FR 3120717 A1 20220916 FR 2102265 A 20210309 Procédé d’exécution d’un code binaire définissant une structure de données comportant un champ particulier à lire à l'aide d'un pointeur, ce procédé comportant les étapes suivantes : - l’écriture (150, 200), dans la mémoire principale, de la valeur du champ particulier associée à un premier identifiant d'un pointeur qui pointe directement vers ce champ particulier, cet identifiant étant déterminé à partir d'un identifiant du champ particulier différant pour tous les champs de la structure de données voisins du champ particulier, puis - la construction (174) d'un pointeur qui pointe directement sur ce champ particulier, cette construction comportant la détermination d'un identifiant de ce pointeur construit, puis - la vérification (186) que l'identifiant construit lors de l'étape b) correspond à l'identifiant associé à ce champ particulier lors de l'étape a), et lorsque ces identifiants de pointeur ne correspondent pas, le déclenchement (182) du signalement d'une faute d'exécution. Fig. 4 PROCÉDÉ D'EXÉCUTION D'UN CODE BINAIRE D'UN PROGRAMME D'ORDINATEUR PAR UN MICROPROCESSEUR L’invention concerne un procédé d'exécution d'un code binaire d'un programme d'ordinateur par un microprocesseur. L'invention concerne également : - un code binaire d'un programme d'ordinateur, un support d'enregistrement d'informations et un microprocesseur pour la mise en œuvre de ce procédé d'exécution, et - un compilateur pour générer le code binaire. Pour obtenir des informations sur un code binaire ou provoquer un fonctionnement inattendu du code binaire, de nombreuses attaques sont possibles. Certaines de ces attaques sont basées sur un usage erroné d’un pointeur de donnée. On rappelle ici qu’un pointeur de donnée est une donnée qui contient l’adresse de la donnée à traiter et non pas directement la valeur de la donnée traitée. L’usage de tels pointeurs de données est fréquent dans un code exécutable. Par exemple, un tel pointeur est utilisé pour pointer vers la première cellule d’un tableau de plusieurs cellules. Ensuite, pour traiter la cellule suivante de ce tableau, il suffit simplement d’incrémenter l’adresse contenue dans le pointeur d’un pas prédéterminé. Lors de la conception du code source, le pointeur est prévu pour manipuler et traiter un groupe de données d’une taille prédéterminée. Toutefois, lors de l’exécution du code binaire correspondant, il est parfois possible de s’arranger pour que ce pointeur pointe sur une donnée située en dehors de ce groupe de données. Par exemple, un tel usage erroné de ce pointeur est provoqué en saisissant, dans un champ de saisie, une donnée dont la taille est bien plus grande que celle prévue initialement par les développeurs du programme. Grâce à cela, il est possible d’écrire des données dans des plages d’adresses où cela ne devrait pas être fait. Autrement dit, le pointeur est utilisé pour pointer vers des adresses invalides. Un exemple de ce premier type d’attaque est connu sous le terme de « attaque par dépassement de tampon» ou « stack overflow attack », lorsque cette attaque vise la pile utilisée par le programme d'ordinateur. Lorsque le pointeur est utilisé pour écrire des données avant la plage d’adresses prévue à cet effet dans la pile, l’attaque est également connue sous le terme de « stack underflow attack ». Ce premier type d’attaque peut être mis en œuvre de façon assez similaire pour écrire des données à des adresses invalides dans d’autres parties de la mémoire que la pile, comme par exemple, dans une partie connue sous le terme de « tas » (« heap » en anglais). Ces premiers types d’attaques ont en commun d’utiliser un pointeur valide pour pointer sur des adresses invalides. On dit alors qu’elles concernent ce qui touche au domaine de la « sécurité spatiale » (« spatial safety » en anglais). Il existe aussi des usages erronés des pointeurs qui touchent au domaine de la sécurité temporelle (« temporal safety » en anglais). Dans ce cas, un pointeur invalide est utilisé pour pointer sur une adresse valide. Un pointeur invalide est un pointeur qui a été utilisé de façon valide pour traiter des données dans un contexte limité, et qui est ensuite utilisé à nouveau en dehors de ce contexte limité. Cela peut se produire si, par exemple, ce pointeur n’a pas correctement été réinitialisé ou initialisé. Ce type de pointeur invalide est connu sous le terme anglais de « dangling pointer ». Certaines attaques repèrent donc ces pointeurs invalides, puis les utilisent pour lire ou écrire des données à des instants où ils ne devraient pas être utilisés pour cela. À titre d’illustration de ce second type d’attaque, on peut citer l’attaque connue sous l’expression anglaise de « use-after-free ». Plusieurs solutions ont déjà été proposées pour rendre plus difficile un usage erroné d’un pointeur. En particulier, une solution intéressante est divulguée dans la demande EP3761199A1. Cette solution consiste à utiliser des pointeurs enrichis. Dans ce cas, chaque pointeur P j comporte en plus de l’adresse @ j de la donnée D j vers laquelle il pointe, une plage de bits contenant un identifiant IP j qui distingue ce pointeur P j d'autres pointeurs utilisés lors de la même exécution du code binaire. De plus, la donnée D j destinée à être lue à l'aide de ce pointeur P j enrichie est associée à l'identifiant IP j de ce pointeur. Ensuite, à chaque fois qu'un pointeur P x est utilisé pour lire la donnée D j , un mécanisme de détection est mis en œuvre pour détecter qu'il s'agit bien du pointeur P j . Pour cela, ce mécanisme vérifie que l'identifiant IP x contenu dans le pointeur P x correspond bien à l'identifiant IP j associé à la donnée D j . Typiquement, il n'y a correspondance entre les identifiants IP x et IP j que si l'identifiant IP x est égal à l'identifiant IP j . Dans le cas contraire, il n'y a pas correspondance et une erreur est signalée. Ce procédé permet de détecter pratiquement tous les usages erronées d'un pointeur et en particulier aussi bien les attaques qui touchent au domaine spatiale que celles qui touchent au domaine temporelle. Toutefois, les inventeurs ont découvert un usage erroné de pointeurs qui ne peut pas être détecté par le procédé de la demande EP3761199A1. Cet usage erroné exploite le fait que pour manipuler une structure S j de données comportant plusieurs champs, un seul pointeur PS j pointant directement vers l'adresse @S j où débute cette structure S j , est utilisé. Ensuite, l'adresse d'un champ C j,k à lire de la structure S j est déduite à partir de l'adresse @S j contenue dans ce pointeur PS j et de la position du champ C j,k par rapport à l'adresse @S j . Habituellement, seul le pointeur PS j est défini dans le code binaire car il serait très laborieux de définir dans le code binaire, pour chaque champ de la structure S j , un pointeur qui pointe directement vers le début de ce champ. En effet, par exemple, il est beaucoup plus simple de passer en argument d'une fonction qui traite un ou plusieurs champs de la structure S j , le seul pointeur PS j plutôt que de passer en argument un pointeur pour chaque champ de la structure S j à traiter. Dans ce contexte, les inventeurs ont remarqué qu'en saisissant, pour un champ de la structure S j , une valeur bien plus grande que celle prévue initialement par les développeurs du programme, alors il était possible de faire déborder la valeur de ce champ sur les champs voisins de la structures S j sans que cela puisse être détecté par le procédé de la demande EP3761199A1. Cela provient du fait que le même pointeur P j est utilisé pour lire et écrire chaque champs de la structure S j . L'invention vise à améliorer le procédé de la demande EP3761199A1 et, en particulier, à pouvoir détecter le débordement de la valeur d'un champ d'une structure de données sur un champ voisin de cette structure de données. L'invention a donc pour objet un tel procédé d'exécution d’un code binaire d’un programme d'ordinateur par un microprocesseur, ce code binaire définissant une structure de données comportant plusieurs champs accessibles indépendamment les uns des autres dont au moins un champ particulier à lire à l'aide d'un pointeur, ce procédé comportant les étapes suivantes : a) l’écriture, dans la mémoire principale, de la valeur du champ particulier associée à un premier identifiant de pointeur de champ, ce premier identifiant de pointeur de champ identifiant le pointeur de champ à utiliser pour lire la valeur de ce champ particulier, puis b) la lecture de la valeur de ce champ particulier de la structure de données à partir de la mémoire principale, cette étape de lecture comportant les opérations suivantes : b1) l'obtention d'un pointeur de structure de données qui pointe sur le début de la structure de données, ce pointeur de structure de données contenant : - une première plage de bits contenant l’adresse à laquelle débute la structure de données dans l'espace d'adressage du programme d'ordinateur, et - une seconde plage différente de bits contenant un identifiant de pointeur de structure de données, cet identifiant de pointeur de structure de données permettant d’identifier de façon unique ce pointeur de structure de données parmi un ensemble contenant plusieurs pointeurs différents de structure de données mis en œuvre lors de la même exécution du code binaire par ce microprocesseur, puis b2) la construction d'un pointeur de champ qui pointe directement sur le champ particulier de la structure de données à lire, ce pointeur de champ contenant : - une première plage de bits contenant l'adresse à laquelle débute le champ particulier dans l'espace d'adressage du programme d'ordinateur, et - une seconde plage de bits contenant un second identifiant de pointeur de champ, cette opération de construction comportant les sous-opérations suivantes : b2.1) la détermination de l'adresse à laquelle débute le champ particulier à partir de l'adresse contenue dans la première plage de bits du pointeur de structure de données et de la position du champ particulier par rapport au début de la structure de données, et b2.2) la détermination du second identifiant de pointeur de champ à partir de l'identifiant de pointeur de structure de données contenu dans la seconde plage de bits du pointeur de structure de données obtenu lors de l'opération b1), puis b3) le chargement, depuis la mémoire principale, de la valeur du champ particulier à l'aide de l'adresse contenue dans la première plage de bits du pointeur de champ construit lors de l'opération b2), puis b4) la vérification que le second identifiant de champ contenu dans la seconde plage de bits du pointeur de champ construit lors de l'opération b2), correspond au premier identifiant de pointeur de champ associé à ce même champ particulier lors de l'écriture de sa valeur dans la mémoire principale, et lorsque les premier et second identifiants de pointeur de champ ne correspondent pas, le déclenchement du signalement d'une faute d'exécution et, dans le cas contraire, l'inhibition du déclenchement du signalement d'une faute d'exécution et le traitement, par le microprocesseur, de la valeur chargée du champ particulier, dans lequel : - lors de l'étape a), le premier identifiant de pointeur de champ associé au champ particulier est déterminé à partir de l'identifiant de pointeur de structure de données et à partir d'un identifiant du champ particulier différant pour tous les champs de la structure de données voisins du champ particulier à lire, et - lors de l'opération b2), le second identifiant de pointeur de champ est en plus déterminé à partir du même identifiant du champ particulier pour obtenir un second identifiant de pointeur de champ qui correspond systématiquement au premier identifiant de pointeur de champ lorsque l'identifiant du pointeur de structure de données est identique à celui utilisé pour déterminer le premier identifiant de pointeur de champ. Les modes de réalisation de ce procédé d'exécution peuvent comporter une ou plusieurs des caractéristiques suivantes : 1) - les structures du pointeur de structure de données et des pointeurs de champ sont identiques, et - les emplacements des première et seconde plages de bits dans le pointeur de structure de données et dans les pointeurs de champ sont identiques. 2) - la structure de données, dite de rang supérieur, est imbriquée à l'intérieur d'une structure de données dite de rang inférieur, cette structure de données de rang supérieur correspondant à un premier champ particulier de la structure de données de rang inférieur et la structure de données de rang supérieur comportant un second champ particulier à lire à l'aide d'un pointeur, - les opérations b1) et b2) sont exécutées une première fois pour la structure de données de rang inférieur et pour ce premier champ particulier pour obtenir un premier pointeur de champ qui pointe directement sur le début du premier champ, puis les opérations b1) et b2) sont exécutées une seconde fois pour la structure de données de rang supérieur et pour le second champ particulier pour obtenir un second pointeur de champ qui pointe directement sur le début du second champ, - lors de la première exécution de l'opération b1), c'est le pointeur de structure de données qui pointe sur le début de la structure de données de rang inférieur qui est obtenu, - lors de la première exécution de l'opération b2), c'est un premier identifiant du premier champ qui est utilisé pour construire le premier pointeur de champ, - lors de la seconde exécution de l'opération b1) pour la structure de données de rang inférieur, le pointeur de structure de données obtenu est égal au premier pointeur de champ construit lors de la première exécution de l'opération b2), - lors de la seconde exécution de l'opération b2), c'est un second identifiant du second champ qui est utilisé pour construire le second pointeur de champ, puis - les opérations b3) et b4) sont exécutées en utilisant l'adresse et l'identifiant contenus, respectivement, dans les première et seconde plages de bits du second pointeur de champ construit lors de la seconde exécution de l'opération b2). 3) la sous-opération b2.2) comporte la détermination du second identifiant de champ à partir de la position du champ particulier par rapport au début de la structure de données. 4) lorsque le champ particulier est le premier champ de la structure de données, le second identifiant de ce champ particulier est systématiquement nul de sorte que l'identifiant de pointeur de champ construit pour ce champ particulier est égal à l'identifiant de pointeur de structure de données contenu dans la seconde plage de bits du pointeur de structure de données. 5) l'étape a) comporte les opérations suivantes : a1) l'obtention du pointeur de structure de données qui pointe sur le début de la structure de données, puis a2) la détermination du premier identifiant de pointeur de champ à partir : - de l'identifiant du pointeur de structure de données contenu dans la seconde plage de bits du pointeur de structure de données obtenu lors de l'opération a1), et - de l'identifiant du champ particulier, puis a3) l’enregistrement, dans la mémoire principale, de la valeur du champ particulier associée au premier identifiant de pointeur de champ déterminé lors de l'opération a2). 