EP1254534A1 - Procede de communication avec sequestre et recuperation de cle de chiffrement - Google Patents

Procede de communication avec sequestre et recuperation de cle de chiffrement

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Publication number
EP1254534A1
EP1254534A1 EP01904002A EP01904002A EP1254534A1 EP 1254534 A1 EP1254534 A1 EP 1254534A1 EP 01904002 A EP01904002 A EP 01904002A EP 01904002 A EP01904002 A EP 01904002A EP 1254534 A1 EP1254534 A1 EP 1254534A1
Authority
EP
European Patent Office
Prior art keywords
key
entity
session
secret
authority
Prior art date
Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
Withdrawn
Application number
EP01904002A
Other languages
German (de)
English (en)
Inventor
Henri Gilbert
David Arditti
Thierry Baritaud
Pascal Chauvaud
Current Assignee (The listed assignees may be inaccurate. Google has not performed a legal analysis and makes no representation or warranty as to the accuracy of the list.)
Orange SA
Original Assignee
France Telecom SA
Priority date (The priority date is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the date listed.)
Filing date
Publication date
Application filed by France Telecom SA filed Critical France Telecom SA
Publication of EP1254534A1 publication Critical patent/EP1254534A1/fr
Withdrawn legal-status Critical Current

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    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L9/00—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols
    • H04L9/08—Key distribution or management, e.g. generation, sharing or updating, of cryptographic keys or passwords
    • H04L9/0894—Escrow, recovery or storing of secret information, e.g. secret key escrow or cryptographic key storage
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L9/00—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols
    • H04L9/08—Key distribution or management, e.g. generation, sharing or updating, of cryptographic keys or passwords
    • H04L9/0816—Key establishment, i.e. cryptographic processes or cryptographic protocols whereby a shared secret becomes available to two or more parties, for subsequent use
    • H04L9/0838—Key agreement, i.e. key establishment technique in which a shared key is derived by parties as a function of information contributed by, or associated with, each of these
    • H04L9/0841—Key agreement, i.e. key establishment technique in which a shared key is derived by parties as a function of information contributed by, or associated with, each of these involving Diffie-Hellman or related key agreement protocols
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L9/00—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols
    • H04L9/14—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols using a plurality of keys or algorithms

Definitions

  • the subject of the present invention is a communication method in which sequestration and encryption key recovery operations are provided. These operations make it possible to guarantee to one or more ' previously determined organization (s) (for example a security administrator of a corporate network, a trusted third party, or even, in some cases, the users of an encryption system themselves), the possibility of recovering, if necessary, the session key used in the communication, and this from the data exchanged.
  • the possibility of recovering a session key can arise from a need for legal interception or recovery of keys within a company.
  • the invention finds an application in secure communications.
  • This family of techniques applies to systems in which the establishment of a session key between the interlocutors uses a key exchange protocol based on the possession, by one of the interlocutors (for example b) of a static secret key (i.e. not renewed at each session).
  • the secret key used by b in the key exchange protocol is archived with a receiver authority (or distributed among several receiver authorities).
  • the possession of this secret allows the authority (or authorities) of receiver (s) to reconstitute, if necessary, any session key exchanged between a and b from the messages of the protocol for establishing this key.
  • An example of this sequestration and key recovery method is provided in the article "A Proposée Architecture for Trusted Third Party Services", by N. Jeffe ⁇ es, C. Mitchell and M.
  • this second family of techniques does not call for the prior archiving of static secret keys used for the exchange of session keys, but for the insertion, ⁇ ans the messages exchanged between a and b, during secure communication, one or more legal fields containing, in an intelligible form only for an escrow authority, information on the KS session key.
  • the key KS (or information on this key) can for example be encrypted under the public key RSA of an escrow authority.
  • the "Secure Key Recovery” (SKR) protocol proposed by IBM is part of this family of techniques.
  • each country must be free to set up or not set up, for the communications which concern it, a key escrow / recovery system for this application; (ii) in each country where a system of sequestration / key recovery is implemented, the authorities empowered to recover, if necessary, the session keys used to encrypt an international communication must be able to do so without having to cooperate, for each interception, with the authorities of other countries.
  • the known and previously described techniques do not meet or meet these conditions poorly:
  • FIG. 1 first of all, we see two entities a, b each equipped with cryptology means not shown and each provided with an identity Id a , Idb. a public key and a secret encryption key, respectively P â , Pb. and S a , S b , as well as a certificate C a , C b ; we see, moreover, two escrow authorities T a and T b associated with the two entities a and b, these two authorities each archiving the secret keys S a , S D of the associated entities as well as their certificates C a or C b .
  • the certificates attest to the correspondence between secret key and public key and that the secret key has indeed been archived.
  • the certification authority is not shown in this figure.
  • the certificate may conform to ITU-T recommendation X509.
  • the method of communication between these different means comprises the following operations: A) the entity a, which is supposed to engage in a session for transmitting a message M:
  • the parameters of the Diffîe-Hellman protocol consist of a large prime number p, called the module, and a generator number g.
