INPI-France/Brevets-Francais-2024-Chunked huggingface dataset:
Dans une étape C, la première station de communication SA génère une clé secrète chiffrée KC à partir de la première clé secrète KEK et de la deuxième clé secrète KS par la méthode du masque jetable (OTP). Afin d’assurer la sureté de la technique du masque jetable, dans l’invention, la première clé secrète et la deuxième clé secrète sont de même longueur ( key size en anglais). De manière plus générale, dans la suite de la description, toutes les étapes mettant en œuvre la technique du masque jetable combinent deux clés qui sont de même longueur.
La méthode de la figure 3B comprend une dernière étape D consistant à transmettre la clé secrète chiffrée KC de la première station de station SA aux autres stations de communications, c’est-à-dire à la station SB dans le mode de réalisation de la figure 3A. Cette transmission est effectuée par le biais d’un canal sécurisé et authentifié reliant les stations SA et SB.
Les étapes B à D sont effectuées par le module Mod de la première station de communication SA.
La deuxième clé secrète KS forme la clé secrète sure. En effet, à l’issue de la méthode la , un utilisateur UB de la station SB à la capacité de déchiffrer la clé secrète chiffrée KC, avec la première clé secrète KEK qui a été distribuée par le satellite Sat via QKD de manière à obtenir la deuxième clé secrète KS (voir méthode de la ). Or, l’étape B de la méthode de l’invention (i.e. génération de la deuxième clé secrète) peut être répétée facilement et ne souffre pas des limitations de la génération de clé par QKD via satellite (faible débit, sensibilité au mauvais temps, …). Aussi, dans l’invention, une unique première clé secrète KEK obtenue par QKD permet la production une pluralité de clés secrètes sûres via la méthode du masque jetable en combinant ces clés secrètes sûres avec la première clé secrète KEK. La clé KEK est ici une primitive cryptographique qui permet d’échanger de manière sûre les deuxièmes clés secrètes sûres. La méthode de l’invention permet ainsi de réduire considérablement le nombre de clé secrètes à distribuer par QKD via satellite, fournissant une solution élégante au problème posé par la faiblesse des débits de clés délivrées cette technique. Les techniques mises en œuvre dans la méthode de l’invention (QKD et OTP) étant résistantes à la menace quantique, la méthode de l’invention permet d’augmenter la disponibilité d’un système global de QKD pour un grand nombre d’utilisateurs interconnectés au sol. Dans l’invention, il est cependant important de ne pas réutiliser la clé KEK pour chiffrer des messages non aléatoires que l’on souhaite échanger entre les stations SA et SB (voir plus loin). Dans la méthode de l’invention, les deuxième clés secrètes sûres KS sont en fait des « messages » aléatoires, donc la réutilisation d’une même clé ne pose pas de risque.
L’exemple suivant permet d’illustrer pourquoi la méthode de l’invention est sûre. On suppose qu’un utilisateur UA de la station SA, produise deux deuxièmes clés KS1 et KS2 qu’il décide de chiffrer avec la même clé KEK afin de les transférer à UB, utilisateur de la station SB. On suppose que ces clés sont codées en binaires. L’étape de chiffrement de la clé secrète chiffrée consiste donc en XOR de la première et de la deuxième clé secrète.
On note KC1 la clé secrète chiffrée à partir de KS1 : KC1= KEK ⊕ KS1.
On note KC2 la clé secrète chiffrée à partir de KS2 : KC2 = KEK ⊕ KS2.
La illustre un mode de réalisation du système 1 de l’invention adapté pour mettre en œuvre la méthode de la . Cette méthode est un mode de réalisation préféré de la méthode de la et permet d’échanger un message non aléatoire M entre les stations SA et SB. La méthode de la comprend deux étapes supplémentaires F et G. L’étape F, réalisé dans une des stations de communications, par exemple SA, consiste à : chiffrer un message non aléatoire M à l’aide d’une clé sécrète sûre KS générée par la méthode de l’invention. transmettre le message non aléatoire chiffrée MC de la station de communication SA vers une autre station de communication SB. Ce message est préférentiellement échangé par un canal sécurisé et authentifié reliant les stations SA et SB, par exemple le canal CS AB .