6) l'opération a1) comporte : - l’exécution, par le microprocesseur, d’une instruction d’allocation dynamique d’une zone de mémoire pour y enregistrer la structure de données, cette instruction d’allocation étant contenue dans le code binaire du programme d'ordinateur, puis - en réponse : - la réservation dans dans l'espace d'adressage du programme d'ordinateur, d’une zone de mémoire d’une taille égale à la taille de la structure de données, dans laquelle le microprocesseur peut écrire et lire les valeurs des champs de cette structure de données, et - la génération du pointeur de structure de données qui contient, dans sa première plage de bits, l'adresse où débute la zone de mémoire réservée et dans sa seconde plage de bits l’identifiant de pointeur de structure de données. 7) - l'étape a) comporte : - la construction d'un ou plusieurs cryptogrammes à partir de la valeur du champ particulier à écrire, - le calcul d'une ou plusieurs premières étiquettes permettant de vérifier l'intégrité de chacun des cryptogrammes construits, cette première étiquette étant calculée à partir du cryptogramme construit et à l'aide du premier identifiant de pointeur de champ pour former l'association entre ce champ particulier et ce premier identifiant de pointeur de champ, et - l'enregistrement dans la mémoire principale du ou des cryptogrammes construits et du ou des premières étiquettes calculées à des emplacements associés les uns aux autres, - l'opération b3) comporte, pour chaque cryptogramme enregistré lors de l'étape a), le chargement, depuis la mémoire principale, de ce cryptogramme et de la première étiquette d'intégrité associée à ce cryptogramme, à l'aide de l'adresse contenue dans la première plage de bits du pointeur de champ construit lors de l'opération b2), - l'opération b4), comporte la vérification de l'intégrité de chaque cryptogramme chargé, cette vérification comportant : - la construction d’une seconde étiquette d’intégrité à partir du cryptogramme chargé et de l'identifiant de pointeur de champ contenu dans la seconde plage de bits du pointeur de champ construit lors de l'opération b2), puis - la comparaison de cette seconde étiquette d’intégrité à la première étiquette d’intégrité chargée, puis - lorsque la seconde étiquette d’intégrité ne correspond pas à la première étiquette d’intégrité, c’est-à-dire que la vérification de l’intégrité du cryptogramme chargé échoue, le microprocesseur déclenche systématiquement le signalement d’une faute d’exécution, et lorsque la seconde étiquette d’intégrité correspond à la première étiquette d’intégrité, c’est-à-dire que le cryptogramme chargé est intègre, le cryptogramme chargé est déchiffré pour obtenir la valeur en clair du champ et le déclenchement d’une faute d’exécution est inhibé. 8) - l'étape a) comporte l'enregistrement dans la mémoire principale d'un ou plusieurs blocs de données chiffrées et authentifiées contenant la valeur du champ particulier, chaque bloc de données chiffrées et authentifiées contenant : - un cryptogramme de l'ensemble des données de ce bloc, ce cryptogramme pouvant uniquement être déchiffré dans sa totalité pour obtenir un bloc de données en clair et non pas donnée par donnée, - un code d'authentification calculé à partir du cryptogramme du bloc de données en clair, et - des métadonnées, ces métadonnées comportant le premier identifiant de pointeur de champ associé au champ particulier, - l'opération b3) comporte le chargement, depuis la mémoire principale, de chaque bloc de données chiffrées et authentifiées contenant la valeur du champ particulier à l'aide de l'adresse contenue dans la première plage de bits du pointeur de champ construit lors de l'opération b2), - l'opération b4) comporte, pour chaque bloc chargé lors de l'opération b3), la vérification que le second identifiant de pointeur de champ contenu dans la seconde plage de bits du pointeur de champ construit lors de l'opération b2), correspond au premier identifiant de pointeur de champ associé à la valeur du champ particulier et contenu dans les métadonnées du bloc chargé, et lorsque les premier et second identifiants de pointeur de champ ne correspondent pas, le déclenchement du signalement d'une faute d'exécution et, dans le cas contraire, l'inhibition du déclenchement du signalement d'une faute d'exécution et le traitement, par le microprocesseur, de la valeur chargée du champ particulier. 9) les tailles du pointeur de structure de données et de chaque pointeur de champ, en nombre de bits, sont égales au nombre de bits maximal que peut contenir une adresse transférée du microprocesseur jusqu’à la mémoire principale par l’intermédiaire d'un bus d’adresse. L'invention a également pour objet un code binaire d’un programme d'ordinateur apte à être exécuté par un microprocesseur, dans lequel code binaire comporte des instructions pour exécuter les étapes du procédé d’exécution ci-dessus, lorsque ces instructions sont exécutées par un microprocesseur. L'invention a également pour objet un support d'enregistrement d'informations, lisible par un microprocesseur, dans lequel ce support d’enregistrement d’informations comporte le code binaire ci-dessus. L'invention a également pour objet un microprocesseur pour la mise en œuvre du procédé ci-dessus, ce microprocesseur étant apte à exécuter un code binaire d’un programme d'ordinateur, ce code binaire définissant une structure de données comportant plusieurs champs accessibles indépendamment les uns des autres dont au moins un champ particulier à lire à l'aide d'un pointeur, ce microprocesseur étant configuré pour exécuter les étapes suivantes : a) l’écriture, dans la mémoire principale, de la valeur du champ particulier associée à un premier identifiant de pointeur de champ, ce premier identifiant de pointeur de champ identifiant le pointeur de champ à utiliser pour lire la valeur de ce champ particulier, puis b) la lecture de la valeur de ce champ particulier de la structure de données à partir de la mémoire principale, cette étape de lecture comportant les opérations suivantes : b1) l'obtention d'un pointeur de structure de données qui pointe sur le début de la structure de données, ce pointeur de structure de données contenant : - une première plage de bits contenant l’adresse à laquelle débute la structure de données dans l'espace d'adressage du programme d'ordinateur, et - une seconde plage différente de bits contenant un identifiant de pointeur de structure de données, cet identifiant de pointeur de structure de données permettant d’identifier de façon unique ce pointeur de structure de données parmi un ensemble contenant plusieurs pointeurs différents de structure de données mis en œuvre lors de la même exécution du code binaire par ce microprocesseur, puis b2) la construction d'un pointeur de champ qui pointe directement sur le champ particulier de la structure de données à lire, ce pointeur de champ contenant : - une première plage de bits contenant l'adresse à laquelle débute le champ particulier dans l'espace d'adressage du programme d'ordinateur, et - une seconde plage de bits contenant un second identifiant de pointeur de champ, cette opération de construction comportant les sous-opérations suivantes : b2.1) la détermination de l'adresse à laquelle débute le champ particulier à partir de l'adresse contenue dans la première plage de bits du pointeur de structure de données et de la position du champ particulier par rapport au début de la structure de données, et b2.2) la détermination du second identifiant de pointeur de champ à partir de l'identifiant de pointeur de structure de données contenu dans la seconde plage de bits du pointeur de structure de données obtenu lors de l'opération b1), puis b3) le chargement, depuis la mémoire principale, de la valeur du champ particulier à l'aide de l'adresse contenue dans la première plage de bits du pointeur de champ construit lors de l'opération b2), puis b4) la vérification que le second identifiant de champ contenu dans la seconde plage de bits du pointeur de champ construit lors de l'opération b2), correspond au premier identifiant de pointeur de champ associé à ce même champ particulier lors de l'écriture de sa valeur dans la mémoire principale, et lorsque les premier et second identifiants de pointeur de champ ne correspondent pas, le déclenchement du signalement d'une faute d'exécution et, dans le cas contraire, l'inhibition du déclenchement du signalement d'une faute d'exécution et le traitement, par le microprocesseur, de la valeur chargée du champ particulier, caractérisé en ce que ce microprocesseur est également configuré pour : - lors de l'étape a), le premier identifiant de pointeur de champ associé au champ particulier est déterminé à partir de l'identifiant de pointeur de structure de données et à partir d'un identifiant du champ particulier différant pour tous les champs de la structure de données voisins du champ particulier à lire, et - lors de l'opération b2), le second identifiant de pointeur de champ est en plus déterminé à partir du même identifiant du champ particulier pour obtenir un second identifiant de pointeur de champ qui correspond systématiquement au premier identifiant de pointeur de champ lorsque l'identifiant du pointeur de structure de données est identique à celui utilisé pour déterminer le premier identifiant de pointeur de champ. Les modes de réalisation de ce microprocesseur peuvent comporter la caractéristique suivante : 1) le jeu d'instructions du microprocesseur comporte une instruction, qui lorsqu'elle est exécutée par une unité arithmétique est logique du microprocesseur, enregistre, dans la seconde plage de bits d'un pointeur, le résultat d'un "ou exclusif" entre les bits de cette seconde plage de bits et un identifiant de pointeur passé en opérande de cette instruction. Enfin, l'invention a également pour objet un compilateur apte à transformer automatiquement un code source d’un programme d'ordinateur en un code binaire de ce programme d'ordinateur, ce code source définissant une structure de données comportant plusieurs champs accessibles indépendamment les uns des autres dont au moins un champ particulier à lire à l'aide d'un pointeur, dans lequel le compilateur est apte à transformer automatiquement le code source en le code binaire ci-dessus. L'invention sera mieux comprise à la lecture de la description qui va suivre, donnée uniquement à titre d'exemple non limitatif et faite en se référant aux dessins sur lesquels : - la est une illustration schématique de l'architecture d'un appareil électronique apte à exécuter un code binaire d'un programme d'ordinateur, - la est une illustration schématique de la structure d'un pointeur enrichi utilisé lors de l'exécution du code binaire par l'appareil de la , - la est une illustration schématique de la structure d'une ligne de donnée utilisée lors de l'exécution du code binaire par l'appareil de la , - les figures 4 et 5 sont des organigrammes, respectivement, d'un premier et d'un second modes de réalisation d'un procédé d'exécution du code binaire par l'appareil de la , - la est une illustration schématique d'un compilateur apte à générer le code binaire exécuté par l'appareil de la . CHAPITRE I : CONVENTIONS, NOTATIONS ET DEFINITIONS Dans les figures, les mêmes références sont utilisées pour désigner les mêmes éléments. Dans la suite de cette description, les caractéristiques et fonctions bien connues de l’homme du métier ne sont pas décrites en détails. Dans cette description, les définitions suivantes sont adoptées. Un « programme » désigne un ensemble d'une ou de plusieurs fonctions prédéterminées que l'on souhaite faire exécuter par un microprocesseur. Un « code source » est une représentation du programme dans un langage informatique, n'étant pas directement exécutable par un microprocesseur et étant destiné à être transformé par un compilateur en un code machine directement exécutable par le microprocesseur. Un programme ou un code est dit être « directement exécutable » lorsqu'il est apte à être exécuté par un microprocesseur sans que ce microprocesseur n'ait besoin au préalable de le compiler au moyen d'un compilateur ou de l'interpréter au moyen d'un interpréteur. Une « instruction » désigne une instruction machine exécutable par un microprocesseur. Une telle instruction est constituée : - d'un opcode, ou code d'opération, codant la nature de l'opération à exécuter, et -d'un ou plusieurs opérandes définissant la ou les valeurs des paramètres de cette opération. Un « code machine » est un ensemble d'instructions machines. Il s'agit typiquement d'un fichier contenant une succession de bits portant la valeur « 0 » ou « 1 », ces bits codant les instructions à exécuter par le microprocesseur. Le code machine est directement exécutable par le microprocesseur, c'est-à-dire sans nécessiter une compilation ou une interprétation préalable. Un « code binaire » est un fichier contenant une succession de bits portant la valeur « 0 » ou « 1 ». Ces bits codent des données et des instructions à exécuter par le microprocesseur. Ainsi, le code binaire comprend au moins un code machine et en plus, généralement, des données numériques traitées par ce code machine. Pour être exécuté par un microprocesseur, le code binaire est enregistré dans des lignes d'une mémoire principale. Typiquement, le code binaire comporte plusieurs centaines ou milliers de lignes. Chacune de ces lignes est appelée "ligne de code". Chaque ligne de code est enregistrée à une adresse qui lui est propre dans la mémoire principale. Chaque ligne de code contient une seule instruction ou à une seule donnée. Par la suite, lorsque le code contenu dans la ligne de code correspond à une instruction, la ligne de code est appelée "ligne d'instruction". Lorsque le code contenu dans la ligne de code correspond une donnée, la ligne de code est appelée "ligne de donnée". Le terme "code" est quant à lui utilisé pour désigner aussi bien une instruction qu'une donnée et le terme "ligne de code" est utilisé pour désigner aussi bien une ligne de donnée qu'une ligne d'instruction. L'espace d'adressage du programme est l'ensemble des adresses des lignes de code que le programme peut lire ou écrire lorsqu'il est exécuté. Lorsqu'il existe un mécanisme de mémoire virtuelle, l'espace d'adressage du programme est généralement un large plage continue d'adresses, dites "virtuelles", possibles pour les lignes de code à lire ou à écrire. Une "structure de données" est un ensemble de plusieurs champs regroupés à l'intérieur d'une plage continue d'adresses de l'espace d'adressage du programme. Cette plage contient uniquement des champs qui appartiennent à cette structure de données. A l'intérieur de la structure de données, les différents champs sont classés les uns par rapport