  • the two escrow authorities T a and T D have agreed on these numbers p and g.
  • the secret key S a of a is a secret exponent ⁇ which is archived in T a and the public key ⁇ e a is
  • Each authority T a or T b can therefore find the session key (KS) and therefore recover the message (M). But, here again, this scheme presupposes an agreement between the parties.
  • the object of the present invention is to remedy these drawbacks by proposing a method which does not require any agreement between the communicating parties. the recovery of the session key and the message taking place from the only data exchanged in the communication.
  • the subject of the invention is an encrypted communication method with escrow and recovery of encryption key, implementing:
  • a comprising first cryptology means (MC a ) and provided with a first identity (Id a ), a first public key distribution key (P a ) and a first secret key key distribution (S a ) corresponding to said first public key (P a ),
  • a second entity comprising second cryptology means (MC) and provided with a second identity (Id b ), a second public key distribution key (P D ) and a second secret key of key distribution (S b ) corresponding to said second public key (P b ),
  • this method comprising: i) a preliminary phase of establishing a session key (KS) phase in which at least one of the entities (a, b) produces a session key (KS) and forms a cryptogram consisting of this key encrypted by the public key (P D , P a ) of the other entity, the other entity (b, a) decrypting said cryptogram using its secret key (S b , S a ) and covering the session key ( KS), ii) a message exchange phase (M) in which the entities (a, b) form E KS cryptograms (M) constituted by messages (M) encrypted by the session key (KS) established in the preliminary phase, each entity decrypting the cryptogram it receives using the session key
  • the entity (a, b) which produces the session key (KS) implements a pseudo-random generator (PRG a ,? RG b ) known to the escrow authority (T a , T) associated and initializes this pseudo-random generator using its secret key (S a , S b ) and an initial value (VI) deduced, by an algorithm known to the escrow authority (T a , T b ), of appropriate data.
  • PRG a ,? RG b pseudo-random generator
  • PRG a ,? RG b pseudo-random generator
  • the escrow authority (T a , T b ) associated with the entity (a, b) which produced, in the preliminary phase, the session key (KS), implements a pseudo-random generator identical to that of the associated entity (PRG a , PRG b ), initializes this generator with said initial value (VI) and the secret key (S a , S) of the associated entity (a, b ) that it has archived, and thus covers the session key (KS).
  • the escrow authority can be an approved third party, or a security administrator of a corporate network, or the user himself (the escrow is then a "self-escrow") .
  • FIG. 3 schematically illustrates a method according to the invention.
  • the secret key S a of the public key key encryption system used by the entity a for the purpose of establishing session keys is archived with the escrow authority T a .
  • Possession by a certificate from a CA proves archiving with T has the secret key S corresponding to the public key P was actually achieved.
  • the certification authority AC and the third party receiver T a may be the same body, or two separate bodies having signed an agreement.
  • the generation of the secret key S a can, depending on in the case, be carried out by the user a or by the third party T a .
  • MC a means the software and hardware resources implementing the cryptographic calculations of establishing a session key and encryption of a during a secure communication.
  • client software for secure messaging can be viewed as a means of cryptology.
  • the key generation method used in MC-typically the key generation algorithm used to generate a session key KS when a initiates a secure session with an interlocutor b- must be a pseudo-random generator GPA known to T a , and whose seeds, that is to say the inputs from which the values produced by the generator are calculated, are made up :
  • the size of the initial value VI can be limited between 20 and 40 bits of effective size, so that, when the secret key S a is known, the recovery of _.
  • generator output remains possible by exhaustive search even when the exact value of VI is lost, ii) it must be difficult to predict information on S a (or on H (S a )) from a set of values of VI and corresponding output values GPA (S a , VI) or G? A (H (S a ), VI), iii) it must be difficult to predict information relating to the outputs GPA (S a , VI) or GPA (H (S a ), VI) for the different values of VI when the value of S a (or H (S a ) ) is unknown.
  • T a There are two separate procedures for recovering the session key KS used to encrypt a secure communication between user a and correspondent b, by T a or an authority authorized to access the secret S a archived by T a : i) If the session key KS is produced by b and received by a encrypted using the public key P a from a, then T a can recover the key KS by decrypting using the archived secret S a the cryptogram P a (KS) transmitted in the key distribution protocol.
  • KS GPA (S a , VI) or KS ⁇ GPA (H (S a ), VI ).
  • T a By combining the elementary procedures i) and ii) defined above, T a remains able to recover the session key in the case where a more complex session key establishment protocol is used between a and b.
  • a more complex session key establishment protocol is used between a and b.
  • T a would be able to recover KSI using the procedure i) defined above and to find KS2 using the procedure ii), and therefore, from these two values, to recover KS.
  • the method which has just been described can be implemented according to variants in which the information that constitutes the secret key S a is not archived with a single entity T a , but divided into "parts" archived with separate third parties.
  • the secret key S a of a can be constituted by a secret RSA exponent d.