En outre, la méthode de la comprend une dernière étape G, consistant à déchiffrer le message non aléatoire chiffré MC à l’aide de la clé secrète sûre KS. La méthode de la est la finalité de la méthode de l’invention. Elle permet d’échanger une pluralité de messages non aléatoires chiffrés MC1, MC2, …, MCn à l’aide d’une pluralité de clé secrètes sûres KS1, KS2, …, KSn toutes générées à partir de la première clé secrète KEK.
Afin de ne pas compromettre la confidentialité du ou des messages non aléatoires M échangés dans la méthode de la . Il est nécessaire que, dans l’étape F, le chiffrement du message non aléatoire ne soit pas réalisé à l’aide de la méthode du masque jetable en utilisant une des clés secrètes sûres KS générées par la méthode de l’invention. En effet, supposons que UA fasse ce chiffrement. Il chiffre donc un premier message M1 avec une deuxième clé secrète KS1 qui lui a été transmise chiffrée sous la forme KEK ⊕ KS1, puis il chiffre un second message M2 avec une deuxième clé secrète KS2 qui lui a aussi été transmise sous la forme KEK ⊕ KS2. Dans ce cas, Eve pourra toujours intercepter les messages chiffrés et effectuer quelques opérations en vue de récupérer de l’information :
On note MC1 le message chiffré suivant : MC1 = KS1 ⊕ M1,
On note MC2 le message chiffré suivant : MC2 = KS2 ⊕ M2,
Eve a, à sa disposition, les clés secrètes chiffrées KC1, KC2. Elle peut combiner les clés secrètes chiffrées KC1, KC2 avec MC1, MC2 pour obtenir :
KC1 ⊕ MC1 = KEK ⊕ KS1 ⊕ M1 ⊕ KS1 = KEK ⊕ M1 ⊕ (KS1 ⊕ KS1) =0 , = KEK ⊕ M1 ,
KC2 ⊕ MC1 = KEK A ⊕ KS1 ⊕ M2 ⊕ KS1 = KEK ⊕ M2 ⊕ (KS1 ⊕ KS1) =0 , = KEK ⊕ M2 .
Maintenant Eve a l’équivalent de deux séquences chiffrées qui combinent des messages clairs non aléatoires avec la même première clé secrète KEK. Eve peut donc « xorer » ces deux séquences comme suit :
(KC1 ⊕ MC1) ⊕ (KC2 ⊕ MC1) = KEK ⊕ M1 ⊕ KEK ⊕ M2 = (KEK ⊕ KEK) =0 ⊕ M1 ⊕ M2 = M1 ⊕ M2 ,
Eve a réussi à supprimer l’influence de la première clé secrète KEK pour obtenir une séquence qui représente la combinaison de deux messages non aléatoire (M1 ⊕ M2). A partir de cette séquence, Eve pourra soit mener une attaque de force brute soit une analyse statistique pour en extraire les messages non aléatoires M1 et M2 qui lui permettront par ailleurs de remonter à la première clé secrète KEK.
Ainsi, pour éviter de détruire la sécurité du message non aléatoire M, dans l’invention, le chiffrement du message aléatoire est réalisé par une méthode de chiffrement symétrique, par exemple chiffrement par bloc ou par flot.
La illustre un système 2 de génération de clé sûre qui est un mode de réalisation particulier du dispositif 1 de l’invention, illustré en . En plus du système 1, le système 2 comprend une première station de communication locale SLA et une deuxième station de communication locale SLB. Dans le système 2, les stations SA et SB comprennent toutes les deux un module de cryptage Mod. La illustre schématiquement une méthode de génération d’une clé secrète sûre selon l’invention, mise en œuvre par l’ensemble SA+SLA du système 2. Comme cela sera expliqué plus loin, la méthode de la permet à deux utilisateurs UA et UB de la station locale SLA et SLB respectivement d’établir localement une clé secrète commune KAB via la station SA ou SB avec laquelle la station locale SLA ou SLB est respectivement connectée. L’intérêt de ce système 2 -et de la méthode associée- est qu’il permet aux utilisateurs UA et UB d’éviter la gestion de la distribution QKD par le satellite Sat avec les stations SA et SB. Ainsi, la communication avec le satellite se fait au niveau de stations « gateways » (passerelles) SA, SB, auxquels les utilisateurs finaux UA et UB sont reliés par des canaux quantiques à courte distance, par exemple par fibre.