aux autres dans un ordre prédéterminé. A l'intérieur d'une structure de données, les différents champs de cette structure de données sont enregistrés les uns après les autres dans un ordre prédéterminé lors de la définition de la structure de données. Les différents champs d'une structure de données sont accédés en utilisant pour cela un pointeur qui pointe vers l'adresse à laquelle débute cette structure de données et la position du champ à accéder par rapport au début de cette structure de données. Un exemple classique de structure de données est un tableau comportant plusieurs cellules. Dans cet exemple, chaque cellule correspond à un champ de la structure de données. Un "champ" d'une structure de données est soit une donnée soit une structure de données. Lorsque le champ est lui-même une structure de données, alors cette structure de données fille est imbriquée à l'intérieur d'une structure de données parente. Par la suite, pour distinguer les différentes niveaux de structures de données imbriquées les unes à l'intérieur des autres, la structure de données racine, c'est-à-dire celle qui n'a pas de structure de données parentes, est dite de rang 0. La structure de données fille imbriquée à l'intérieur de la structure de données parente, est dite de rang 1. Si la structure de données de rang 1 comporte elle aussi une structure de données fille, alors cette structure de données fille est dite de rang 2 et ainsi de suite. Dans ce texte, un pointeur qui pointe directement vers le début d'une structure de données est appelé "pointeur de structure de données". Un tel pointeur de structure de données comporte notamment l'adresse à laquelle débute la structure de données pointée dans l'espace d'adressage du programme. Un "pointeur de champ" est un pointeur qui pointe directement vers le début d'un champ d'une structure de données. Sauf indication contraire, le terme "pointeur" seul désigne tout type de pointeur et donc aussi bien un pointeur de structure qu'un pointeur de champ. Un champ "voisin" d'un champ particulier d'une structure de données désigne le champ de cette même structure de données qui précède ou suit immédiatement ce champ particulier. On parle d'exécution d'une fonction pour désigner l'exécution des instructions réalisant cette fonction. Dans un souci de simplification, dans cette description et dans les figures, les instructions ne sont pas représentées sous forme binaire, mais plutôt sous une forme symbolique exprimée dans un langage évolué de plus haut niveau. CHAPITRE II : ARCHITECTURE DE L'APPAREIL La représente un appareil électronique 1 comportant un microprocesseur 2, une mémoire principale 4 et un support 6 de stockage de masse. Par exemple, l'appareil 1 est un ordinateur, un smartphone, une tablette électronique ou similaire. Le microprocesseur 2 comporte ici : - une unité arithmétique et logique 10 ; - un ensemble 12 de registres ; - un module de commande 14 ; - une interface 16 d'entrée/sortie de données, - un chargeur 18 d'instructions comportant un compteur ordinal 26, - une file 22 d'instructions à exécuter, et - un module matériel 28 de sécurisation. La mémoire 4 est configurée pour stocker des instructions et des données d'un code binaire 30 d'un programme devant être exécuté par le microprocesseur 2. La mémoire 4 est une mémoire à accès aléatoire. Typiquement, la mémoire 4 est une mémoire volatile. La mémoire 4 peut être une mémoire externe au microprocesseur 2 comme représenté sur la . Dans ce cas, la mémoire 4 est réalisée sur un substrat mécaniquement séparé du substrat sur lequel sont réalisés les différents éléments du microprocesseur 2 comme l'unité 10. Ici, la mémoire 4 est divisée en mots-machines successifs de longueur fixe. Chaque mot-machine est adressable individuellement et peut être transféré en un seul cycle d'horloge depuis la mémoire 4 jusque dans un registre du microprocesseur par l'intermédiaire d'un bus de données. A cet effet, la taille N MM d'un mot-machine est égale au nombre maximum de bits qui peuvent être transférés simultanément sur ce bus de données. Ici, la taille N MM est strictement supérieure N inst bits, où N inst bits est le nombre de bits des instructions du jeu d'instructions du microprocesseur 2. Typiquement, N inst est un entier supérieure ou égale à 8, 16, 32 ou 64. Dans cet exemple, N inst est égal à 32 et la taille N MM est égale à 128 bits. La position de chaque mot machine dans la mémoire 4 est repérée par une adresse. Pour recevoir cette adresse, la mémoire 4 est reliée au microprocesseur 2 par un bus d'adresses. La taille N @ de l'adresse, en nombre de bits, détermine le nombre maximum de mot-machines qui peuvent être adressés individuellement dans la mémoire 4. Typiquement, la taille N @ est supérieure ou égale à 8, 16, 32 ou 64 bits. Par exemple, dans ce mode de réalisation, la taille N @ est égale à 64 bits. Classiquement, la mémoire 4 est divisée en plusieurs parties. Par exemple, ici, la mémoire 4 comporte notamment les parties suivantes : - une première partie 42 contenant les instructions à exécuter, - une deuxième partie 44 contenant des données à traiter, - une troisième partie 46 utilisée pour sauvegarder le contexte d'exécution d'une fonction lorsqu'elle appelle une autre fonction appelée "routine", et - une quatrième partie 48 utilisée pour allouer dynamiquement de la mémoire au programme en cours d'exécution afin d'y enregistrer des données. La partie 42 est connue sous le terme de "segment de code" ("code segment" en anglais). La partie 44 contient typiquement les variables statiques et globales du programme exécuté. La partie 46 est connue sous le terme de "pile d'exécution" ("call stack" en anglais). Par conséquent, par la suite, la partie 46 est également appelée "pile 46". Enfin la partie 48 est connue sous le terme de "tas" ("heap" en anglais). Ainsi, par la suite, la partie 48 est également appelée "tas 48". Le code binaire 30 comporte notamment le code machine 32 du programme et un bloc 34 de données nécessaires à l'exécution du code binaire 30. Le code machine 32 et le bloc 34 sont enregistrés dans, respectivement, les parties 42 et 44. Ici, chaque ligne de code du code binaire correspond à un mot-machine. Ainsi, une ligne de code est chargée dans un registre du microprocesseur 2 en une seule opération de lecture. De même, une ligne de code est écrite dans la mémoire 4 par le microprocesseur 2 en une seule opération d'écriture. La structure d'une ligne de donnée est décrite en détail en référence à la . L'exécution du code binaire 30 débute par le chargement et le traitement de données du bloc 34. Ici, en particulier, le bloc 34 comporte notamment un cryptogramme ka* obtenu en chiffrant une clé secrète ka à l'aide d'une clé publique pk CPU du microprocesseur 2. A titre d'illustration, le microprocesseur 2 est conforme à l'architecture RISC (« Reduced Instructions Set Computer ») et il met en œuvre le jeu d'instructions "RISC-V". Ici, l'unité 10 est une unité arithmétique et logique de N inst bits. Le chargeur 18 charge dans la file 22 la prochaine instruction à exécuter par l'unité 10 à partir de la partie 42 de la mémoire 4. Plus précisément, le chargeur 18 charge l'instruction sur laquelle pointe le compteur ordinal 26. L'unité 10 est notamment configurée pour exécuter les unes après les autres les instructions chargées dans la file 22. Les instructions chargées dans la file 22 sont généralement systématiquement exécutées dans l'ordre où ces instructions ont été enregistrées dans cette file 22. L'unité 10 est aussi capable d'enregistrer le résultat de ces instructions exécutées dans un ou plusieurs des registres de l'ensemble 12. Dans cette description, on utilisera comme synonymes « exécution par le microprocesseur 2 » et « exécution par l'unité 10 ». Le module 14 est configuré pour déplacer des données entre l'ensemble 12 de registres et l'interface 16. L'interface 16 est notamment apte à acquérir des données et des instructions, par exemple, depuis la mémoire 4 et/ou le support 6 extérieurs au microprocesseur 2. Le module 28 est capable d'exécuter automatiquement les différentes opérations décrites en détails dans les chapitres suivants pour sécuriser l'exécution du code binaire 30. Le module 28 fonctionne indépendamment et sans utiliser l'unité 10. Ainsi, il est capable de traiter les lignes de code avant et/ou après que celles-ci soient traitées par l'unité 10. A cet effet, il comporte notamment une mémoire non-volatile sécurisée 29. Aucun accès à cette mémoire 29 sans passer par l’intermédiaire du module 28 n'est prévu. Dans ce mode de réalisation, le module 28 est pré-programmé, par exemple lors de sa conception, pour exécuter des opérations telles que les opérations suivantes : - vérifier l'intégrité et l'authenticité d'une ligne de code à partir d'un code d'authentification de message plus connu sous l'acronyme MAC (« Message Authentification Code »), - construire un code d'authentification de message, - chiffrer un code pour obtenir un cryptogramme de ce code, - déchiffrer un cryptogramme d'un code pour obtenir le code en clair, et - exécuter une fonction préprogrammée F iv . La mémoire 29 est utilisée pour stocker les informations secrètes nécessaires à la mise en œuvre du procédé des figures 4 et 5. Ici, elle comporte donc notamment des informations secrètes pré-enregistrées avant le début de l'exécution du code binaire 30. En particulier, elle comporte les informations pré-enregistrées suivantes : - une clé secrète k' utilisée pour la vérification des codes d'authentification de message, et - un clé privée secrète sk CPU qui permet de déchiffrer les données qui ont été chiffrées à l'aide de la clé publique pk CPU . Dans cet exemple de réalisation, l'ensemble 12 comporte des registres généraux utilisables pour stocker tout type de données. La taille de chacun de ces registres est, par exemple, égale à N MM . Un bus 24 d'échange de données qui relie les différents composants du microprocesseur 2 entre eux est représenté sur la pour indiquer que les différents composants du microprocesseur peuvent échanger des données entre eux. Le bus de données et le bus d'adresses qui relient le microprocesseur 2 à la mémoire 4 ont été représentés par une double flèche 50 pour simplifier la . Le support 6 est typiquement une mémoire non volatile. Par exemple, il s'agit d'une mémoire du type EEPROM ou Flash. Il contient ici une copie 40 de sauvegarde du code binaire 30. Typiquement, c'est cette copie 40 qui est automatiquement recopiée dans la mémoire 4 pour restaurer le code 30, par exemple, après une coupure de courant ou similaire ou juste avant que débute l'exécution du code 30. CHAPITRE III : SÉCURISATION DES STRUCTURES DE DONNEES Premier mode de réalisation : Dans ce mode de réalisation, les pointeurs qui pointent vers des données situées en dehors d'une structure de données sont, par exemple, sécurisés comme décrit dans la demande EP3761199A1. Ainsi, par la suite, seul le cas des pointeurs de structures de données est décrit en détail. Le code binaire 30, en plus du code machine 32, peut comporter des structures de données à traiter lors de l’exécution du code machine 32. De plus, lors de l’exécution du code machine 32, celui-ci peut aussi générer dynamiquement des structures de données. Ces structures de données sont typiquement contenues dans la partie 44 de la mémoire 4 et/ou le tas 48. De même, à chaque fois qu'une fonction appelante déclenche l'exécution d'une fonction appelée, le contexte d'exécution de la fonction appelante est sauvegardé dans la pile 46. La fonction appelée sauvegarde également dans la pile 46 des données telles que des variables locales. Certaines de ces variables locales enregistrées dans la pile 46 peuvent être des structures de données. Pour traiter et manipuler ces structures de données, le code machine 32 utilise des pointeurs de structures de données. Un tel pointeur contient l'adresse, dans l'espace d'adressage du programme, à laquelle débute la structure de données à traiter. Comme décrit dans l'introduction de cette demande, un usage erroné d'un pointeur de structure de données peut être exploité pour mener à bien un attaque contre le programme. Pour détecter et mettre en échec de telles attaques, ici, chaque champ C j,k d'une structure S j qui est traitée à l'aide d'un pointeur PS j de structure de données, est enregistré dans une ou plusieurs lignes LD j,k,m de données consécutives . Par la suite, l'indice "j" est un identifiant de la structure S j . L'indice "k" est le numéro d'ordre du champ C j,k à l'intérieur de la structure S j . Par convention, ici, l'indice k du premier champ d'une structure de données est égal à zéro. Ensuite, l'indice k du second champ de cette structure de données est égal à un et ainsi de suite. L'indice "m" est un numéro d'ordre qui permet de distinguer les lignes LD j,k,m dans lesquelles est enregistrée la valeur du champ C j,k . Les lignes LD j,k,m sont uniquement utilisées pour y enregistrer la valeur du champ C j,k et aucune valeur d'un autre champ de la structure S j . Si la valeur du champ C j,k peut être enregistrée dans une seule ligne, alors il n'existe qu'une seule ligne LDj,k,0. A l'inverse si la valeur du champ C j,k ne peut pas être enregistrée dans une seule ligne, alors plusieurs lignes LD j,k,m sont utilisées pour enregistrer sa valeur . Par convention, l'indice m de la première des lignes LDj,k,m est égal à zéro. Ensuite, l'indice m est incrémenté de un pour chacune des lignes LDj,k,m suivantes. Ici, la taille de la ligne LD j,k,m est égale à la taille d'un mot-machine et donc égale à la taille N MM . Le pointeur PS j contient l'adresse @S j de la structure S j et permet de traiter et de manipuler les différents champs de cette structure. Ce pointeur PS j peut typiquement être passé en argument d'une fonction qui traite et manipule les champs de la structure S j . La structure du pointeur PSj est représentée sur la . Ici, la taille du pointeur PSj est égale à la taille N@ des adresses mémoires. Le pointeur PSj comporte : - une première plage P 1 de bits contenant l'adresse @S j à laquelle débute la structure Sj , et - une seconde plage P 2 distincte de bits contenant un identifiant IPS j du pointeur PS j . La structure S j est enregistrée dans une plage d'adresses virtuelles dont la taille est strictement inférieure à 2 N@ afin de laisser suffisamment de place pour coder l'identifiant IPS j à l'intérieur du pointeur PS j . Pour cela, la taille de la plage P 1 est inférieure à N @ -N P bits, où N P est la taille, en nombre de bits, de la plage P 2 . De préférence, la taille N P est supérieure ou égale à 4 bits ou 8 bits ou 16 bits et, généralement, inférieure à 32 bits ou 54 bits. Ici, la taille N P est égale à 8 bits et les adresses @S j sont donc codées sur 56 bits. Dans ce mode de réalisation, la plage P 1 correspond aux N @ -N P bits de poids faibles du pointeur PS j et la plage P2 correspond au N P bits de poids forts du pointeur PS j . Pour obtenir l'adresse @S j de la structure S j à partir