  • Two escrow authorities T a and ⁇ ' a respectively responsible for archiving dl and d2 (and the public module n a of a), are capable of:

Landscapes

  • Engineering & Computer Science (AREA)
  • Computer Security & Cryptography (AREA)
  • Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
  • Signal Processing (AREA)
  • Computer And Data Communications (AREA)
  • Storage Device Security (AREA)

Abstract

L'entité qui s'engage dans une session de communication engendre une clé de session (KS) à l'aide d'un générateur pseudo-aléatoire initialisé par la clé secrète (Sa) de l'entité et une valeur initiale (VI). Le message est chiffré par la clé de session. Celle-ci peut être retrouvée par l'autorité de séquestre (Ta), qui archive la clé secrète (Sa) et peut retrouver la valeur initiale (VI). Application aux communications sécurisées.

Description

PROCEDE DE COMMUNICATION AVEC SEQUESTRE ET RECUPERATION DE CLE DE CHIFFREMENT
DESCRIPTION
Domaine technique
La présente invention a pour objet un procédé de communication dans lequel sont prévues des opérations de séquestre et de récupération de clé de chiffrement. Ces opérations permettent de garantir à un ou plus'ieurs organisme (s) préalablement déterminé (s) (par exemple un administrateur de sécurité d'un réseau d'entreprise, un tiers de confiance, voire, dans certains cas, les utilisateurs d'un système de chiffrement eux-mêmes), la possibilité de recouvrer, si besoin est, la clé de session utilisée dans la communication, et cela à partir des données échangées. La possibilité de recouvrer une clé de session peut découler d'un besoin d'interception légale ou de récupération de clés au sein d'une entreprise.
L'invention trouve une application dans les communications sécurisées.
Etat de la technique antérieure On connaît essentiellement deux familles de techniques de séquestre/récupération de clé, garantissant à une ou plusieurs autorités de séquestre la capacité de reconstituer, à partir des données échangées lors d'une communication entre deux interlocuteurs ou entités a et b, la clé de session utilisée, en vue de déchiffrer cette communication. Ces deux familles de techniques présentent l'avantage de pouvoir être mises en oeuvre sans qu'aucun échange de données n'aient à être effectué à chaque communication entre les entités et la (ou les) autorité (s) de séquestre (procédé dit "off line").
Famille 1 : archivage de clés statiques de distribution de clé auprès d'une autorité de séquestre
Cette famille de techniques s'applique a des systèmes dans lesquels l'établissement d'une cle de session entre les interlocuteurs utilise un protocole d'échange de clé reposant sur la possession, par l'un des interlocuteurs (par exemple b) d'une clé secrète statique (c'est-à-dire non renouvelée à chaque session) . La clé secrète utilisée par b αans le protocole d'échange de clé est archivée auprès α'une autorité de séquestre (ou répartie entre plusieurs autorités de séquestre) . La possession de ce secret permet à l'autorité (ou aux autorités) de séquestre(s) de reconstituer, si besoin est, toute cle de session échangée entre a et b à partir des messages du protocole d'établissement de cette clé. Un exemple αe cette méthode de séquestre et de récupération de cle est propose αans l'article "A Proposée Architecture for Trusted Third Party Services", par N. Jeffeπes, C. Mitchell et M. al er, paru dans "Lectures Notes m Computer Science 1029, Cryptography Policy and Algorithms Conférence", pp. 98-104, Spπnger Verlag, 1996. C'est une des principales méthodes, relevant de cette première famille de techniques, qui a, jusqu'à aujourd'hui, été envisagée en Europe. Famille 2 récupération de clés de chiffrement dynamiques (clés de session) au moyen de champs légaux
Cette seconde famille de techniques ne fait pas appel, contrairement à la précédente, à l'archivage préalable de clés secrètes statiques utilisées pour l'échange de clés de session, mais à l'insertion, αans les messages échangés entre a et b, lors d'une communication sécurisée, d'un ou de plusieurs champs légaux contenant, sous une forme intelligible seulement pour une autorité de séquestre, une information sur la clé de session KS . La clé KS (ou une information sur cette clé) peut par exemple être chiffrée sous la clé publique RSA d'une autorité de séquestre. Le protocole "Secure Key Recovery" (SKR) , proposé par IBM, relève de cette famille de techniques.
