calculer une valeur K 2 égale à A 1 α 1 v x A 2 α 2 v x A 5 ( α 3 + α 4 )v , où α m , m allant de 1 à 4, est une quantité fonction de pk{E 1 }, pk{E 2 }, pk{E 3 }, pk{E 4 } et d’une donnée associée à α m . Dispositif de gestion E 1 d’un réseau de communication via lequel est destinée à être mise en œuvre une session de communication entre deux dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 , ladite session de communication étant sécurisée au moyen d’une clé de session pouvant faire l’objet d’au moins une demande de récupération autorisée par un dispositif d’autorisation E 2 et émise par un dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 , un dispositif E j , j allant de 1 à 4, étant associé à une clé publique pk{E j } ainsi qu’à une clé privée sk{E j }, pk{E j } étant égale à g sk{E j } où g est un générateur d’un groupe d’ordre premier p, ledit dispositif de gestion E 1 comportantun module de communication, configuré pour transmettre : - du dispositif utilisateur U 1 vers le dispositif utilisateur U 2 , des valeurs A, A 1 , A 2 , A 3 , A 4 , A 5 respectivement égales à g u , pk{E 1 } u , pk{E 2 } u , pk{E 3 } u , pk{E 4 } u , W u , u étant une valeur secrète du dispositif U 1 , et W étant une valeur publique calculée par au moins un dispositif de récupération E 3 , E 4 et égale à g sk{E 3 }sk{E 4 } , - du dispositif utilisateur U 2 vers le dispositif utilisateur U 1 , des valeurs B, B 1 , B 2 , B 3 , C 3 , C 4 , D respectivement égales à g v , pk{E 1 } v , pk{E 2 } v , W v , A 3 v , A 4 v , A v , v étant une valeur secrète du dispositif U 2 , et comportant en outre: - un module de mémorisation, configuré pour mémoriser au moins C 3 , C 4 , D, - un module de calcul, configuré pour calculer une valeur T 1 égale à Dα 1 sk{E 1 } , où α 1 est un hachage d’une quantité fonction de pk{E 1 }, pk{E 2 }, pk{E 3 }, pk{E 4 } et d’une donnée associée à α 1 , ledit module de communication étant en outre configuré pour transmettre: - la valeur D au dispositif d’autorisation E 2 , - la valeur C 4 au dispositif E 3 si ladite au moins une demande de récupération est émise par ledit dispositif E 3 et/ou la valeur C 3 au dispositif E 4 si ladite au moins une demande de récupération est émise par ledit dispositif E 4 , - la valeur T 1 audit dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 . Dispositif d’autorisation E 2 pour autoriser au moins une demande de récupération d’une clé de session pour la sécurisation d’une session de communication entre deux dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 , ladite session de communication étant mise en œuvre via un réseau de communication géré par un dispositif de gestion E 1 et ladite au moins une demande de récupération étant émise par un dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 , un dispositif E j , j allant de 1 à 4, étant associé à une clé publique pk{E j } ainsi qu’à une clé privée sk{E j }, pk{E j } étant égale à g sk{E j } où g est un générateur d’un groupe d’ordre premier p, ledit dispositif d’autorisation E 2 comportantun module de communication, configuré pour: - émettre, à destination dudit au moins un dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 , une autorisation de ladite au moins demande de récupération, - recevoir, en provenance du dispositif de gestion E 1 , une valeur D mémorisée par ledit dispositif de gestion E 1 et égale à A v , A étant égale à g u , u et v étant des valeurs secrètes respectives des dispositifs utilisateurs U 1 et U 2 , et comprenant en outre un module de calcul, configuré pour calculer une valeur T 2 égale à Dα 2 sk{E 2 } , où α 2 est un hachage d’une quantité fonction de pk{E 1 }, pk{E 2 }, pk{E 3 }, pk{E 4 } et d’une donnée associée à α 2 , ledit module de communication étant en outre configuré pour transmettre ladite valeur T 2 audit dispositif de récupération parmi deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 . Dispositif de récupération E 3 , E 4 apte à émettre une demande de récupération d’une clé de session pour la sécurisation d’une session de communication entre deux dispositifs utilisateurs U 1 , U 2 , ladite session de communication étant mise en œuvre via un réseau de communication géré par un dispositif de gestion E 1 et ladite au moins une demande de récupération étant autorisée par un dispositif d’autorisation E 2 , un dispositif E j , j allant de 1 à 4, étant associé à une clé publique pk{E j } ainsi qu’à une clé privée sk{E j }, pk{E j } étant égale à g sk{E j } où g est un générateur d’un groupe d’ordre premier p, ledit dispositif de récupération E 3 , E 4 comportant un module de communication configuré pour: - émettre une demande de récupération de la clé de session, - recevoir, en provenance du dispositif de gestion E 1 , une valeur T 1 égale à Dα 1 sk{E 1 } , où α 1 est un hachage d’une quantité fonction de pk{E 1 }, pk{E 2 }, pk{E 3 }, pk{E 4 } et d’une donnée associée à α 1 , ainsi qu’une valeur C 3 égale à A 3 v ou une valeur C 4 égale à A 4 v , A 3 étant égale à pk{E 3 } u et A 4 étant égale à pk{E 4 } u , u et v étant des valeurs secrètes respectives des dispositifs utilisateurs U 1 et U 2 , - recevoir, en provenance du dispositif d’autorisation E 2 , une valeur T 2 égale à Dα 2 sk{E 2 } , où α 2 est un hachage d’une quantité fonction de pk{E 1 }, pk{E 2 }, pk{E 3 }, pk{E 4 } et d’une donnée associée à α 2 , ledit dispositif de récupération E 3 , E 4 comportant en outre: - un premier module de calcul, configuré pour calculer une valeur publique W égale à g sk{E 3 }sk{E 4 } , - un deuxième module de calcul, configuré pour calculer une valeur T 3 égale à C 4 ( α 3 + α 4 )sk{E 3 } si la valeur reçue en provenance du dispositif de gestion E 1 parmi les valeurs C 3 et C 4 est ladite valeur C 4 ou une valeur T 4 égale à C 3 ( α 3 + α 4 )sk{E 4 } si la valeur reçue en provenance du dispositif de gestion E 1 parmi les valeurs C 3 et C 4 est ladite valeur C 3 , - un troisième module de calcul, configuré pour calculer une valeur K 3 égale à T 1 x T 2 x T 3 ou une valeur K 4 égale à T 1 x T 2 x T 4 . Système de calcul d’une clé de session, ledit système comportant dispositif utilisateur U 1 selon la revendication 11, un dispositif utilisateur U 2 selon la revendication 12 ainsi qu’un dispositif de gestion E 1 selon la revendication 13. Système pour la récupération d’une clé de session calculée par un dispositif utilisateur U 1 selon la revendication 11 et également calculée par un dispositif utilisateur U 2 selon la revendication 12, ledit système comportant un dispositif de gestion E 1 selon la revendication 13, un dispositif d’autorisation E 2 selon la revendication 14 et deux dispositifs de récupération E 3 , E 4 selon la revendication 15.