du pointeur PS j , il suffit donc de masquer les bits de poids forts du pointeur PS j utilisés pour enregistrer l'identifiant IPS j . L'adresse @S j est une adresse virtuelle dans l'espace d'adressage du programme. Une telle adresse virtuelle est ensuite convertie automatiquement en une adresse physique par une unité de management de mémoire plus connue sous l'acronyme MMU ("Management Memory Unit"). L'identifiant IPS j est un identifiant qui permet d'identifier de façon unique le pointeur PS j parmi un ensemble d'autres pointeurs utilisés lors de la même exécution du code binaire 30. Il est construit de manière à limiter la probabilité que deux pointeurs différents aient le même identifiant de pointeur. Ainsi, dans ce texte, par "identifier de façon unique un pointeur parmi un ensemble d'autres pointeurs", on désigne le fait que la probabilité que deux pointeurs utilisés lors de la même l'exécution du code binaire aient des identifiants de pointeurs égaux, est inférieure à une chance sur dix et, de préférence, une chance sur cinquante ou une chance sur cent ou une chance sur mille. L'identifiant IPS j peut être généré lors de la compilation du code source pour obtenir le code binaire 30. C'est par exemple le cas lorsque le pointeur PS j est déclaré dans le code source. Lors de la compilation du code source, pour minimiser la probabilité que deux pointeurs différents aient le même identifiant de pointeur, par exemple, le compilateur génère l'identifiant IPS j du pointeur par tirage aléatoire ou pseudo-aléatoire de cet identifiant dans un ensemble EIP. L'ensemble EIP contient toutes les valeurs possibles pour un identifiant de pointeur sauf les valeurs déjà attribuées à un identifiant de pointeur. Dans un autre mode de réalisation, l'identifiant IPS j est à chaque fois tiré de façon aléatoire ou pseudo-aléatoire dans l'ensemble EIP. A titre d'illustration, pour faire cela, dans le cas d'un compilateur utilisant LLVM ("Low Level Virtual Machine"), l'instruction "Alloca" est modifiée pour que le pointeur généré au moment de la compilation du code source comporte un identifiant IPS j et une adresse @S j . L'instruction "Alloca" génère un pointeur qui pointe sur l'adresse @S j où débute la zone mémoire dans laquelle la structure S j est enregistrée. Un pointeur peut aussi être généré lors de l'exécution du code binaire 30. C'est notamment le cas lorsque le code binaire comporte une instruction qui, lorsqu'elle est exécutée par le microprocesseur 2, alloue dynamiquement une zone de mémoire libre pour y enregistrer une structure de données. Lorsque cette instruction est exécutée, elles génèrent un pointeur PS j de structure de données qui pointe vers le début de la zone de mémoire allouée. De telles instructions sont fréquemment utilisées pour allouer dynamiquement une zone de mémoire dans le tas 48. Ensuite, une instruction qui définit la structure de données est exécutée. Cette instruction permet d'établir une correspondance entre un champ de la structure de données et des lignes de données situées à l'intérieur de la zone de mémoire allouée. Par exemple, dans un code source utilisant les librairies standards du langage C, les instructions d'allocation de zone de mémoire correspondent aux fonctions "malloc()", "calloc()", "realloc()", ...etc. Dans ce cas, ces fonctions "malloc()", "calloc()", "realloc()", ...etc sont modifiées pour que le pointeur PS j qu'elles génèrent comporte, en plus de l'adresse @S j , l'identifiant IPS j . De préférence, chaque exécution d'une telle fonction doit générer un identifiant IPS j aussi différent que possible de l'identifiant IPS j généré lors de la précédente exécution de cette même fonction. Pour cela, par exemple, à chaque exécution d'une telle fonction : - l'identifiant IPS j est tiré, de façon aléatoire ou pseudo-aléatoire, dans l'ensemble EIP, ou - l'identifiant IPS j est pris égal à l'empreinte numérique obtenue en appliquant une fonction de hachage à l'adresse @S j . Un tel pointeur PS j qui contient, en plus de l'adresse @S j , d'autres informations, c'est-à-dire ici l'identifiant IPS j , est appelé "pointeur enrichi". Dans un code source utilisant les librairies standards du langage C, une fonction qui permet de définir les différents champs d'une structure de données lorsqu'elle est exécuté est, par exemple, la fonction "CAST". Les structures des les lignes de données sont identiques. Cette structure est représentée sur la dans le cas particulier de la ligne LDj,k,m. La ligne LD j,k,m comporte un cryptogramme CD j,k,m * et un code MAC j,k,m . Le cryptogramme CD j,k,m * est obtenu en chiffrant une concaténation CD j,k,m à l’aide de la clé secrète ka et d’un vecteur d’initialisation iv j,k,m . Plus précisément, le cryptogramme CD j,k,m * est obtenu à l’aide de la relation suivante : CD j,k,m * = f ka (CD j,k,m ; iv j,k,m ), où f ka est une fonction de chiffrement, correspondant à une fonction de déchiffrement f ka -1 , préprogrammée dans le module 28. Typiquement, la fonction f ka est une fonction de chiffrement symétrique. Dès lors, la clé ka permettant de déchiffrer le cryptogramme CD j,k,m * est préenregistrée dans la mémoire 29 afin de permettre au module 28 de déchiffrer ce cryptogramme CD j,k,m *. Ici, le vecteur iv j,k,m est un vecteur dont la valeur dépend d'une adresse @LD j,k,m et d'un identifiant IPCj,k de champ . L'adresse @LD j,k,m est l'adresse de la ligne LD j,k,m dans l'espace d'adressage du programme. L'identifiant IPCj,k est un identifiant qui permet d'identifier de façon unique un pointeur PCj,k parmi un ensemble d'autres pointeurs et, en particulier, parmi d'autres pointeurs qui pointent directement sur d'autres champs de la structure Sj. L'identifiant IPCj,k permet, en particulier, de distinguer sans ambiguïté un pointeur qui pointe directement vers le champ Cj,k, des pointeurs qui pointent directement vers les champs voisins Cj,k-1 et Cj,k+1. De préférence, l'identifiant IPCj,k permet de distinguer le pointeur PCj,k de tout pointeur qui pointe directement vers un autre champs de la structure Sj. Dans ce mode de réalisation, l'identifiant IPCj,k varie en fonction de la position du champ Cj,k par rapport à l'adresse @Sj. Des exemples de déterminations de cet identifiant IPCj,k sont décrits plus loin. Le pointeur PC j,k a la même structure que le pointeur PS j . Il contient donc les plages P 1 et P 2 . Toutefois, dans le cas du pointeur PC j,k , la plage P 2 contient les bits de l'identifiant IPC j,k et la plage P 1 contient les bits de l'adresse @C j,k à laquelle débute le champ C j,k . Dans ce mode de réalisation, le vecteur iv j,k,m est codé sur le même nombre de bits que le pointeur PS j . Le module 28 comporte une fonction préprogrammée F iv qui, à chaque adresse @LD j,k,m et à chaque identifiant IPC j,k , associe une valeur différente du vecteur iv j,k,m . Par exemple, la fonction F iv est une fonction de hachage ou de chiffrement. On a donc la relation suivante : iv j,k,m = F iv (@LD j,k,m , IPCj,k ). La concaténation CD j,k,m est ici la concaténation d'une donnée D j,k,m et d’un code ECC Dj,k,m . Lorsque la valeur du champ C j,k peut être enregistrée dans une seule ligne LD j,k,0 , la donnée D j,k,0 est égale à cette valeur du champ. Dans le cas contraire où la valeur du champ C j,k est trop grande pour être enregistrée dans une seule ligne LD j,k,m , alors la donnée D j,k,m est égale à une partie seulement de cette valeur. Dans ce dernier cas, seule la réunion des différentes données D j,k,m permet d'obtenir la valeur complète du champ C j,k . Cette dernière situation se produit notamment lorsque le champ C j,k est lui-même une structure de données comportant plusieurs champs. Lorsque le champ C j,k est une structure de données, il contient au moins autant de ligne LD j,k,m qu'il y a de champs dans cette structure de données de rang 1. Le code ECC Dj,k,m est une première étiquette d'intégrité qui permet de vérifier l'intégrité de la donnée D j,k,m . Plus précisément, le code ECC Dj,k,m permet de détecter une erreur dans la donnée D j,k,m et, ici, de corriger cette erreur. Par exemple, le code ECC Dj,k,m est le code connu sous l’acronyme BCH (Bose, Ray-Chaudhuri, Hocquenghem) qui présente l'avantage d’être particulièrement facile à mettre en œuvre. Toutefois, tout autre code détecteur ou correcteur d’erreur connu peut être mis en œuvre. La taille du code ECC Dj,k,m est supérieure ou égale à 1 ou 2 ou 3 bits et, généralement, inférieure à N inst . La taille du code ECC Dj,k,m est déterminée en fonction de la robustesse souhaitée. Plus on veut être capable de corriger un nombre de bits erronés important dans la donnée D j,k,m , plus la taille du code ECC Dj,k,m sera grande. Le code MAC j,k,m est une seconde étiquette d'intégrité qui permet de vérifier l'intégrité de la ligne LD j,k,m . Plus précisément, ici, le code MAC j,k,m est un code permettant de vérifier l’intégrité et l’authenticité du cryptogramme CD j,k,m *. Ce code est communément appelé « code d’authentification de message » et connu sous l’acronyme MAC (« Message Authentification Code »). Un tel code MAC j,k,m est obtenu en construisant une empreinte numérique à partir du cryptogramme CD j,k,m *. Cette empreinte numérique comporte normalement moins de bits que le cryptogramme CD j,k,m *. Une telle empreinte numérique est plus connue sous le terme anglais de "digest" ou "hash". Cette empreinte numérique est construite à l’aide d’une fonction prédéterminée et de la clé secrète k' connue seulement de l’auteur du code binaire 30 et du microprocesseur 2. Ici, la clé k’ est préenregistrée dans la mémoire 29. De plus, dans ce mode de réalisation, le code MAC j,k,m est aussi construit à l'aide de l'adresse @LD j,k,m et de l'identifiant IPC j,k . Par exemple, la fonction prédéterminée est une fonction à sens unique telle qu'une fonction de hachage. Dans ce cas, généralement, l'empreinte numérique est le résultat de l'application de cette fonction de hachage à une combinaison, par exemple une concaténation, du cryptogramme CD j,k,m *, de la clé k', de l'adresse @LD j,k,m et de l'identifiant IPC j,k . À titre d’exemple, pour générer le cryptogramme CD j,k,m * et le code MAC j,k,m , un algorithme de chiffrement authentifié est utilisé. Cet algorithme de chiffrement authentifié peut être choisi parmi les différents candidats à la compétition CAESAR (« Competition for Authentificated Encryption : Security, Applicability, and Robustness ») comme par exemple l’un des algorithmes désignés par les noms suivants : « ACORN », « ASCON », « SILC », « CLOC », « JAMBU », « KETJE ». La ligne LD j,k,m peut être construite au moment de la génération du code binaire 30 lorsque l'adresse @LD j,k,m est fixée au moment de la compilation. Dans ce cas, le compilateur génère d'abord l'identifiant IPC j,k du pointeur PC j,k puis cet identifiant IPC j,k et l'adresse @LD j,k,m sont utilisés pour construire la ligne LD j,k,m . La ligne LD j,k,m peut aussi être construite au cours de l'exécution du code binaire 30. C'est le cas lorsque l'adresse @LD j,k,m à laquelle doit être enregistrée la ligne LD j,k,m est uniquement connue au moment où le code binaire 30 s'exécute. Par exemple, cette situation se rencontre lorsque la ligne LD j,k,m est enregistrée dans une zone de mémoire allouée dynamiquement dans le tas 48. La représente un procédé d'exécution du code binaire 30 par le microprocesseur 2. Le procédé débute par une étape 150 de génération puis de fourniture du code binaire 30 dans la mémoire 4. La génération du code binaire 30 est typiquement réalisée par un compilateur tel que celui décrit en référence à la . La fourniture du code binaire 30 consiste ici à fournir la copie 40 puis, par exemple, le microprocesseur 2 enregistre la copie 40 à l'intérieur de la mémoire 4 pour obtenir le code binaire 30 enregistré dans la mémoire 4. Ainsi, lors de l'étape 150, les lignes LDj,k,m construites lors de la compilation du code source et contenues dans le code binaire 30, sont enregistrées dans la mémoire 4 et, généralement, dans la partie 44. Ensuite, lors d'une phase 152, le microprocesseur 2 exécute le code binaire 30 et, en particulier, le code machine 32. Lors d'une étape 162, le module 28 commence par charger le cryptogramme ka* contenu dans le bloc 34 et par le déchiffrer à l’aide de la clé sk CPU contenue dans la mémoire 29. À l’issue de l’étape 162, la clé ka est contenue dans la mémoire 29. Après l’étape 162, le microprocesseur 2 exécute, les unes après les autres, les instructions du code machine 32. La suite du procédé est décrite dans le cas particulier de la structure S j de rang zéro. Le procédé est d'abord décrit dans le cas générique où le champ lu, traité ou écrit est le champ C j,k de la structure S j . Cette description est aussi illustrée avec un exemple d'une structure de données appelée "POINT". La structure POINT est définie par les lignes de code suivantes en langage C : typedef struct POINT { int x; int y; } POINT; La structure POINT comporte deux champs "x" et "y". Les champs "x" et "y" correspondent aux champs, respectivement, C j,0 et C j,1 de la structure POINT. La sécurisation de la structure de données intervient à chaque fois qu'une étape 170 de lecture du champ C j,k de la structure S j est exécutée par le microprocesseur 2. A titre d'illustration, l'exécution de l'étape 170 correspond à l'exécution d'une fonction get_y() qui retourne la valeur du champ "y" de la structure POINT lorsqu'elle est exécutée. En langage de programmation C, la fonction get_y() est définie comme suit : int get_y( const POINT* p) { return p->y; } Autrement dit, la fonction get_y() reçoit comme argument un pointeur "p" qui pointe vers une structure POINT et retourne en réponse la valeur du champ "y" de cette structure. Le pointeur "p" est un exemple de pointeur PS j . Lorsque de l'étape 170, le microprocesseur 2 exécute successivement les opérations suivantes. Tout d'abord, lors d'une opération 172, le microprocesseur 2 obtient le pointeur PS j . Par exemple, dans le cas de la fonction get_y(), le pointeur PS j est passé en argument de la fonction get_y(). Ensuite, lors d'une opération 174, le microprocesseur 2 construit le pointeur PC j,k qui pointe directement sur le champ C j,k à lire de la structure S j . La structure de ce pointeur PC j,k est identique à celle du pointeur PS j . Le pointeur PC j,k comporte donc lui-aussi les plages P 1 et P 2 de bits. La plage P 1 comporte les bits de l'adresse @C j,k à laquelle débute le champ C j,k dans l'espace d'adressage du programme. L'adresse @C j,k est déterminée à partir de l'adresse @S j contenue dans le pointeur PS j obtenu lors de l'opération 172 et de la position du champ C j,k par rapport au début de la structure de données S j . La plage P 2 comporte les bits de l'identifiant IPC j,k de ce pointeur PC j,k . L'identifiant IPC j,k est calculé à partir du l'identifiant IPS j et d'un identifiant IC j,k . L'identifiant IC j,k est un identifiant qui identifie de façon unique le champ C j,k au moins parmi les champs voisins C j,k-1 et C j,k+1 . Ici, l'identifiant IC j,k identifie de façon unique le champ C j,k parmi l'ensemble des champs de la structure S j . Dans ce mode de réalisation, l'identifiant IC j,k est égal au numéro d'ordre "k" du champ C j,k . L'identifiant IC j,k est donc égal à k. Dans ce mode de réalisation, la taille, en nombre de bits de l'identifiant IC j,k est égale à la taille de la plage P 2 . Ici, le microprocesseur 2 détermine l'identifiant IPC j,k à l'aide de la relation suivante : IPC j,k = G(IPS j , IC j,k ). La fonction G() est une fonction qui combine les bits des identifiants IPS j et IC j,k . Par exemple, ici la fonction G() est la fonction XOR, c'est-à-dire la fonction logique OU EXCLUSIF. Ici, le pointeur PC j,k construit est égal à la concaténation de l'identifiant IPC j,k et de l'adresse @C j,k ainsi déterminés. Un exemple d'algorithme pour réaliser l'opération 174 est donné ci-dessous dans le cas particulier de la structure POINT et du champ "y". Dans cet exemple, seul la construction du pointeur qui pointe directement vers le champ "y" est représentée. L'identifiant du champ "y" est déterminé au préalable et pris ici égal à "1". La détermination de l'identifiant du champ "y" n'est pas représentée. Cet algorithme est écrit en utilisant les instructions de la représentation intermédiaire du compilateur LLVM. Les instructions de cette représentation intermédiaire ne dépendent pas du jeu d'instructions du microprocesseur 2. C'est seulement après compilation, qu'elles sont traduites en instructions du jeu d'instructions du microprocesseur 2. Ainsi, cette description est générique dans le sens où elle peut être traduite dans le jeu d'instructions de n'importe quelle microprocesseur pour lequel un module de traduction a été développé. En langage technique, ce module de traduction est connu sous le terme de "module statique LLVM" ou "LLVM static module". Il existe de nombreux modules de traduction pour de nombreux microprocesseurs. En particulier, un tel module de traduction vers le jeu d'instructions "RISC-V" existe. Par exemple, dans la représentation intermédiaire LLVM, l'opération 174 pour construire le pointeur %5 qui pointe directement sur le champ "y" de la structure POINT, est codée par les instructions suivantes : %y = getelementptr inbounds %struct.POINT, %struct.POINT* %0, i32 0, i32 1, %3 = ptrtoint i32* %y to i32 %4 = xor i32 %3, 0x10000000 %5 = inttoptr i32 %4 to i32* où : - %0 est un registre du microprocesseur 2 dans lequel est stocké le pointeur "p" qui pointe directement sur le début de la structure POINT, - "gelelementptr" est une instruction de la représentation intermédiaire qui retourne l'adresse du champ "y" de la structure POINT désignée par le pointeur contenu dans le registre %0, - le dernier terme "i32 1" de l'instruction getelementptr spécifie que l'adresse retournée par cette instruction est celle du champ "y" et non pas celle du champ "x". Pour obtenir l'adresse du champ "x" il faudrait remplacer le terme "i32 1" par le terme "i32 0". - %y est un registre du microprocesseur 2 dans lequel est stocké l'adresse à laquelle débute le champ "y" de la structure POINT , cette adresse est uniquement contenue dans la plage P 1 de bits de poids faibles du registre %y, - "ptrtoint" est une instruction de la représentation intermédiaire qui convertit le l'adresse %y en un entier codé sur 32 bits, - %3 est un registre du microprocesseur 2 dans lequel est stocké, sous forme d'entier, l'adresse du champ "y", - "xor" est l'instruction qui réalise un OU EXCLUSIF entre le contenu du registre %3 et l'identifiant du champ "y" préalablement calculé et codé dans la plage P 2 de bits de poids forts, - 0x10000000 est un nombre, noté en hexadécimal, de 32 bits contenant l'identifiant du champ "y" dans la plage P 2 et une plage P 1 contenant uniquement des zéros, - %4 est un registre du microprocesseur 2 dans lequel est stocké le résultat de l'instruction "xor", - "intoptr" est une instruction de la représentation intermédiaire qui convertit le contenu du registre %4 en pointeur de 32 bits, et - %5 est un registre du microprocesseur 2 dans lequel est stocké le pointeur construit qui pointe directement vers le champ "y" de la structure POINT désignée par le pointeur "p" passé en argument de la fonction get_y(). Dans l'exemple ci-dessus, la conversion du pointeur en un nombre entier puis la conversion du contenu du registre %4 en pointeur sont rendues nécessaire car l'instruction "xor" ne fonctionne que sur des nombres entiers. Pour accélérer l'exécution de l'opération 174 par le microprocesseur 2, dans ce mode de réalisation, le jeu d'instructions RISC-V du microprocesseur 2 est complété par l'instruction suivante : xorptr rd, rs1, imm4. Lorsqu'elle est exécutée par l'unité 10, cette instruction enregistre dans un registre rd du microprocesseur 2 le résultat du OU EXCLUSIF entre la plage P 2 de bits de poids fors du pointeur contenu dans le registre rs1 et les bits de la valeur imm4 codée sur N P bits. Dès lors, lors de la compilation, l'instruction "%4 = xor i32 %3, 0x10000000" de la représentation intermédiaire est traduite par l'instruction "xorptr %4, %3, 0x1" dans le langage machine du microprocesseur 2. Ainsi, l'unité 10 exécute en un seul cycle d'horloge cette instruction. En particulier, l'usage de cette nouvelle instruction permet d'éviter d'avoir à construire le nombre 0x10000000 à partir de l'identifiant 0x1 du champ "y" préalablement à l'exécution du OU EXCLUSIF avec le contenu du registre %3. Lors d'une opération 176, le microprocesseur 2 extrait l'adresse @C j,k à partir du pointeur PC j,k construit lors de l'opération 174. Par exemple, pour cela, l'adresse @C j,k est obtenue en masquant les bits de la plage P 2 de bits du pointeur PC j,k . Cette opération de masquage permet d'obtenir la même adresse que si les N P bits de poids forts du pointeur PC j,k étaient égaux à zéro. Ensuite, la valeur du champ C j,k est chargée. Pour cela, les différentes lignes LD j,k,m du champ C j,k sont chargées les unes après les autres. Par exemple, les différentes lignes LD j,k,m sont chargées les unes après les autres par ordre croissant d'adresses @LD j,k,m . Pour charger chaque ligne LD j,k,m , à chaque fois, le microprocesseur 2 exécute une instruction de chargement ayant comme opérande l'adresse @LD j,k,m . L'adresse @LD j,k,m est obtenue à partir de l'adresse @C j,k contenue dans le pointeur PC j,k précédemment construit. Plus précisément, l'adresse @LD j,k,0 de la première ligne LD j,k,0 du champ C j,k est égale à l'adresse @C j,k . Ensuite, les adresses des lignes suivantes LD j,k,m sont obtenues en incrémentant d'un pas régulier @P l'adresse @LD j,k,0. C e pas régulier @P est égal à l'écart entre deux adresses de lignes consécutives dans la mémoire 4. Pour chacune des lignes LD j,k,m , le microprocesseur 2 exécute les opérations suivantes. Lors d'une opération 178, le microprocesseur 2 charge la ligne LD j,k,m . Pour cela, il commence par calculer l'adresse @LD j,k,m de la ligne LD j,k,m à charger à partir de l'adresse @C j,k extraite. Par exemple, l'adresse @LD j,k,m est calculée à l'aide de la relation suivante : @LD j,k,m = @C j,k +m x @P, où le symbole "x" désigne l'opération de multiplication. L'adresse @LD j,k,m calculée est ensuite utilisée comme opérande de l'instruction de chargement exécutée par l'unité 10. En réponse, la mémoire 4 transmet sur le bus de données, la ligne LD j,k,m . La ligne LD j,k,m reçue est alors enregistrée dans un registre du microprocesseur 2. Ensuite, lors de l’opération 186, le module 28 vérifie que l'identifiant IPC j,k contenu dans le pointeur PC j,k construit lors de l'opération 174 correspond à l'identifiant IPC j,k associé au champ C j,k lors de l'écriture de ce champ dans la mémoire 4. Par la suite, pour distinguer l'identifiant IPC j,k contenu dans le pointeur PC j,k de l'identifiant IPC j,k associé au champ C j,k lors de l'écriture, l'identifiant IPC j,k contenu dans le pointeur PC j,k est noté IPC' j,k . Ici, l'identifiant IPC' j,k correspond à l'identifiant IPC j,k si ces deux identifiants sont égaux. Dans ce mode de réalisation, pour vérifier que l'identifiant IPC' j,k correspond à l'identifiant IPC j,k , le module 28 vérifie l’intégrité et l’authenticité du cryptogramme CD j,k,m * à l’aide du code MAC j,k,m contenu dans la ligne LD j,k,m chargée . Pour cela, le module 28 construit un code MAC j,k,m ' en utilisant le même algorithme que celui mis en œuvre pour construire le code MAC j,k,m sauf qu'il utilise le cryptogramme CD j,k,m * chargé lors de l'opération 178. De plus, lors de l'opération 186, le module 28 utilise l'identifiant IPC' j,k et l'adresse @LD j,k,m déterminés lors de l’opération 178. Par exemple, le cryptogramme CD j,k,m * est concaténé avec la clé k', l'adresse @LD j,k,m et l'identifiant IPC' j,k . Le code MAC j,k,m ' est alors égal à l'empreinte numérique de cette concaténation. Si le code MAC j,k,m ' ainsi construit est identique au code MAC j,k,m chargé, alors l’intégrité et l’authenticité du cryptogramme CD j,k,m * est confirmée. Dans ce cas, cela signifie que l'identifiant IPC' j,k utilisé pour construire le code MAC j,k,m ' est égal à l'identifiant IPC j,k utilisé pour construire le code MAC j,k,m . L e cryptogramme CD j,k,m * est alors enregistré dans un registre du microprocesseur. Dans le cas contraire, la vérification de l'intégrité de la ligne LD j,k,m échoue et le module 28 procède à une étape 182. Lors de l’étape 182, le module 28 déclenche le signalement d’une faute d’exécution. A l'inverse, lorsque l'intégrité et l'authenticité du cryptogramme CD j,k,m * est confirmée, le module 28 procède, lors d'une opération 188, à son déchiffrement. Lors de l’opération 188, le module 28 déchiffre le cryptogramme CD j,k,m * en utilisant la clé ka, le vecteur d’initialisation iv j,k,m et la fonction f ka -1 pour obtenir la concaténation CD j,k,m déchiffrée et donc la donnée D j,k,m et le code ECC Dj,k,m déchiffrés. La clé ka est celle qui a été enregistrée dans la mémoire 29 lors de l’étape 162. Lors de l'opération 188, le vecteur iv j,k,m est calculé par le module 28 à l'aide de la relation : iv j,k,m = F iv (@LD j,k,m ; IPC'j,k ), où @LD j,k,m et IPC' j,k sont l'adresse de la ligne LD j,k,m et l'identifiant contenu dans la plage P 2 du pointeur PC j,k construit lors de l'étape 174. Une fois que le cryptogramme CD j,k,m * a été déchiffré, lors d’une opération 190, le module 28 enregistre la donnée D j,k,m déchiffrée et le code ECC Dj,k,m déchiffré dans un registre R j,k,m en attendant que cette donnée soit traitée par l’unité 10. Si le champ C j,k contient encore une ligne LD j,k,m à charger, alors le procédé retourne à l'étape 178. Dans le cas contraire, la sécurisation du champ C j,k chargé s'achève et le procédé se poursuit par l'exécution des instructions suivantes du code binaire. Dans le cas de la structure POINT décrite ici, le champ "y" est enregistré dans une seule ligne LD j,1,0 . Par conséquent, les opérations 178, 186 et 188 sont exécutées une seule fois. L’opération 186 permet de valider l’intégrité et l'authenticité de chaque ligne LD j,k,m chargée. En particulier, l'opération 186 permet de détecter un remplacement de la ligne LD j,k,m par une nouvelle ligne de donnée construite par un auteur qui ne connaît pas la clé k’. L'opération 186 permet aussi de détecter la permutation de la ligne LD j,k,m avec une autre ligne LD x enregistrée à une adresse @ x située en dehors du champs C j,k, . L'opération 186 permet aussi de détecter pratiquement tous les usages erronés d'un pointeur. Par exemple, l'opération 186 détecte une utilisation incorrecte d'un pointeur PD x pour lire la ligne LD j,k,m ou pour remplacer la ligne LD j,k,m par une nouvelle ligne LD x . Plus précisément, si un autre pointeur PD x , différent du pointeur PC j,k , est utilisé pour lire la ligne LD j,k,m , l'identifiant IP x contenu dans le pointeur PD x est différent de l'identifiant IPC j,k . Puisque c'est l'identifiant IP x qui est utilisé pour construire le code MAC j,k,m ', le code MAC j,k,m ' construit est différent du code MAC j,k,m . Cet usage erroné du pointeur PD x déclenche donc le signalement d'une faute d'exécution. Si le pointeur PD x est utilisé pour écrire une ligne LD x à la place de la ligne LD j,k,m , alors le code MAC x de la ligne LD x est construit à l'aide de identifiant IP x . Ensuite, lors de l'utilisation suivante du pointeur PC j,k , le code MAC j,k,m ' construit est différent du code MAC x car c'est l'identifiant IPC j,k , et non pas l'identifiant IP x , qui est utilisé. Dès lors, cette utilisation erronée du pointeur PD x est aussi détectée. Grace à cela, les attaques par dépassement de tampon sont détectées. En particulier, si le pointeur IP x utilisé pour écrire la ligne LD j,k,m est le pointeur PC j,k-1 utilisé pour écrire une valeur dans le champ voisin C j,k-1 de la même structure S j , alors l'identifiant IPC j,k-1 est différent de l'identifiant IPC j,k . En effet, l'identifiant IC j,k-1 est différent de l'identifiant IC j,k . Ainsi, grâce à l'utilisation des identifiants de champ pour construire chaque pointeur PCj,k, il est possible de détecter le débordement de la valeur d'un champ de la structure S j sur un autre champ de cette même structure S j . L'opération 186 permet aussi de détecter l'utilisation du pointeur PC j,k après que la zone de mémoire contenant la ligne LD j,k,m ait été libérée. En effet, typiquement, après la libération de cette zone de mémoire, celle-ci est réutilisée pour y enregistrer d'autres lignes de données. Pour réutiliser cette zone de mémoire, un nouveau pointeur PD x est généré puis utilisé pour enregistrer ces autres lignes LD x . Ce nouveau pointeur PD x comporte un identifiant IP x différent de l'identifiant IPC j,k . Ensuite, si le pointeur PS j ou PC j,k est utilisé pour lire la ligne LD x , ceci est détecté. En effet, dans ce cas là aussi, le code MAC j,k,m ' construit sera différent du code MAC x de la ligne LD x . Ainsi, l'opération 186 permet de détecter des attaques utilisant des "dangling pointer" ou des attaques du type "use-after-free". Lorsque la prochaine instruction qui va être exécutée par l’unité 10 est une instruction qui traite la donnée D j,k,m du champ C j,k , le module 28 procède à des opérations 194 et 196. Le module 28 identifie que la prochaine instruction à exécuter va traiter la donnée D j,k,m car cette instruction comporte généralement un opérande qui identifie le registre R j,k,m dans lequel est enregistrée la donnée D j,k,m . Lors de l'opération 194, le module 28 vérifie une nouvelle fois l'intégrité de la donnée Dj,k,m. Plus précisément, il vérifie s’il existe une erreur dans la donnée Dj,k,m contenue dans le registre Rj,k,m à l’aide du code ECCDj,k,m également contenue dans ce registre Rj,k,m. Cette opérations 194 permet de détecter une attaque par injection de faute dans le registre Rj,k,m. Si le module 28 détecte une erreur, alors il procède immédiatement à l'étape 182. De plus, en parallèle, lors d’une opération 196, le module 28 corrige la