Ces deux familles de techniques présentent certains inconvénients pour la sécurisation d'applications o vertes que l'on sounaite pouvoir utiliser entre des interlocuteurs situés dans des pays différents ou les juridictions distinctes, comme par exemple la messagerie sécurisée. Lorsqu'une application sécurisée est susceptible d'être utilisée pour des communications internationales, il est souhaitable que deux conditions soient remplies :
(î) chaque pays doit être libre de mettre ou non en place, pour les communications qui le concernent, un système de séquestre/récupération αe clé pour cette application ; (il) dans chaque pays où un système de séquestre/récupération de clé est mis en place, les autorités habilitées à récupérer le cas échéant les clés de session servant à chiffrer une communication internationale doivent pouvoir le faire sans avoir à coopérer, pour chaque interception, avec les autorités des autres pays. Or, les techniques connues et précédemment décrites ne satisfont pas ou satisfont mal à ces conditions :
- pour les procédés de la première famille, lorsque la méthode de distribution de la clé de session considérée relève du chiffrement à- clé publique (en particulier le chiffrement RSA employé pour cet usage dans de très nombreux produits de sécurité) , la récupération de la clé de session d'une communication n'est possible, sans coopération internationale, que dans le pays où la clé secrète utilisée pour la distribution de clé a été archivée. Cette αifficulté a conduit certains auteurs (cf. l'article αe N. Jeffeπes et ai. précédemment cité) à préconiser des systèmes αe séquestre/récupération αe cle reposant sur ure metnode α' échange αe cle plus symétrique, apparentée au schéma de Diffle-Hellman. Ces systèmes satisfont à la condition (n) précédente et pourraient peut-être, moyennant certaines adaptations, satisfaire a la condition (i) , mais ils introduisent des contraintes fortes sur la methoαe αe αistribution de clé utilisée, qui conduisent notamment à exclure l'utilisation αe l'algorithme RSA.
- Pour les procédés de la seconde famille, la récupération de cle dans le pays destinataire, à partir de champs légaux, repose sur la mise en place dans le pays émetteur d'une technique de séquestre/récupération de clé adaptée au pays destinataire, à savoir l'émission de champs légaux intelligibles pour les autorités de séquestre du pays destinataire. Cette contrainte est en contradiction avec la condition (i) précédente.
L'article de D.E. Denning intitulé "Descriptions of Key Escrow Systems" publié dans "Communications of the ACM", vol. 39, n°3, Mars 1996, ainsi que l'article de D.E. Denning et D.K. Branstad intitulé "A taxonomy of Key Recovery Encryption Systems", publié dans "Communications of the ACM", vol. 39, n°3, Mars 1996, donnent une description et une analyse comparative de plus de trente systèmes de séquestre et de récupération de clé.
On peut s'en tenir à deux exemples illustrés sur les figures 1 et 2 annexées.
Sur la figure 1, tout d'abord, on voit deux entités a, b équipées chacune de moyens de cryptologie non représentés et munies chacune d'une identité Ida, Idb. d'une clé publique et d'une clé secrète de chiffrement, respectivement Pâ, Pb. et Sa, Sb, ainsi que d'un certificat Ca, Cb ; on voit, en outre, deux autorités de séquestre Ta et Tb associées aux deux entités a et b, ces deux autorités archivant chacune les clés secrètes Sa, SD des entités associées ainsi que leurs certificats Ca ou Cb. Les certificats attestent de la correspondance entre clé secrète et clé publique et que la clé secrète a bien été archivée. L'autorité de certification n'est pas représentée sur cette figure. Le certificat peut être conforme à la recommandation X509 de l'UIT-T.
Le procédé de communication entre ces différents moyens -comprend les opérations suivantes : A) l'entité a, qui est supposée s'engager dans une session de transmission d'un message M :
• vérifie la validité des certificats Ca et Cb,
• produit une clé de session KS mettant en oeuvre un générateur pseudo-aléatoire non représenté, • utilise ses moyens de cryptologie pour chiffrer la clé de session KS avec la clé publique PD.-de l'autre entité et chiffrer le message M avec la clé de session selon un algorithme de chiffrement symétrique, • transmet son identité IDa ou son certificat Ca, la clé de session cryptée Pb(KS) et le message chiffré Eκs(M) , B) l'entité b, à qui est destinée la transmission :
• vérifie la validité des certificats Ca et CD, • récupère la clé de session KS en utilisant sa clé secrète SD,
• déchiffre le message M en utilisant la clé de session KS .
Dans un tel procédé, l'autorité de séquestre Tb peut, si elle le souhaite, recouvrer elle aussi la clé de session KS grâce à la clé secrète S= qu'elle a archivée et peut ainsi recouvrer le message transmis.
Ce procédé présente un inconvénient. En effet, si l'autorité de séquestre Tb peut récupérer la clé de session KS (car elle a archivé la clé secrète Tb) et peut ainsi recouvrer le message transmis, il n'en va pas de même pour l'autorité de séquestre Ta, car elle ne dispose pas de la clé secrète SD. Il faut alors supposer une coopération entre les autorités de séquestre Ta et Tb, ce qui ne va pas de so dans le cas de communications internationales. Cette difficulté vient, notamment, de ce que le processus d'échange de clé fait appel à un chiffrement- déchiffrement dissymétrique utilisant un couple de clés respectivement publique-secrète, comme par exemple αans le chiffrement RSA. Certains auteurs ont préconisé αes processus plus symétriques, apparentés à un protocole dit de Diffîe-Hellman. Ce procédé est illustré sur la figure 2. On y retrouve sensiblement les mêmes moyens que sur la figure 1, à savoir les deux entités a et b et les deux autorités de séquestre Ta et Tb. Les paramètres du protocole de Diffîe-Hellman sont constitués par un grand nombre premier p, dit module, et un nombre générateur g. Les deux autorités αe séquestre Ta et TD se sont entendues sur ces nombres p et g. La clé secrète Sa de a est un exposant secret α qui est archivé dans Ta et la clé publique αe a est
Pa=gα. Le certificat Ca contient la clé publique Pa=gα.