Dans la méthode de la , l’étape A de la méthode de l’invention est répétée deux fois avant l’étape B, afin de recevoir, dans la première station de communication SA, une première clé secrète A, notée KEK A , et une première clé secrète B, noté KEK B , différente de la première clé secrète A. Comme précisé dans la description de la méthode de l’invention, ces premières clés secrètes KEK A et KEK B sont distribuées par QKD par le satellite Sat via le canal QC AB et sont également transmises à la deuxième station de communication SB de la même manière. Il est nécessaire que les deux stations SA et SB soient capables de stocker des premières clés secrètes KEK A et KEK B distribuées par QVK via le satellite Sat.
Dans la méthode de la , les étapes B à D de la méthode de l’invention sont réalisées par la première station de communication SA pour générer une première clé secrète chiffrée KC A . Cette clé KC A est générée, à partir de la première clé secrète KEK A et d’une deuxième clé secrète sûre A, notée KS A . Cette étape consiste donc en : KC A = KEK A ⊕ KS A . Cette clé KS A est générée par la première station de communication SA via la source d’aléas authentiques et est transmise à la deuxième station de communication SB.
La méthode comprend en outre les étapes additionnelles D’E, F’, G’ et H, réalisées par la première station de communication SA, l’étape D’E consistant à : recevoir une deuxième clé secrète chiffrée KC B générée par la deuxième station de communication, à partir de la première clé secrète KEK B , et d’une deuxième clé secrète sûre B, notée KS B , générée par la deuxième station de communication SB, soit KC B = KEK B ⊕ KS B , et déchiffrer, la deuxième clé secrète chiffrée KC B avec la première clé secrète KEK B de manière à obtenir la deuxième clé secrète sûre KS B , c’est à dire KEK B ⊕ KC B = KEK B ⊕ KEK B ⊕ KS B = KS B . L’étape F’ consiste à générer une clef secrète dite commune K AB par la technique du masque jetable à partir de la deuxième clé secrète sûre KS A et de la deuxième clé secrète sûre KS B . C’est-à-dire K AB = KS A ⊕ KS B . Pour cela, il est nécessaire que les étapes B à D et l’étape D’E soient terminées avant le déroulement de l’étape F’. Il faut donc que les stations SA et SB puissent de se synchroniser pour établir les deuxièmes clés sûres KS A et KS B respectivement afin que ces étapes B à D et D’E puissent se dérouler avant l’étape F’. L’étape G’ de la méthode de la consiste à : distribuer, une première clef secrète dite locale KL A à la première station de communication locale SLA, via un premier canal quantique local CLA. Ce canal CLA est un simple canal quantique de type QKD reliant la station SA et la station SLA via fibre optique. Aussi, la distance entre les ces stations SA et SLA est inférieure à 100 km. générer, par la méthode du masque jetable, une première clé secrète locale chiffrée KLC A à partir de la première clef secrète locale KL A et de la clé secrète commune K AB , soit KLC A = KL A ⊕ K AB .
Eve, l’espion, va intercepter les deux messages chiffrés avec la même clé KEK distribuée par QKD. Voyons ce qu’elle va pouvoir en extraire comme information.
Eve peut effectuer le XOR de ces deux messages chiffrés pour supprimer l’effet de la première clé secrète KEK :
KC1 ⊕ KC2 = KEK ⊕ KS1 ⊕ KEK ⊕ KS2,
KC1 ⊕ KC2 = (KEK ⊕ KEK) =0 ⊕ KS1 ⊕ KS2,
KC1 ⊕ KC2 = KS1 ⊕ KS2.
Eve a donc à sa disposition les éléments suivants :
KC1 = KEK ⊕ KS1,
KC2 = KEK ⊕ KS2,
Ces 3 séquences représentent le XOR entre des messages aléatoires qui n’ont aucune prévalence statistique par rapport à n’importe quel autre message aléatoires.
Le XOR entre KC1 et KC2 permet bien à Eve de retirer l’influence de la KEK. Cependant, KS1 et KS2 étant aussi des clés et donc des messages strictement aléatoires, il est impossible pour Eve de mener une attaque par analyse statistique ou même une attaque par force brute par le simple fait que tous les messages qu’elle obtiendrait seraient potentiellement les bons. Elle n’a aucune information qui lui permet de remonter aux messages clairs initiaux. A l’inverse, à partir de cette combinaison KC1 ⊕ KC2 Eve trouvera une infinité (à la taille de la clé près) de couples de messages clairs probables qui, avec une première clé secrète KEK tout aussi probable, aboutiront aux deux messages chiffrés KC1 et KC2.