donnée Dj,k,m à l’aide du code ECCDj,k,m. Ainsi, le traitement de la donnée Dj,k,m peut être poursuivie même si une erreur est détectée. On notera que dans un mode de réalisation où l'opération 186 est omise, l'opération 194 permet aussi de détecter les mêmes usages erronés de pointeurs que ceux détectables lors de l'opération 186. En effet, la donnée Dj,k,m et le code ECCDj,k,m ont été obtenus en déchiffrant le cryptogramme CDj,k,m* notamment en utilisant l'identifiant IPC'j,k du pointeur construit lors de l'opération 174. Dès lors, si le pointeur construit lors de cette opération 174 n'est pas le pointeur PCj,k mais un autre pointeur PDx différent, la donnée Dj,k,m déchiffrée et le code ECCDj,k,m déchiffré lors de l'opération 188 sont incorrects et la vérification de l'intégrité de la ligne LDj,k,m lors de l'opération 194 échoue donc. Ensuite, à l’issue de l’opération 196 ou si aucune erreur n’a été détectée lors de l’opération 194, l’unité 10 exécute l’instruction qui traite la donnée D j ,k,m . En parallèle, à chaque fois que l’unité 10 exécute une instruction qui conduit à enregistrer une nouvelle donnée D j ,k,m dans un registre, noté ici R j ,k,m , de l'ensemble 12, le module 28 construit la concaténation CD j ,k,m et l'enregistre dans le registre R j,k,m . Ultérieurement, l’unité 10 exécute une étape 200 d'écriture du champ C j ,k dans la mémoire 4 . Par exemple dans le cas où la structure S j est la structure POINT précédemment définie, cette étape d'écriture correspond à l'exécution de la fonction suivante écrite en langage C : write_y( const POINT* p ; val) { p->y = Val; } L'exécution de cette fonction write_y() par le microprocesseur 2 provoque l'enregistrement de la valeur "val" dans le champ "y" de la structure POINT pointée par le pointeur "p". Le pointeur "p" et la valeur "val" sont ici passés en argument de la fonction write_y(). Lors de l'étape 200, le microprocesseur 2 commence par exécuter les opérations suivantes : - lors d'une opération 202, il obtient le pointeur PS j , puis - lors d'une opération 204, il construit le pointeur PC j,k qui pointe directement sur le champ C j,k de la structure S j . Préalablement à l'exécution de l'opération 202, le pointeur PS j a été généré. Par exemple, il est défini statiquement dans le code binaire 30 ou généré en réponse à l'exécution d'une fonction d'allocation dynamique d'une zone de mémoire, par exemple dans le tas 48, pour y enregistrer la structure S j . Lors de l'opération 202, dans le cas de la fonction write_y(), le pointeur "p" de structure de données est obtenu à partir des arguments de cette fonction. L'opération 204 est identique à l'opération 174. Lors d'une opération 206, le microprocesseur 2 extrait l'adresse @C j,k à partir du pointeur PC j,k construit lors de l'opération 204. Cette opération est, par exemple, identique à l'opération 176. Lors de cette opération, l'identifiant IPC j,k est aussi extrait du pointeur PC j,k . Ensuite, les différentes lignes LD j,k,m du champ C j,k sont écrites les unes après les autres dans la mémoire 4. Pour cela, les opérations suivantes sont exécutées pour chaque donnée D j,k,m du champ Cj,k . Lors d’une opération 208, le module 28 construit l'adresse @LD j,k,m de la ligne LD j,k,m à partir de l'adresse @C j,k extraite lors de l'opération 206. Par exemple, ceci est réalisé comme décrit dans le cas de l'opération 178. Ensuite, lors d'une opération 216, le module 28 construit la ligne de donnée LD j ,k,m qui doit être enregistrée à l’adresse @LD j ,k,m. Pour cela, le module 28 : - obtient ou construit la concaténation CDj,k,m, puis - calcule le vecteur ivj,k,m à l'aide de la relation: ivj,k,m = Fiv(@LDj,k,m, IPCj,k), puis - construit le cryptogramme CDj,k,m* à l'aide de la relation CDj,k,m* = fka(CDj,k,m ; ivj,k,m), puis - calcule le code MACj,k,m à l'aide du cryptogramme CDj,k,m*, de la clé k', de l'adresse @LDj,k,m et de l'identifiant IPCj,k, puis - concatène le cryptogramme CDj,k,m* et le code MACj,k,m pour former la ligne LDj,k,m. Ensuite, lors d'une opération 218, le microprocesseur 2 enregistre la ligne LDj,k,m construite dans la mémoire 4 à l'adresse @LDj,k,m. L'enregistrement du code MACj,k,m associé au cryptogramme CDj,k,m* permet d'enregistrer, dans la mémoire 4, l'association entre le champ Cj,k et l'identifiant IPCj,k car le code MACj,k,m a été calculé à l'aide de cet identifiant IPCj,k. Si le champ C j,k contient d'autres données D j,k,m à écrire, alors le procédé retourne à l'étape 208. Dans le cas contraire, l'étape 200 d'écriture s'achève et le procédé se poursuite par l'exécution des instructions suivantes du code binaire. Dans le cas de la structure POINT décrite ici, le champ "y" est enregistré dans une seule ligne LDj,1,0. Par conséquent, les opérations 208, 216 et 218 sont exécutées une seule fois. Lors de l'exécution du code binaire, si un usage erronée d'un pointeur de structure de données se produit, le microprocesseur 2 signale, lors de l'étape 182, une faute dans l'exécution du code binaire 30. En réponse à un tel signalement, lors d'une étape 230, le microprocesseur 2 met en œuvre une ou plusieurs contre-mesures. De très nombreuses contre-mesures sont possibles. Les contre-mesures mises en œuvre peuvent avoir des degrés de sévérité très différents. Par exemple, les contre-mesures mises en œuvre peuvent aller d'un simple affichage ou une simple mémorisation d'un message d'erreur sans interrompre l'exécution normale du code binaire, jusqu'à une mise hors service définitive du microprocesseur 2. Le microprocesseur 2 est considéré comme étant hors service lorsqu'il est définitivement placé dans un état où il est incapable d'exécuter un quelconque code binaire. Entre ces degrés de sévérité extrêmes, il existe de nombreuses autres contre-mesures possibles telles que celles citées dans la demande EP3761199A1. De plus, ici, la contre-mesure mise en œuvre lors de l'étape 230 peut être sélectionnée en fonction de l'erreur détectée et donc en fonction de l'opération qui a conduit à la détection de cette faute. Par exemple, la contre-mesure sélectionnée ne sera pas la même selon que l'erreur a été détectée lors de l'opération 186 ou 194. Tout ce qui a été décrit ici dans le cas particulier d'une structure Sj de rang 0 s'applique à une structure de rang supérieur à zéro. Par exemple, si le champ Cj,k est lui-même une structure S1k de données, alors tout ce qui a été décrit précédemment est exécuté pour la structure S1k de rang 1 et non pas pour la structure Sj de rang 0. Plus précisément, dans ce cas, c'est le pointeur PCj,k qui remplit le rôle de pointeur vers la structure de données S1k. Ceci est rendu possible car la structure du pointeur PCj,k est identique à la structure d'un pointeur de structure de données. Le pointeur PCj,k est construit comme décrit en référence à l'opération 174. Dès lors, lors de l'exécution de l'opération 174 pour la structure S1k, un pointeur PC1k,n qui pointe directement vers l'adresse à laquelle débute un champ C1k,n à lire de la structure S1k est construit à partir du pointeur PCj,k. L'identifiant IPC1k,n de ce pointeur PC1k,n est construit à partir de l'identifiant IPCj,k et d'un identifiant IC1k,n du champ C1k,n. Ainsi, la valeur de l'identifiant IPC1k,n construit dépend de la valeur des identifiants IPSj, ICj,k et IC1k,n. En effet, la valeur de l'identifiant IPCj,k dépend de la valeur de l'identifiant ICj,k. Il est à remarquer que l'instruction xorptr précédemment décrite est alors exécutée de façon récursive pour construire successivement le pointeur PCj,k puis le pointeur PC1k,n. Cet enseignement permet aussi de traiter le cas des structures de données de rang supérieur à un. Dans ce cas, l'identifiant de pointeur de champ construit pour un champ d'une structure de rang supérieur à un est fonction de tous les identifiants de champ des structures de rangs inférieurs et de l'identifiant IPSj de la structure de rang 0. Deuxième mode de réalisation : D'autres méthodes existent pour créer l'association entre l'identifiant IPC j,k et le champ C j,k et mémoriser cette association. En particulier, pour faire cela, il n'est pas nécessaire d'utiliser le code MAC j,k,m des lignes LD j,k,m . Dans cette section, un deuxième manière de faire cela est présentée. Pour accélérer les transferts de données entre la mémoire 4 et le microprocesseur 2, il est possible de faire ces transferts par bloc de plusieurs données, plutôt qu’individuellement pour chaque donnée. Dans ce cas, chaque bloc de données est enregistré dans la mémoire 4 sous la forme d’un bloc de données chiffrées et authentifiées. Un tel bloc de données chiffrées et authentifiées comprend notamment : - un cryptogramme du bloc de données en clair, - des métadonnées, et - un code d’authentification du cryptogramme et des métadonnées. Le cryptogramme du bloc de données en clair est obtenu en traitant le bloc de données comme un seul bloc de bits et sans distinguer les données les unes des autres. Ainsi, pour obtenir ce cryptogramme, une seule opération de chiffrement est exécutée au lieu d’une opération de chiffrement pour chaque donnée de ce bloc de données. En contrepartie, le cryptogramme ne peut être déchiffré qu’en une seule opération de déchiffrement. En particulier, il n’est pas possible de déchiffrer qu’une partie seulement des données sans déchiffrer la totalité du cryptogramme. De façon similaire, le code d’authentification est commun à l’ensemble des données du bloc de données. Il est donc calculé en une seule opération et en traitant le bloc de données comme un seul bloc. Ainsi, on évite de construire un code d’authentification pour chaque donnée de ce bloc de données. Cela accélère la construction du code d’authentification. L'utilisation et le fonctionnement de tels blocs de données chiffrées et authentifiées sont décrits dans la demande américaine déposée le 02/12/2020 sous le numéro 17/109,424. Ainsi, pour les connaissances de base sur le fonctionnement et l'utilisation de telles blocs, le lecteur peut consulter cette demande. Par la suite, seules les adaptations spécifiques de ces blocs pour mettre en œuvre le procédé de la sont décrites. Dans un tel contexte, une ou plusieurs des données du bloc de données peuvent être des données D j,k,m qui appartiennent au champ C j,k de la structure S j . Dans ce cas, l'identifiant IPC j,k associé à chaque donnée D j,k,m du bloc est enregistré dans les métadonnées à un emplacement associé à la donnée D j,k,m . Le code d'authentification du bloc de données chiffrées et authentifiées est quant à lui calculé à partir du cryptogramme des données du bloc et, de préférence, aussi à partir des métadonnées. Le procédé de la est identique au procédé de la sauf que les opérations 178, 186, 208, 216 et 218 sont remplacées, respectivement, par des opérations 378, 386, 308, 316 et 318. Lors de la lecture du champ C j,k , l'opération 178 est remplacée par l'opération 378 de chargement de la donnée D j,k,m située à l'adresse @D j,k,m . L'adresse @D j,k,m est calculée à partir de l'adresse @C j,k extraite lors de l'opération 176. Par exemple, pour cela, il est procédé comme précédemment décrit pour calculer l'adresse @LD j,k,m sauf que le pas @P est égal à l'écart entre deux données successives du champ C j,k . A partir de l'adresse @D j,k,m , le module 28 identifie le bloc de données chiffrées et authentifiées contenant cette donnée D j,k,m . C'est ce bloc entier qui est alors chargé dans des registres ou une mémoire du microprocesseur 2. Lors de l'opération 386, le module 28 vérifie que l'identifiant IPC' j,k contenu dans le pointeur PC j,k construit lors de l'opération 174 correspond à l'identifiant IPC j,k associé à la donnée D j,k,m dans le bloc chargé lors de l'opération 378. Pour cela, dans ce mode de réalisation, le microprocesseur extrait l'identifiant IPC j,k contenu dans les métadonnées du bloc chargé et associé à la donnée D j,k,m . Ensuite, il le compare à l'identifiant IPC' j,k,m . Si ces deux identifiants correspondent, alors le procédé se poursuit par l'opération 188. Dans le cas contraire, le procédé se poursuit par l'étape 182. Lors de l'écriture du champ Cj,k dans la mémoire 4, le microprocesseur 2 écrit chaque donnée Dj,k,m de ce champ dans la mémoire 4. La différence par rapport au mode de réalisation de la est qu'ici écrire une donnée Dj,k,m dans la mémoire 4 consiste à générer un bloc de données chiffrées et authentifiées qui contient cette donnée Dj,k,m puis à enregistrer ce bloc de données généré dans la mémoire 4. Ainsi, lors de l'opération 308, le module 28 construit l'adresse @D j,k,m de chaque données à enregistrer. Par exemple, pour cela, il procède comme lors de l'opération 378. Ensuite, lors de l'opération 316, le module 28 construit un bloc B de données chiffrées et authentifiées contenant la donnée D j,k,m . Pour cela, le module 28 : - chiffre le bloc de plusieurs données en clair contenant la donnée D j,k,m pour obtenir un cryptogramme BD* de ces données, - introduit, dans les métadonnées MD de ce bloc, l'identifiant IPC j,k à l'emplacement réservé à cet effet et associé à la donnée D j,k,m , puis - calcule un code d'authentification MAC du bloc B à l'aide du cryptogramme BD* et des métadonnées MD. Lors de l'opération 318, le bloc B construit lors de l'opération 316 est enregistré dans la mémoire 4. Si plusieurs données D j,k,m appartiennent au même bloc B de données chiffrées et authentifiées, les opérations 308, 316 et 318 sont exécutées une seule fois pour cet ensemble de données D j,k,m . A l'inverse, si les données D j,k,m n'appartiennent pas toutes au même bloc de données chiffrées et authentifiées, alors les opérations 308, 316 et 318 sont réitérées autant de fois qu'il y a de bloc à construire et à enregistrer. CHAPITRE IV : GENERATION DU CODE BINAIRE La représente un compilateur 300 apte à générer automatiquement le code binaire 30 à partir d'un code source 302. À cet effet, le compilateur 300 comporte typiquement un microprocesseur 304 programmable et une mémoire 306. La mémoire 306 contient les instructions et les données nécessaires pour, lorsqu'elles sont exécutées par le microprocesseur 304, générer automatiquement le code binaire 30 à partir du code source 302. En particulier, lors de la compilation du code source 302, le microprocesseur 304 génère automatiquement les pointeurs PSj pour chaque structure de données Sj définies, par exemple, en tant que structure de données statique ou comme une variable globale. En particulier, lors de la compilation, le compilateur génère pour chacun de ces pointeurs PSj l'identifiant IPSj correspondant. Ensuite, le compilateur construit, pour chaque champ Cj,k de ces structures Sj, le pointeur PCj,k comme décrit en référence à l'opération 174 ou 204. Enfin, si des valeurs initiales sont affectées à ces champs Cj,k, le compilateur génère les lignes LDj,k,m qui contiennent ces valeurs comme décrit dans le cas de l'étape 200. La conception et la réalisation d'un tel compilateur sont à la portée de l'homme du métier à partir des explications données dans cette