Il en va de même pour l'entité b : (3D=β, PD=gβ) .
Pour envoyer un message à l'entité b, l' entité a engendre une clé de session KS et adresse à b : • son certificat Ca (qui contient Pa=gα) ,
• la clé de session chiffrée par un algorithme Ξ utilisant la clé gαβ, (Egαβ(KS)),
• le message chiffré par la clé de session KS (Eκs(M)) . La connaissance par Ta de α et de la clé publique Pb=gβ de b permet à Ta de calculer (gβ)α=gβα. De même pour Tb qui peut calculer (gα)β=gαβ. Ainsi, gαβ est-il partagé par a et b.
Chaque autorité Ta ou Tb peut donc retrouver la clé de session (KS) et donc recouvrer le message (M) . Mais, là encore, ce schéma suppose un accord entre les parties.
La présente invention a pour but de remédier à ces inconvénients en proposant un procédé qui ne requiert aucun accord entre les parties communicantes-,. le recouvrement de la clé de session et du message s 'effectuant à partir des seules données échangées dans la communication.
Exposé de l'invention
De façon précise, l'invention a pour objet un procédé de communication chiffrée avec séquestre et récupération de clé de chiffrement, mettant en oeuvre :
- une première entité (a) comprenant des premiers moyens de cryptologie (MCa) et munie d'une première identité (Ida) , d'une première clé publique de distribution de clé (Pa) et d'une première clé secrète de distribution de clé (Sa) correspondant à ladite première clé publique (Pa),
- une seconde entité (b) comprenant des seconds moyens de cryptologie (MC ) et munie d'une seconde identité (Idb), d'une seconde clé publique de distribution de clé (PD) et d'une seconde clé secrète de distribution de clé (Sb) correspondant à ladite seconde clé publique (Pb) , ce procédé comprenant : i) une phase préliminaire d'établissement d'une clé de session (KS) phase dans laquelle l'une au moins des entités (a, b) produit une clé de session (KS) et forme un cryptogramme constitué de cette clé chiffrée par la clé publique (PD, Pa) de l'autre entité, l'autre entité (b, a) déchiffrant ledit cryptogramme à l'aide de sa clé secrète (Sb, Sa) et recouvrant la clé de session (KS), ii) une phase d'échange de messages (M) dans laquelle les entités (a, b) forment des cryptogrammes EKS(M) constitués par des messages (M) chiffrés par la clé de session (KS) établie dans la phase préliminaire, chaque entité déchiffrant le cryptogramme qu'elle reçoit à l'aide de la clé de session (KS) et recouvrant ainsi le message qui lui a été adressé, cédé étant caractérisé par le fait que
• il met en oeuvre, en outre, au moins une autorité de séquestre (Ta, TD) associée à l'une des entités (a, b) , cette autorité archivant la clé secrète (Sa, Sb) de l'entité associée (a, b),
• dans la phase préliminaire, l'entité (a, b) qui produit la clé de session (KS) met en oeuvre un générateur pseudo-aléatoire (PRGa, ?RGb) connu de l'autorité de séquestre (Ta, T ) associée et initialise ce générateur pseudo-aléatoire à l'aide de sa clé secrète (Sa, Sb) et d'une valeur initiale (VI) déduite, par un algorithme connu de l'autorité de séquestre (Ta, Tb) , de données appropriées. Selon un mode de mise en oeuvre, l'autorité de séquestre (Ta, Tb) associée à l'entité (a, b) qui a produit, dans la phase préliminaire, la clé de session (KS) , met en oeuvre un générateur pseudo-aléatoire identique à celui de l'entité associée (PRGa, PRGb) , initialise ce générateur avec ladite valeur initiale (VI) et la clé secrète (Sa, S ) de l'entité associée (a, b) qu'elle a archivée, et recouvre ainsi la clé de session (KS) . Selon un autre mode de mise en oeuvre, l'autorité de séquestre (T , Ta) associée à l'entité (b, a) qui n'a pas produit, dans la phase préliminaire, la clé de session (KS) , déchiffre le cryptogramme de la clé session (Pb(KS), Pa(KS)) à l'aide de la clé secrète (Sb, Sa) de l'entité associée (b, a) qu'elle a archivée et recouvre ainsi la clé de session (KS) .
Quant à la valeur initiale VI elle peut soit être déduite des données échangées entre les entités a et b dans la phase préliminaire d'établissement de la clé de session soit être obtenue par essais successifs à partir de données susceptibles de prendre un nombre donné de valeurs, ce nombre étant suffisamment restreint pour que le temps mis par l'autorité de séquestre soit compatible avec l'application envisagée. Comme indiqué dans l'introduction, l'autorité de séquestre peut être un tiers agréé, ou un administrateur de sécurité d'un réseau d'entreprise, ou l'utilisateur lui-même (le séquestre est alors un "auto-séquestre") . Brève description des dessins
- la figure 1, déjà décrite, illustre un procédé connu asymétrique ;
- - la figure 2, déjà décrite, illustre un procédé commun symétrique ;
- la figure 3 illustre schématiquement un procédé selon l'invention.