Dans l’invention, le fait que les deuxièmes clés secrètes soient des messages aléatoires (i.e. tous équiprobables) permet donc à UA et à UB de les chiffrer en utilisant la même première clé secrète KEK sans compromettre la sécurité du chiffrement.
On note que toutes les étapes de la méthode de la sont mises en œuvre par la première station SA et sont donc « localisées » en une même zone géographique, au lieu d’être distribuée sur différentes stations espacées de plusieurs centaines ou milliers de kilomètres.
La illustre un mode de réalisation préféré de la méthode de l’invention. Cette méthode est mise en œuvre par le système 1 de la , incluant aussi le satellite Sat et la station SB. La méthode de la comprend une étape E, ultérieure à l’étape D et mise en œuvre par les stations de communications auxquelles la clé secrète chiffrée KC a été transmise c’est-à-dire la station SB dans le mode de réalisation de la . Cette étape E consiste à déchiffrer, la clé secrète chiffrée KC à l’aide de la première clé secrète KEK, de manière à obtenir la deuxième clé secrète KS qui forme la clé secrète sûre. Cette étape est nécessaire afin que les deux stations SA et SB bénéficient de la clé secrète sûre qu’ils pourront ultérieurement utiliser pour chiffrer des messages non aléatoires qu’ils souhaitent échanger.
De manière préférentielle, dans la méthode de l’invention, la deuxième clé secrète et la clé secrète chiffrée sont codées en binaire. Dans ce mode de réalisation, la génération de la clé secrète chiffrée KC est réalisée par la porte logique XOR combinant la première clé secrète KEK et la deuxième clé secrète KS. L’étape C est donc Dans ce mode de réalisation, l’étape de déchiffrement E est réalisé par la porte logique XOR, en combinant la clé secrète chiffrée KC et la première clé secrète KEK. L’étape E est donc : . Dans la suite de la description, à titre d’exemple non limitatif, on considère que toutes les clés sont codées en binaires, que chaque étape de chiffrement par OTP consiste en un XOR des clés utilisées pour le chiffrement et que chaque étape de chiffrement d’une clé chiffrée par OTP consiste en un XOR de la clé chiffrée avec une des deux clés utilisées pour le chiffrement par OTP.
Comme expliqué précédemment, une unique première clé secrète KEK est nécessaire pour générer et échanger une pluralité de deuxièmes clés secrètes sûres par la méthode de l’invention. Aussi, dans un mode de réalisation préféré de la méthode de la , les étapes B à E sont répétées une pluralité de fois, afin de former une pluralité de clé secrètes sûres KS 1 , KS 2 , …, KS n toutes générées à partir de la première clé secrète KEK.
transmettre la première clé secrète locale chiffrée KLC A à la première station de communication locale SLA. L’étape H de la méthode de la consiste à déchiffrer, dans la première station de communication locale SLA, la première clé secrète locale chiffrée KLC A à l’aide de la première clef secrète locale KL A , de manière à obtenir la clé secrète commune K AB . Cette étape consiste donc à faire : KLC A ⊕ KL A = KL A ⊕ K AB ⊕ KL A = K AB .
Comme la méthode de la , les différentes étapes de la méthode de la sont mises en œuvre par l’ensemble SA+SLA et sont donc « localisées » en une même zone géographique, au lieu d’être distribuée sur différentes stations espacées de plusieurs centaines ou milliers de kilomètres.
A l’issue de la méthode de la , et moyennant certaines étapes mises en œuvres par les stations SB et SLB (voir méthode de la ), les utilisateurs UA et UB possèdent une clé secrète commune K AB et connue d’eux seul et qu’ils peuvent utiliser pour sécuriser leurs communications. Ici, cette opération peut être réitérée avec le même couple de KEK A et KEK B autant de fois que UA et UB auront à communiquer mais aussi pour n’importe quel autre utilisateur du système. En effet, les utilisateurs UA et UB n’ont aucun moyen de remonter au couple de premières clés secrètes KEK A et KEK B qui sont utilisées par les stations SA et SB pour établir d’autres clés secrètes communes pour d’autres utilisateurs. Ce couple de premières clés secrètes KEK A et KEK B reste donc sur et confidentiel.