description. Par exemple, pour cela, le compilateur 30 repère et identifie automatiquement les champs qui sont accédés à l'aide de pointeurs de structure de données. Par exemple, le compilateur 300 est un compilateur utilisant la couche d’abstraction LLVM. CHAPITRE V : VARIANTES : Variantes de l'identifiant de champ : L'identifiant IC j,k de champ peut être obtenu de différente façon. Par exemple, en variante, l'identifiant IC j,k est calculé à l'aide de la relation suivante : IC j,k = (@C j,k -@S j ) modulo (NbBitIP), où : - (@C j,k -@S j) est l'écart entre l'adresse où débute la structure S j et l'adresse où débute le champ C j,k , - "modulo" est l'opération de l'arithmétique modulaire qui au couple (a, b) d'entiers, associe le reste de la division euclidienne de a par b, - NbBitIP est égale au nombre de valeurs possibles pour un identifiant de pointeur. Ici, NbBitIP est égal à 2 Np . Dans un autre mode de réalisation, l'identifiant IC j,k est obtenu par tirage aléatoire. Dans ce cas, pour chaque la structure S j , une table associant chaque champ C j,k à son identifiant IC j,k est enregistrée dans la mémoire 4. Lors de la construction du pointeur IPC j,k , le microprocesseur 2 lit l'identifiant IC j,k qui est associé à ce champ C j,k dans cette table. D'autres fonctions G() que le OU EXCLUSIF peuvent être utilisées pour calculer l'identifiant IPC j,k à partir des identifiants IPS j et IC j,k . En fait, tout autre fonction qui conserve la diversité des bits de la plage P 2 lorsqu'elle est appliquée plusieurs fois à ces bits peut être utilisée. Par exemple, en variante, la fonction G() est une fonction de hachage ("hash" en anglais) appliquée à la concaténation des identifiants IPS j et IC j,k . Variantes des lignes de données LD j,k,m : Les différentes variantes décrites dans le chapitre "Variantes de la sécurisation des données" de la demande EP3761199A1 peuvent être transposées sans difficulté dans le contexte de la présente demande. Par exemple, le code ECC Dj,k,m peut être remplacé par un simple code détecteur d’erreur permettant seulement de détecter une erreur dans la donnée D j,k,m . Un code détecteur d'erreur ne permet pas de corriger l'erreur détectée. Dans ce cas, l'opération 196 de correction de l’erreur est omise. Dans une variante simplifiée, le code ECC Dj,k,m est omis. Dans ce mode de réalisation, le microprocesseur 2 n’est plus capable de détecter une erreur dans le déchiffrement du cryptogramme CD j,k,m * ou une modification de la donnée D j,k,m qui interviendrait après son déchiffrement et avant son traitement par l’unité 10. Dans ce cas, les opérations 194 et 196 sont omises. Dans une variante simplifiée, le cryptogramme CD j,k,m * est construit sans utiliser l’identifiant IPC j,k et/ou sans utiliser l’adresse @LD j,k,m . Lorsque l’identifiant IPC j,k n’est pas utilisé pour construire le cryptogramme CD j,k,m *, alors seul le code MAC j,k,m permet de détecter un usage erroné d'un pointeur. Le code MAC j,k,m peut aussi être construit sans prendre en compte l'adresse @LD j,k,m de la ligne. Si ce mode de réalisation est combiné à la variante du précédent paragraphe, alors des lignes LD j,k,m du champ C j,k peuvent être interverties sans que cela puisse être détecté. De nombreux modes de réalisation de la fonction f ka sont possibles. Par exemple, les fonctions f ka et f ka -1 peuvent aussi être des algorithmes de chiffrement/déchiffrement dans lesquels le vecteur iv j,k,m n'est pas utilisé. Tout ce qui a été décrit ici s'applique alors à l'identique à un tel algorithme de chiffrement/déchiffrement en remplaçant simplement le terme "vecteur d'initialisation" par le terme "clé". En variante, la fonction F iv est identique à la fonction f ka sauf qu’elle est appliquée à l’adresse @LD j,k,m et à l'identifiant IPCj,k . La fonction F iv peut aussi utiliser le même algorithme de chiffrement que la fonction f ka mais avec une clé de chiffrement différente de la clé ka. Dans une variante simplifiée, la fonction F iv est la fonction identité. Dans ce cas, le vecteur iv j,k,m est, par exemple, systématiquement égal au pointeur PC j,k . En variante chaque ligne LD j,k,m peut en plus comporter un code ECC Lj,k,m . Le code ECC Lj,k,m est un code correcteur d’erreur qui permet de détecter et de corriger une erreur dans le cryptogramme CD j,k,m * et le code MAC j,k,m . Il est par exemple construit et utilisé comme décrit dans la demande EP3761199A1. Pour détecter un usage erroné du pointeur PS j , un seul du code MAC j,k,m et du code ECC Dj,k,m est nécessaire. Ainsi, dans un mode de réalisation simplifié, le code MAC j,k,m est omis et l'étape 186 est omise. Dans un autre mode de réalisation simplifié, c’est le code ECC Dj,k,m qui est omis et les étapes 194 et 196 sont omises. Le nombre de bits et l’emplacement des bits de la plage P 2 peuvent être modifiés. Par exemple, la plage P 2 correspond aux bits de poids faibles des pointeurs. Dans ce cas, il faut adapter le masque utilisé pour extraire, respectivement, l'identifiant de pointeur et l’adresse dans ce pointeur. Variantes du procédé de sécurisation des structures de données : D'autres modes de réalisation de l'opération 186 ou 386 sont possibles. Par exemple, lors de l'opération 186 ou 386, les identifiants IPC' j,k et IPC j,k sont dit correspondant si l'écart entre ces deux identifiants est inférieur, en valeur absolue, à un seuil prédéterminé. En variante, l'opération 186 se poursuit systématiquement par l'opération 188 même si l'intégrité ou l’authenticité du cryptogramme n'a pas pu être confirmée. Dans ce cas, l'opération 186 sert à déclencher le signalement d'une faute d'exécution sans interrompre l'exécution du code binaire. Il n'est pas nécessaire que les structures des pointeurs PS j et PC j,k soient identiques. Dans le cas où les structures des pointeurs PS j et PC j,k sont différentes, alors l'opération 174 ne peut pas être simplement réitérée en utilisant le pointeur PC j,k comme un pointeur vers une structure de données de rang supérieur. Par exemple, dans ce cas, seul le débordement de la valeur du champ C j,k sur l'un des champs voisins de la structure S j est mis en oeuvre. Ce qui a été décrit ici n’est pas nécessairement mis en œuvre pour toutes les structures de données. Par exemple, pour certaines structures de données, la sécurisation est désactivée. Pour cela, l’identifiant IPS j et les identifiants IC j,k de chaque champ de cette structure de données sont nuls. L’activation et/ou la désactivation de la sécurisation de certaines structures de données sont par exemple programmées en ajoutant une instruction spécifique d’activation, et en alternance de désactivation, associée à cette structure de données dans le code source. Dans d’autres modes de réalisation, la sécurisation des structures de données est uniquement mise en œuvre pour des structures de données enregistrées dans une partie spécifique de la mémoire 4. Par exemple, la sécurisation des structures est uniquement mise en œuvre pour les structures de données enregistrées dans la pile 46 ou le tas 48. Pour cela, le procédé de la ou 5 est seulement mis en œuvre dans le cas où la structure de données est enregistrées dans la pile 46 ou le tas 48. Le procédé de la ou 5 peut aussi être mis en œuvre seulement pour les structures de données enregistrées dans la partie 44 de la mémoire. Autres variantes : D'autres modes de réalisation de l'appareil 1 sont possibles. En particulier, toutes les variantes décrites dans les paragraphes 191 à 194 de la demande EP3457620A1 sont applicables ici. Le module 28 peut être remplacé par un module logiciel qui, lorsqu'il est exécuté par l'unité 10, réalise les mêmes fonctions et opérations que celles décrites pour le module 28. Ce qui a été décrit ici s'applique aussi dans un contexte où aucun mécanisme de mémoire virtuelle n'est implémenté. Dans ce cas, aucune adresse virtuelle n'est utilisée et seule les adresses physiques sont utilisées. Une ligne de donnée peut être plus longue qu’un mot-machine. Dans ce cas, chaque ligne de donnée se compose de plusieurs mots-machine généralement situés à des adresses mémoires immédiatement consécutives dans la mémoire 4. Dans ce cas, une ligne de donnée est chargée dans le microprocesseur 2 non pas en une seule opération de lecture, mais en exécutant plusieurs opérations de lecture. Chaque opération de lecture charge dans le microprocesseur un mot-machine respectif de la ligne de donnée. Tous les modes de réalisation décrits dans ce texte et, en particulier, les différentes variantes, peuvent être combinés entre eux. CHAPITRE V : AVANTAGES DES MODES DE RÉALISATION DÉCRITS : Les modes de réalisation décrits ici permettent de détecter tous les usages erronés d'un pointeur qui sont détectés à l'aide du procédé décrit dans la demande EP3761199A1. Par exemple, les procédés décrits ici permettent de détecter des attaques qui utilisent des pointeurs invalides, comme les « dangling pointers », et de détecter des attaques par dépassement de tampons comme les attaques du type « stack overflow attack » ou « stack underflow attack ». Par contre, contrairement au procédé de la demande EP3761199A1, les procédés décrits ici permettent en plus de détecter le débordement de la valeur d'un champ d'une structure de données sur les champs voisins de cette même structure de données. De plus, pour faire cela, les modes de réalisation décrits conservent la possibilités de ne définir explicitement qu'un seul pointeur PS j de structure de données pour manipuler chacun des champs C j,k de la structure S j . Ainsi, les fonctions qui lisent ou écrivent les champs C j,k reçoivent en argument seulement le pointeur PS j et non pas les pointeurs PC j,k . Enfin, puisque l'identifiant IPC j,k est construit à partir de l'identifiant IPS j , cet identifiant IPC j,k est propre à la structure S j . Dès lors le pointeur PC j,k ne peut pas être utilisé pour lire un champ dans une autre structure de données même si sa définition est identique à celle de la structure S j . Le fait que les plages P 1 et P 2 soient situées aux mêmes emplacements dans les pointeurs de structure de données et dans les pointeurs de champ, permet de construire le pointeur PC1 k,n vers en champ C1 k,n d'une structure S1 k de données de rang 1 en exécutant les mêmes opérations que celles exécutées pour construire le pointeur PC j,k qui pointe directement vers cette structure S1 k . Cela facilite grandement la mise en œuvre des procédés décrits dans le cas où la structure de données est imbriquée l'intérieur d'une ou plusieurs autres structures de données de rang inférieur. Ainsi, les procédés décrits permettent simplement de sécuriser les structures de données imbriquées les unes à l'intérieur des autres. Le fait de déterminer l'identifiant IC j,k à partir de la position du champ C j,k dans la structure S j permet d'éviter l'usage d'une table associant, à chaque champ d'une structure de données, son identifiant. En effet, la position du champ C j,k par rapport à l'adresse @S j où débute la structure S j se déduit de la déclaration du type du pointeur PS j . Le fait que l'identifiant IC j,0 soit nul simplifie la construction du pointeur PC j,0 car dans ce cas le pointeur PC j,0 est égal au pointeur PS j . La génération du pointeur PS j en réponse à l’exécution d’une instruction d’allocation dynamique d’une zone de mémoire permet de mettre en œuvre le procédé décrit dans le cas où la structure de données est enregistrée dans une zone de mémoire allouée dynamiquement au cours de l’exécution du code binaire. Le fait que les tailles des pointeurs PS j et PC j,k soient égales à la taille d’une adresse permet de charger et de manipuler ces pointeurs enrichis comme une adresse classique et donc en un minimum d’instructions. En particulier, il n’est pas nécessaire d’ajouter des instructions supplémentaires pour lire ou écrire l’identifiant du pointeur dans la mémoire 4. Procédé d’exécution d’un code binaire d’un programme d'ordinateur par un microprocesseur, ce code binaire définissant une structure de données comportant plusieurs champs accessibles indépendamment les uns des autres dont au moins un champ particulier à lire à l'aide d'un pointeur, ce procédé comportant les étapes suivantes : a) l’écriture (150, 200), dans la mémoire principale, de la valeur du champ particulier associée à un premier identifiant de pointeur de champ, ce premier identifiant de pointeur de champ identifiant le pointeur de champ à utiliser pour lire la valeur de ce champ particulier, puis b) la lecture (170) de la valeur de ce champ particulier de la structure de données à partir de la mémoire principale, cette étape de lecture comportant les opérations suivantes : b1) l'obtention (172) d'un pointeur de structure de données qui pointe sur le début de la structure de données, ce pointeur de structure de données contenant : - une première plage de bits contenant l’adresse à laquelle débute la structure de données dans l'espace d'adressage du programme d'ordinateur, et - une seconde plage différente de bits contenant un identifiant de pointeur de structure de données, cet identifiant de pointeur de structure de données permettant d’identifier de façon unique ce pointeur de structure de données parmi un ensemble contenant plusieurs pointeurs différents de structure de données mis en œuvre lors de la même exécution du code binaire par ce microprocesseur, puis b2) la construction (174) d'un pointeur de champ qui pointe directement sur le champ particulier de la structure de données à lire, ce pointeur de champ contenant : - une première plage de bits contenant l'adresse à laquelle débute le champ particulier dans l'espace d'adressage du programme d'ordinateur, et - une seconde plage de bits contenant un second identifiant de pointeur de champ, cette opération de construction comportant les sous-opérations suivantes : b2.1) la détermination de l'adresse à laquelle débute le champ particulier à partir de l'adresse contenue dans la première plage de bits du pointeur de structure de données et de la position du champ particulier par rapport au début de la structure de données, et b2.2) la détermination du second identifiant de pointeur de champ à partir de l'identifiant de pointeur de structure de données contenu dans la seconde plage de bits du pointeur de structure de données obtenu lors de l'opération b1), puis b3) le chargement (178), depuis la mémoire principale, de la valeur du champ particulier à l'aide de l'adresse contenue dans la première plage de bits du pointeur de champ construit lors de l'opération b2), puis b4) la vérification (186; 386) que le second identifiant de champ contenu dans la seconde plage de bits du pointeur de champ construit lors de l'opération b2), correspond au premier identifiant de pointeur de champ associé à ce même champ particulier lors de l'écriture de sa valeur dans la mémoire principale, et lorsque les premier et second identifiants de pointeur de champ ne correspondent pas, le déclenchement (182) du signalement d'une faute d'exécution