Description de modes particuliers de mise en oeuvre Le procédé de l'invention peut être décrit en spécifiant d'abord certaines conditions initiales, .-en précisant ensuite les procédures développées dans le moyen de cryptologie de l'utilisateur et en décrivant enfin la procédure de récupération de la clé.
A. Conditions initiales
La clé secrète Sa du système de chiffrement de clés à clé publique utilisé par l'entité a à des fins d'établissement de clés de session est archivée auprès de l'autorité de séquestre Ta. La remise à a, par une autorité de certification AC désignée à l'avance par Ta, d'un certificat Ca attestant de la correspondance entre l'identité Ida de a et la clé publique Pa (par exemple un certificat conforme à la recommandation X.ϋ-09 de l'UIT-T), doit être subordonnée à cet archivage. La possession par a d'un certificat émanant de AC prouve que l'archivage auprès de Ta de la clé secrète Sa correspondant à la clé publique Pa a été effectivement réalisé. En pratique, l'autorité de certification AC et le tiers de séquestre Ta peuvent être un même organisme, ou deux organismes distincts ayant passé un accord. La génération de la clé secrète Sa peut, selon le cas, être effectuée par l'utilisateur a ou par le tiers Ta.
B. Procédures dans le moyen de cryptologie de l'utilisateur
On entend par "moyen de cryptologie de a" note MCa, les ressources logicielles et matérielles mettant en oeuvre les calculs cryptographiques d'établissement d'une clé de session et de chiffrement de a lors d'une communication sécurisée. Par exemple, le logiciel client d'une messagerie sécurisée peut être considéré comme un moyen de cryptologie.
Pour que le moyen de cryptologie MCa de l'utilisateur a soit en conformité avec le service αe tiers de séquestre offert par Ta, il doit satisfaire aux conditions suivantes : i) L' exécution des fonctions de chiffrement de MCa
(établissement d'une cle αe session, chiffrement) doit être subordonnée à la présence α'un certificat Ca provenant d'une autorité αe certification AC designée par Ta et de la cle secrète Sa corresponαante . Le moyen αe chiffrement MCa doit vérifier non seulement que le certificat Ca est valide, mais encore qu'il y _ a effectivement correspondance entre la cle secrète Sa et la clé publique Pa contenue dans 10.
Ces vérifications sont nécessaires pour avoir l'assurance que le tiers de séquestre Ta est en mesure de recouvrer les clés de session traitées par MCa. n) Le procédé de génération de clés mis en oeuvre dans MCa -typiquement l'algorithme de génération de clé utilisé pour générer une clé de session KS lorsque a initie une session sécurisée avec un interlocuteur b- doit être un générateur pseudoaléatoire GPA connu de Ta, et dont les germes, c'est-à-dire les entrées à partir desquelles les valeurs produites par le générateur sont calculées, sont constitués :
- de la clé secrète Sa (ou, selon une variante, d'une fonction H(Sa) de cette clé) ;
- d'une valeur initiale VI déduite, par un algorithme connu de Ta, de données variables contenues dans la partie non chiffrée des communications entre a et ses interlocuteurs (par exemple la date et l'heure), ou d'un compteur géré à l'intérieur de MCa. Le générateur pseudo-aléatoire doit satisfaire aux conditions suivantes : i)il doit être facile de déduire la valeur de sortie de ce générateur (typiquement la clé de session KS) à partir de Sa (ou de H(Sa)) et de la valeur initiale VI. Selon un mode de réalisation préféré de l'invention, la taille de la valeur initiale VI peut être limitée entre 20 et 40 bits de taille effective, afin que, lorsque la clé secrète Sa est connue, la récupération de _.la valeur de sortie du générateur reste possible par recherche exhaustive même lorsque la valeur exacte de VI est perdue, ii)il doit être difficile de prédire une information sur Sa (ou sur H(Sa)) à partir d'un ensemble de valeurs de VI et des valeurs de sortie GPA(Sa, VI) ou G?A(H(Sa), VI) correspondantes, iii)il doit être difficile de prédire une information relative aux sorties GPA(Sa, VI) ou GPA(H(Sa), VI) pour les différentes valeurs de VI lorsque la valeur de Sa (ou H(Sa)) est inconnue.