L’intérêt de la méthode de la sera plus clair après la description de la ci-après. La qui illustre un mode de réalisation préféré de la méthode de la . Cette méthode est mise en œuvre par le système 2 de la et non pas uniquement par l’ensemble SA+SLA, comme la méthode de la .
Dans la méthode de la , l’étape D’E comprend en outre le déchiffrement, dans la deuxième station de communication SB, de la première clé secrète chiffrée KC A avec la première clé secrète KEK A de manière à obtenir ladite deuxième clé secrète sûre A KS A . Cette étape consiste donc en : KC A ⊕ KEK A = KS A ⊕ KEK A ⊕ KEK A = KS A .
L’étape F’ de la méthode de la , comprend la génération, dans la deuxième station de communication SB, de la clef secrète commune K AB par la technique du masque jetable à partir de la deuxième clé secrète sûre KS A et de la deuxième clé secrète sûre B KS B .
Dans la méthode de la , l’étape G’ comprend en outre : distribuer une deuxième clef secrète locale KL B à une deuxième station de communication locale SLB via un deuxième canal quantique local CLB. Comme le premier canal quantique local CLA, CLB est un canal quantique de type QKD reliant la station SB et la station SLB via fibre optique. Aussi, la distance entre les ces stations SB et SLB est inférieure à 100 km générer, par la méthode du masque jetable, une deuxième clé secrète locale chiffrée KLC B à partir de la deuxième clef secrète locale KL B et de la clé secrète commune K AB , et transmettre ladite deuxième clé secrète locale chiffrée KLC B à la deuxième station de communication locale SLB.
Enfin, l’étape H de la méthode de la , comprend le déchiffrement, dans la deuxième station de communication locale SLB, de la deuxième clé secrète locale chiffrée KLC B à l’aide de la deuxième clef secrète locale KL B , de manière à obtenir ladite clé secrète commune K AB . Dans le cas où les clés sont codées en binaires, cette étape consiste à : KLC B ⊕ KL B = KL B ⊕ K AB ⊕ KL A = K AB .
Comme expliqué plus haut, à l’issue de la méthode de la , les utilisateurs UA et UB des stations de communication locales SLA et SLB possèdent une clé secrète commune K AB et connue d’eux seul et qu’ils peuvent utiliser pour sécuriser leurs communications. De manière critique, les opérateurs UA et UB n’ont aucun moyen de remonter au couple de première clé secrète KEK A et KEK B délivré par les stations SA et SB et utilisé pour générer les clés secrètes communes pour d’autres utilisateurs. Aussi, le couple de clé KEK A et KEK B peut être utilisé pour tous utilisateurs et autant de fois que ces utilisateurs le souhaitent sans compromettre la sécurité de la clé secrète commune générée. Ce résultat est démontré ci-dessous.
Notons toutes les informations dont les utilisateurs UA et UB des stations SLA et SLB et Eve peuvent avoir à leur disposition. Il y a KC A = KS A ⊕ KEK A , KC B = KS B ⊕ KEK B . De plus, il y a KLC A = K AB ⊕ KL A = KS A ⊕ KS B ⊕ KL A et KLC B = K AB ⊕ KL B = KS A ⊕ KS B ⊕ KL B . Enfin, il y a K AB = K A ⊕ K B , qui représente la clé secrète commune « finale » qui est inconnue d’Eve, qui est connue seulement de UA et UB.
Eve peut tenter les actions suivantes : KC A ⊕ KC B = KS A ⊕ KEK A ⊕ KS B ⊕ KEK B . Or, aucun des termes ne se simplifie et ne permet pas d’extraire de l’information.
Eve peut essayer la combinaison KC A ⊕ KLC A = KS A ⊕ KEK A ⊕ KS A ⊕ KS B ⊕ KL A = KEK A ⊕ KS B ⊕ KL A . Eve obtient alors un XOR entre plusieurs séquences secrètes aléatoires qui ne permet pas d’en extraire de l’information utile.
De même, Eve peut essayer la combinaison KLC A ⊕ KLC B = K AB ⊕ KL A ⊕ K AB ⊕ KL B = KL A ⊕ KL B . Ici encore Eve obtient un XOR entre deux clés secrètes aléatoires dont on ne peut rien extraire.