et, dans le cas contraire, l'inhibition du déclenchement du signalement d'une faute d'exécution et le traitement, par le microprocesseur, de la valeur chargée du champ particulier, caractérisé en ce que : - lors de l'étape a), le premier identifiant de pointeur de champ associé au champ particulier est déterminé à partir de l'identifiant de pointeur de structure de données et à partir d'un identifiant du champ particulier différant pour tous les champs de la structure de données voisins du champ particulier à lire, et - lors de l'opération b2), le second identifiant de pointeur de champ est en plus déterminé à partir du même identifiant du champ particulier pour obtenir un second identifiant de pointeur de champ qui correspond systématiquement au premier identifiant de pointeur de champ lorsque l'identifiant du pointeur de structure de données est identique à celui utilisé pour déterminer le premier identifiant de pointeur de champ. Procédé selon la revendication 1, dans lequel : - les structures du pointeur de structure de données et des pointeurs de champ sont identiques, et - les emplacements des première et seconde plages de bits dans le pointeur de structure de données et dans les pointeurs de champ sont identiques. Procédé selon la revendication 2, dans lequel : - la structure de données, dite de rang supérieur, est imbriquée à l'intérieur d'une structure de données dite de rang inférieur, cette structure de données de rang supérieur correspondant à un premier champ particulier de la structure de données de rang inférieur et la structure de données de rang supérieur comportant un second champ particulier à lire à l'aide d'un pointeur, - les opérations b1) et b2) sont exécutées une première fois pour la structure de données de rang inférieur et pour ce premier champ particulier pour obtenir un premier pointeur de champ qui pointe directement sur le début du premier champ, puis les opérations b1) et b2) sont exécutées une seconde fois pour la structure de données de rang supérieur et pour le second champ particulier pour obtenir un second pointeur de champ qui pointe directement sur le début du second champ, - lors de la première exécution de l'opération b1), c'est le pointeur de structure de données qui pointe sur le début de la structure de données de rang inférieur qui est obtenu, - lors de la première exécution de l'opération b2), c'est un premier identifiant du premier champ qui est utilisé pour construire le premier pointeur de champ, - lors de la seconde exécution de l'opération b1) pour la structure de données de rang inférieur, le pointeur de structure de données obtenu est égal au premier pointeur de champ construit lors de la première exécution de l'opération b2), - lors de la seconde exécution de l'opération b2), c'est un second identifiant du second champ qui est utilisé pour construire le second pointeur de champ, puis - les opérations b3) et b4) sont exécutées en utilisant l'adresse et l'identifiant contenus, respectivement, dans les première et seconde plages de bits du second pointeur de champ construit lors de la seconde exécution de l'opération b2). Procédé selon l'une quelconque des revendications précédentes, dans lequel la sous-opération b2.2) comporte la détermination du second identifiant de champ à partir de la position du champ particulier par rapport au début de la structure de données. Procédé selon la revendication 4, dans lequel, lorsque le champ particulier est le premier champ de la structure de données, le second identifiant de ce champ particulier est systématiquement nul de sorte que l'identifiant de pointeur de champ construit (174) pour ce champ particulier est égal à l'identifiant de pointeur de structure de données contenu dans la seconde plage de bits du pointeur de structure de données. Procédé selon l'une quelconque des revendications précédentes, dans lequel l'étape a) comporte les opérations suivantes : a1) l'obtention (202) du pointeur de structure de données qui pointe sur le début de la structure de données, puis a2) la détermination (204) du premier identifiant de pointeur de champ à partir : - de l'identifiant du pointeur de structure de données contenu dans la seconde plage de bits du pointeur de structure de données obtenu lors de l'opération a1), et - de l'identifiant du champ particulier, puis a3) l’enregistrement (218), dans la mémoire principale, de la valeur du champ particulier associée au premier identifiant de pointeur de champ déterminé lors de l'opération a2). Procédé selon la revendication 6, dans lequel l'opération a1) comporte : - l’exécution, par le microprocesseur, d’une instruction d’allocation dynamique d’une zone de mémoire pour y enregistrer la structure de données, cette instruction d’allocation étant contenue dans le code binaire du programme d'ordinateur, puis - en réponse : - la réservation dans dans l'espace d'adressage du programme d'ordinateur, d’une zone de mémoire d’une taille égale à la taille de la structure de données, dans laquelle le microprocesseur peut écrire et lire les valeurs des champs de cette structure de données, et - la génération du pointeur de structure de données qui contient, dans sa première plage de bits, l'adresse où débute la zone de mémoire réservée et dans sa seconde plage de bits l’identifiant de pointeur de structure de données. Procédé selon la revendication 6 ou 7, dans lequel : - l'étape a) comporte : - la construction (216) d'un ou plusieurs cryptogrammes à partir de la valeur du champ particulier à écrire, - le calcul (216) d'une ou plusieurs premières étiquettes permettant de vérifier l'intégrité de chacun des cryptogrammes construits, cette première étiquette étant calculée à partir du cryptogramme construit et à l'aide du premier identifiant de pointeur de champ pour former l'association entre ce champ particulier et ce premier identifiant de pointeur de champ, et - l'enregistrement (218) dans la mémoire principale du ou des cryptogrammes construits et du ou des premières étiquettes calculées à des emplacements associés les uns aux autres, - l'opération b3) comporte, pour chaque cryptogramme enregistré lors de l'étape a), le chargement (178), depuis la mémoire principale, de ce cryptogramme et de la première étiquette d'intégrité associée à ce cryptogramme, à l'aide de l'adresse contenue dans la première plage de bits du pointeur de champ construit lors de l'opération b2), - l'opération b4), comporte la vérification (186) de l'intégrité de chaque cryptogramme chargé, cette vérification comportant : - la construction d’une seconde étiquette d’intégrité à partir du cryptogramme chargé et de l'identifiant de pointeur de champ contenu dans la seconde plage de bits du pointeur de champ construit lors de l'opération b2), puis - la comparaison de cette seconde étiquette d’intégrité à la première étiquette d’intégrité chargée, puis - lorsque la seconde étiquette d’intégrité ne correspond pas à la première étiquette d’intégrité, c’est-à-dire que la vérification de l’intégrité du cryptogramme chargé échoue, le microprocesseur déclenche systématiquement le signalement d’une faute d’exécution, et lorsque la seconde étiquette d’intégrité correspond à la première étiquette d’intégrité, c’est-à-dire que le cryptogramme chargé est intègre, le cryptogramme chargé est déchiffré pour obtenir la valeur en clair du champ et le déclenchement d’une faute d’exécution est inhibé. Procédé selon la revendication 6 ou 7, dans lequel : - l'étape a) comporte l'enregistrement (318) dans la mémoire principale d'un ou plusieurs blocs de données chiffrées et authentifiées contenant la valeur du champ particulier, chaque bloc de données chiffrées et authentifiées contenant : - un cryptogramme de l'ensemble des données de ce bloc, ce cryptogramme pouvant uniquement être déchiffré dans sa totalité pour obtenir un bloc de données en clair et non pas donnée par donnée, - un code d'authentification calculé à partir du cryptogramme du bloc de données en clair, et - des métadonnées, ces métadonnées comportant le premier identifiant de pointeur de champ associé au champ particulier, - l'opération b3) comporte le chargement, depuis la mémoire principale, de chaque bloc de données chiffrées et authentifiées contenant la valeur du champ particulier à l'aide de l'adresse contenue dans la première plage de bits du pointeur de champ construit lors de l'opération b2), - l'opération b4) comporte, pour chaque bloc chargé lors de l'opération b3), la vérification (386) que le second identifiant de pointeur de champ contenu dans la seconde plage de bits du pointeur de champ construit lors de l'opération b2), correspond au premier identifiant de pointeur de champ associé à la valeur du champ particulier et contenu dans les métadonnées du bloc chargé, et lorsque les premier et second identifiants de pointeur de champ ne correspondent pas, le déclenchement (182) du signalement d'une faute d'exécution et, dans le cas contraire, l'inhibition du déclenchement du signalement d'une faute d'exécution et le traitement, par le microprocesseur, de la valeur chargée du champ particulier. Procédé selon l’une quelconque des revendications précédentes, dans lequel les tailles du pointeur de structure de données et de chaque pointeur de champ, en nombre de bits, sont égales au nombre de bits maximal que peut contenir une adresse transférée du microprocesseur jusqu’à la mémoire principale par l’intermédiaire d'un bus d’adresse. Code binaire d’un programme d'ordinateur apte à être exécuté par un microprocesseur, caractérisé en ce que ce code binaire comporte des instructions pour exécuter les étapes d'un procédé d’exécution conforme à l’une quelconque des revendications précédentes, lorsque ces instructions sont exécutées par un microprocesseur. Support d’enregistrement d’informations, lisible par un microprocesseur, caractérisé en ce que ce support d’enregistrement d’informations comporte un code binaire conforme à la revendication 11. Microprocesseur pour la mise en œuvre d'un procédé conforme à l'une quelconque des revendications 1 à 10, ce microprocesseur étant apte à exécuter un code binaire d’un programme d'ordinateur, ce code binaire définissant une structure de données comportant plusieurs champs accessibles indépendamment les uns des autres dont au moins un champ particulier à lire à l'aide d'un pointeur, ce microprocesseur étant configuré pour exécuter les étapes suivantes : a) l’écriture, dans la mémoire principale, de la valeur du champ particulier associée à un premier identifiant de pointeur de champ, ce premier identifiant de pointeur de champ identifiant le pointeur de champ à utiliser pour lire la valeur de ce champ particulier, puis b) la lecture de la valeur de ce champ particulier de la structure de données à partir de la mémoire principale, cette étape de lecture comportant les opérations suivantes : b1) l'obtention d'un pointeur de structure de données qui pointe sur le début de la structure de données, ce pointeur de structure de données contenant : - une première plage de bits contenant l’adresse à laquelle débute la structure de données dans l'espace d'adressage du programme d'ordinateur, et - une seconde plage différente de bits contenant un identifiant de pointeur de structure de données, cet identifiant de pointeur de structure de données permettant d’identifier de façon unique ce pointeur de structure de données parmi un ensemble contenant plusieurs pointeurs différents de structure de données mis en œuvre lors de la même exécution du code binaire par ce microprocesseur, puis b2) la construction d'un pointeur de champ qui pointe directement sur le champ particulier de la structure de données à lire, ce pointeur de champ contenant : - une première plage de bits contenant l'adresse à laquelle débute le champ particulier dans l'espace d'adressage du programme d'ordinateur, et - une seconde plage de bits contenant un second identifiant de pointeur de champ, cette opération de construction comportant les sous-opérations suivantes : b2.1) la détermination de l'adresse à laquelle débute le champ particulier à partir de l'adresse contenue dans la première plage de bits du pointeur de structure de données et de la position du champ particulier par rapport au début de la structure de données, et b2.2) la détermination du second identifiant de pointeur de champ à partir de l'identifiant de pointeur de structure de données contenu dans la seconde plage de bits du pointeur de structure de données obtenu lors de l'opération b1), puis b3) le chargement, depuis la mémoire principale, de la valeur du champ particulier à l'aide de l'adresse contenue dans la première plage de bits du pointeur de champ construit lors de l'opération b2), puis b4) la vérification que le second identifiant de champ contenu dans la seconde plage de bits du pointeur de champ construit lors de l'opération b2), correspond au premier identifiant de pointeur de champ associé à ce même champ particulier lors de l'écriture de sa valeur dans la mémoire principale, et lorsque les premier et second identifiants de pointeur de champ ne correspondent pas, le déclenchement du signalement d'une faute d'exécution et, dans le cas contraire, l'inhibition du déclenchement du signalement d'une faute d'exécution et le traitement, par le microprocesseur, de la valeur chargée du champ particulier, caractérisé en ce que ce microprocesseur est également configuré pour : - lors de l'étape a), le premier identifiant de pointeur de champ associé au champ particulier est déterminé à partir de l'identifiant de pointeur de structure de données et à partir d'un identifiant du champ particulier différant pour tous les champs de la structure de données voisins du champ particulier à lire, et - lors de l'opération b2), le second identifiant de pointeur de champ est en plus déterminé à partir du même identifiant du champ particulier pour obtenir un second identifiant de pointeur de champ qui correspond systématiquement au premier identifiant de pointeur de champ lorsque l'identifiant du pointeur de structure de données est identique à celui utilisé pour déterminer le premier identifiant de pointeur de champ. Microprocesseur selon la revendication 13, dans lequel le jeu d'instructions du microprocesseur comporte une instruction, qui lorsqu'elle est exécutée par une unité arithmétique est logique du microprocesseur, enregistre, dans la seconde plage de bits d'un pointeur, le résultat d'un "ou exclusif" entre les bits de cette seconde plage de bits et un identifiant de pointeur passé en opérande de cette instruction. Compilateur (300) apte à transformer automatiquement un code source d’un programme d'ordinateur en un code binaire de ce programme d'ordinateur, ce code source définissant une structure de données comportant plusieurs champs accessibles indépendamment les uns des autres dont au moins un champ particulier à lire à l'aide d'un pointeur, caractérisé en ce que le compilateur est apte à transformer automatiquement le code source en un code binaire conforme à la revendication 11.