C. Procédures de récupération de clé
Il existe deux procédures distinctes pour la récupération de la clé de session KS utilisée pour chiffrer une communication sécurisée entre l'utilisateur a et un correspondant b, par Ta ou une autorité habilitée à accéder au secret Sa archivé par Ta : i)Si la clé de session KS est produite par b et reçue par a chiffrée à l'aide de la clé publique Pa de a, alors Ta peut recouvrer la clé KS en déchiffrant à l'aide du secret archivé Sa le cryptogramme Pa(KS) transmis dans le protocole de distribution de clé. ii)Si la clé de session KS est produite dans le moyen de cryptologie MCa de a et envoyée à b chiffrée sous la clé publique PD de b, alors Ta peut récupérer dans les données échangées en clair entre a et b la valeur d'initialisation VI et reconstituer la valeur de KS à l'aide de VI et de la valeur archivée de Sa, en effectuant le calcul KS=GPA(Sa, VI) ou KS≈GPA (H (Sa) , VI ) . Dans le cas où VI et le contenu d'un compteur, ou dans le cas où la taille effective de VI est limitée et où, pour une raison quelconque, VI ne peut être récupéré à partir des données en clair, il reste possible pour Ta de récupérer la clé de session
KS en procédant à un essai exhaustif des valeurs possibles de VI, et en vérifiant pour chacune si la valeur KS=GPA(Sa, VI) ou KS=GPA (H (Sa) , VI) obtenue est la bonne.
En combinant les procédures élémentaires i) et ii) définies ci-dessus, Ta reste capable de recouvrer la clé de session dans le cas où un protocole d'établissement de clé de session plus complexe est utilisé entre a et b. On peut considérer, à titre d'exemple, le protocole suivant : b engendre une valeur secrète KSI et la transmet à a chiffrée sous la clé publique Pa de a ; a génère une valeur secrète KSI? et la transmet à b chiffrée sous la clé publique P0 de b ; a et b calculent la clé de session KS, égale au OU exclusif des valeurs KSI et KS2 (KS=K1 XOR K2) . Pour un protocole de ce genre, Ta serait capable de recouvrer KSI en utilisant la procédure i) définie ci-dessus et de retrouver KS2 en utilisant la procédure ii), et donc, à partir de ces deux valeurs, de recouvrer KS .
Le procédé qui vient d'être décrit peut être mis en œuvre selon des variantes dans lesquelles l'information que constitue la clé secrète Sa n'est pas archivée auprès d'une unique entité Ta, mais fractionnée en "parts" archivées auprès de tiers de séquestre distincts.
Par exemple, la clé secrète Sa de a peut être constituée par un exposant RSA secret d. Ce secret peut être fractionné en deux "parts" dl et d2 telles que dl+d2=d. Deux autorités de séquestre Ta et τ' a, respectivement chargées de l'archivage de dl et de d2 (et du module public na de a) , sont capables :
• de vérifier, sans révéler leur part du secret d, qu'elles sont effectivement capables de calculer la fonction secrète associée à la clé
Sa ; il suffit pour ce faire que chacune d'entre elles calcule, modulo n, la puissance de la valeur d'entrée déterminée par sa part, puis que les valeurs obtenues soient multipliées entre elles modulo na, de recouvrer .une clé de session KS à partir des données du protocole d'établissement de cette clé (en révélant au besoin à l'autre tiers ou à une autorité d'interception leur part de 1-a clé
Sa) •

Claims

REVENDICATIONS
1. Procédé de communication chiffrée avec séquestre et récupération de clé de chiffrement, mettant en oeuvre :
- une première entité (a) comprenant des premiers moyens de cryptologie (MCa) et munie d'une première identité (Ida), d'une première clé publique de distribution de clé (Pa) et d'une première clé secrète de distribution de clé (Sa) correspondant à ladite première clé publique
(Pa) ,
- une seconde entité (b) comprenant des seconds moyens de cryptologie (MCb) et munie d'une seconde identité (Idb), d'une seconde clé publique de distribution de clé (PD) et d'une seconde clé secrète de distribution de clé (Sb) correspondant à ladite seconde clé publique (PD) , ce procédé comprenant : iϋ) une phase préliminaire d'établissement d'une clé de session (KS) phase dans laquelle l'une au moins des entités (a, b) produit une clé de session (KS) et forme un cryptogramme constitué de cette clé chiffrée par la clé publique (P , Pa) de l'autre entité, l'autre entité (b, a) déchiffrant ledit cryptogramme à l'aide de sa clé secrète (Sb, Sa) et recouvrant la clé de session (KS) , iv) une phase d'échange de messages (M) dans laquelle les entités (a, b) forment des cryptogrammes EKS(M) constitués par des messages (M) chiffrés par la clé de session (KS) établie dans la phase préliminaire, chaque entité déchiffrant le cryptogramme qu'elle reçoit à l'aide de la clé de session (KS) et recouvrant ainsi le message qui lui a été adressé, ce procédé étant caractérisé par le fait que • il met en oeuvre, en outre, au moins une autorité de séquestre (Ta, Tb) associée à l'une des entités (a, b) , cette autorité archivant la clé secrète (Sa, Sb) de l'entité associée (a, b), • dans la phase préliminaire, l'entité (a, b-) qui produit la clé de session (KS) met en oeuvre un générateur pseudo-aléatoire (PRGa, PRGb) connu de l'autorité de séquestre (Ta, TD) associée et initialise ce générateur pseudo-aléatoire à l'aide de sa clé secrète (Sa, Sb) et d'une valeur initiale (VI) déduite, par un algorithme connu de l'autorité de séquestre (Ta, Tb) , de données appropriées.