En plus des combinaisons précédentes que Eve peut tenter, UA et UB peuvent tenter d’autres combinaisons car ils possèdent la clé secrète commune K AB .
UA et UB peuvent donc tenter la combinaison suivante KC A ⊕ K AB = KS A ⊕ KEK A ⊕ K AB = KS A ⊕ KEK A ⊕ KS A ⊕ KS B = KEK A ⊕ KS B . Ils peuvent de même tenter : KC B ⊕ K AB = KS B ⊕ KEK B ⊕ K AB = = KEK B ⊕ KS A Ici encore, nous avons un XOR entre deux séquences secrètes aléatoires qui ne permet pas à UA (ou à UB) de remonter à une des premières clé secrète KEK A et KEK B stockées par les stations SA et SB ou même de remonter au deuxièmes clé secrètes sûres KS B et KS B .
Dans la méthode de la la station SA n’a besoin que de deux premières clé secrètes KEK A , KEK B distribuées par QKD en commun avec la station SB pour pouvoir, à tout moment, établir une clé secrète commune qui pourra être distribuée aux utilisateurs qui le demandent. Les satellites n’ont plus besoin d’établir de grandes quantités de clé secrètes en avance. Les clés secrètes communes peuvent être produites très rapidement à la demande par les stations SA et SB, ce qui permet d’augmenter le nombre d’utilisateurs au sol et donc la disponibilité globale du système 2.
Le troisième élément graphique 3 ( ) est destiné à évaluer et choisir la résolution d’écriture d’une machine d’impression et/ou d’un procédé d’impression. Les valeurs de résolution d’écriture sont exprimées en « dpi » (dot per inch, en anglais).
Le troisième élément graphique 3 est une mire circulaire. En particulier, le troisième élément graphique 3 comporte trois cercles concentriques 30,31, et 32 avec la couronne extérieure 33, et est composé de segments vectorisés répartis uniformément selon une pluralité de groupes 34 de sept segments (l'espace entre les segments est égal à l'épaisseur du segment) autour du centre. Chaque groupe 34 de sept segments a la forme d'un trapèze allongé identique. Le troisième élément graphique 3 sera imprimé quant à une résolution d’écriture présélectionnée de la machine d’impression. Le but est de connaître le rendu d’impression de la machine par rapport à sa résolution d’impression. A titre d’exemple, la montre le troisième élément graphique 3 d’une impression test qui fait apparaître des artefacts très marqués. La machine d’impression ayant imprimé ce rendu devra être réglée avec une autre résolution d’impression afin de diminuer les défauts, voire les supprimer.
De préférence, le fichier test ( ) comprend une série 3A à 3D de quatre du troisième élément graphique correspondant respectivement à quatre résolutions d'écritures différentes : 720 dpi, 1 440 dpi, 2400 dpi, et 2540 dpi. Les quatre troisièmes éléments graphiques en forme de mire circulaire ont pour différences les dimensions du petit côté et du grand côté d’un trapèze de groupe de segments et donc de l’épaisseur d’un segment, en fonction de la résolution à étudier de la machine. Cette série 3A à 3D du troisième élément graphique est soumise après impression par chaque machine de la plateforme print à un panel d’observateurs qui identifiera le pouvoir de séparation et la résolution effective de la machine d'impression sur un support donné. En effet, le troisième élément graphique de la série des quatre imprimés, qui est parfaitement reproduit correspond à la résolution d'écriture qui convient pour l’impression. Il ne doit pas apparaitre d'artefacts (croix, moirage, bouchage), le meilleur résultat obtenu sur les quatre troisième éléments graphiques 3A à 3D et défini par le panel d’observateurs sera retenu pour le paramétrage de base du rip (raster image processor).
Le quatrième élément graphique 4 ( ) est destiné à évaluer l’aptitude d’une machine d’impression et/ou d’un procédé d’impression à reproduire les 256 niveaux de gris codés en 8 bits. Les valeurs sont exprimées en pourcentage, valeurs positives et négatives avec un pas de 0,33.
Ce quatrième élément graphique 4 permet d’évaluer l’aptitude à restituer une photographie en 256 niveaux de gris codée en 8 bits d’une machine d’impression à partir d’un support d’impression donné.