2. Procédé selon la revendication 1, dans lequel l'autorité de séquestre (Ta, Tb) associée à l'entité (a, b) qui a produit, dans la phase préliminaire, la clé de session (KS) , met en oeuvre un générateur pseudo- aléa.toire identique à celui de l'entité associée (PRGa, PRG ) , initialise ce générateur avec ladite valeur initiale (VI) et la clé secrète (Sa, S ) de l'entité associée (a, b) qu'elle a archivée, et recouvre ainsi la clé de session (KS) .
3. Procédé selon la revendication 1, selon lequel l'autorité de séquestre (Tb, Ta) associée à l'entité (b, a) qui n'a pas produit, dans la phase préliminaire, la clé de session (KS) , déchiffre le cryptogramme de la clé session (Pb(KS), Pa(KS)) à l'aide de la clé secrète (Sb, Sa) de l1 entité associée (b, a) qu'elle a archivée et recouvre ainsi la clé de session (KS) .
4. Procédé selon l'une quelconque des revendications 1 3, dans lequel la valeur initiale (VI) est déduite des données échangées entre les entités (a, b) dans la phase préliminaire d'établissement de la clé de session (KS) .
5. Procédé selon la revendication 2, dans lequel l'autorité de séquestre obtient la valeur initiale (VI) par essais exhaustifs à partir de données susceptibles de prendre un nombre restreint de valeurs.
6. Procédé selon la revendication 1, dans lequel le générateur pseudo-aléatoire (?RGa, PRGb) d'une entité (a, b) est initialise par une fonction à sens unique (H(Sa), H(Sb)) de la clé secrète (Sa, Sb) de cette entité (a, b) .
7. Procédé selon la revendication 1, dans lequel au moins une première autorité de certification (ACa, ACb) délivre à l'une des entités (a, b) un certificat (Ca, Cb) attestant de la correspondance entre l'identité
(Ida, db) de l'entité et la clé publique de distribution de clé (Pa, Pb) si et seulement si l'archivage de la clé secrète correspondante (Sa, Sb) a bien été effectué auprès de l'autorité de séquestre correspondante (Ta, Tb) , la phase préliminaire d'établissement d'une clé de session (KS) et la phase d'échange de messages étant toutes deux subordonnées, dans le moyen de cryptologie (MCa, MCb) à la validité du certificat (Ca, Cb) et à la correspondance effective entre la clé publique (Pa, Pb) contenue dans ce certificat et la clé secrète de distribution (Sa, Sb) .
8. Procédé selon la revendication 1, dans lequel, pour au moins l'une des entités (a, b) , l'autorité de certification (ACa, ACb) et l'autorité de séquestre associée à cette entité (Ta, Tb) sont réunies en une seule autorité.
9. Procédé selon la revendication 1, dans lequel l'autorité de séquestre (Ta, Tb) est divisée en deux autorités partielles ( T^ , Ta 2 ) ( T^ , Tb 2 ) archivant chacune une part ( , S{; ) de la clé secrète de distribution (Sa, Sb) , aucune des deux autorités partielles n'étant capable, à elle seule, de reconstituer la clé secrète de distribution (Sa, Sb) , mais les deux autorités partielles étant capables, en coopérant, de reconstituer la clé secrète de distribution, les deux autorités partielles étant à même de s'assurer qu'elles détiennent des parts de clé secrète permettant de reconstituer la clé secrète.
- 10. Procédé selon la revendication 1, dans lequ l, dans la phase préliminaire d'établissement d'une clé de session :
- la première entité produit une première clé de session partielle (KSa) , forme un premier cryptogramme Pb(KSa) de cette première clé de session partielle (KSa) chiffrée sous la clé publique (Pb) de la seconde entité (b) , envoie ce premier cryptogramme à la seconde entité (b) ,
- la seconde entité (b) produit une seconde clé de session partielle (KSb) , forme un second cryptogramme Pa(KSb) constitué de cette seconde clé de session partielle (KSb) chiffrée sous la clé publique (Pa) de la première entité (a) , et envoie ce second cryptogramme à la première entité (a) , - les deux entités (b, a) déchiffrent le premier et le second cryptogrammes à l'aide de leur clé secrète (Sb, Sa) retrouvent la première et la seconde clés de session partielle (KSa, KSb) et forment la clé de session (KS) à partir des clés session partielles.
11. Procédé selon la revendication 10, dans lequel les entités (a, b) forment la clé de session (KS) par une opération logique OU exclusif entre la première et la seconde clés de session partielle (KSa, KSb) .
12. Procédé selon l'une quelconque des revendications 1 à 11, dans lequel l'autorité de séquestre (Ta, Tb) associée à l'une des entités (a, .b) est l'utilisateur de l'entité.
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