EP2119096A1 - Procede pour securiser la transmission d'informations - Google Patents

Procede pour securiser la transmission d'informations

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EP2119096A1
EP2119096A1 EP08708170A EP08708170A EP2119096A1 EP 2119096 A1 EP2119096 A1 EP 2119096A1 EP 08708170 A EP08708170 A EP 08708170A EP 08708170 A EP08708170 A EP 08708170A EP 2119096 A1 EP2119096 A1 EP 2119096A1
Authority
EP
European Patent Office
Prior art keywords
information
matrix
encrypted
public key
message
Prior art date
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Ceased
Application number
EP08708170A
Other languages
German (de)
English (en)
Inventor
Cédric TAVERNIER
Hervé AIACHE
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.)
Thales SA
Original Assignee
Thales 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 Thales SA filed Critical Thales SA
Publication of EP2119096A1 publication Critical patent/EP2119096A1/fr
Ceased legal-status Critical Current

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    • 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
    • H04L9/30—Public key, i.e. encryption algorithm being computationally infeasible to invert or user's encryption keys not requiring secrecy
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
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    • H04L9/00—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols
    • H04L9/30—Public key, i.e. encryption algorithm being computationally infeasible to invert or user's encryption keys not requiring secrecy
    • H04L9/304—Public key, i.e. encryption algorithm being computationally infeasible to invert or user's encryption keys not requiring secrecy based on error correction codes, e.g. McEliece
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    • H04L63/00—Network architectures or network communication protocols for network security
    • H04L63/04—Network architectures or network communication protocols for network security for providing a confidential data exchange among entities communicating through data packet networks
    • H04L63/0407—Network architectures or network communication protocols for network security for providing a confidential data exchange among entities communicating through data packet networks wherein the identity of one or more communicating identities is hidden
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    • H04W—WIRELESS COMMUNICATION NETWORKS
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    • H04W12/02—Protecting privacy or anonymity, e.g. protecting personally identifiable information [PII]
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    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L2209/00—Additional information or applications relating to cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communication H04L9/00
    • H04L2209/42—Anonymization, e.g. involving pseudonyms

Definitions

  • the present invention relates to security in networks.
  • the fields of application of the present invention concern, in particular, the routing protocol, the anonymity and the protection of the information, in the wired communication networks and the wireless networks.
  • One of the problems is to find an effective solution that could be close to real time (low latency) with information protection, ie an attacker can not understand the information when it reaches to intercept it, a guarantee of anonymity, that is to say that an attacker can not know who is talking with whom and the preservation of secrecy or "privacy" without affecting the quality of the traffic that is to say say without adding too much latency.
  • the conventional encryption systems with public keys for encrypting the address of the destination node and the information itself are generally very slow compared to the needs of the applications.
  • the prior art discloses several solutions that use private key encryption systems. However, these solutions do not provide sufficient security because each network node must know the private key of others. Thus, when a node is corrupted, network security collapses.
  • the systems described in the prior art do not sufficiently solve transmission protection problems in a wireless information transmission network and are not interested in the problem of anonymity. the transmitter and the receiver.
  • the object of the invention relates to a method for securing the transmission of information in a communication network comprising a plurality of nodes, characterized in that it comprises at least in combination the following steps: transmitting coded information to which a error is added, in several fractions on several independent paths within the network, each fraction being associated with the encrypted address of the destination node and with a control information making it possible to reconstitute the transmitted information.
  • the method according to the invention can be summarized in particular by the following steps: code the information, for example, with a Reed Solomon code of length n and of dimension k, or any other code having similar properties (minimal distance and difficulty of reconstructing a word that is too noisy) to the latter.
  • the encrypted information also includes the address of the recipient's node and useful information for the reconstruction of the message, o share the information and distribute it in several different packets before transmitting it. The number of portions or fractions distributed depends on the security parameters, the possible routes for transmitting information in the network.
  • the division protocol used generates several portions composed of a portion of the encrypted information and control information including at least the position of that portion or portion in the initial encrypted information and the encrypted address of the destination node. some information.
  • the method adds an error depending in particular on the capacity of the channel and the security parameters targeted by a given application.
  • the method may also add additional traffic that does not include useful information to optimize the protection of the information.
  • This additional information makes it more difficult to intercept the encrypted portions of the information because it makes a real communication between 2 users of false communications of the network indistinguishable.
  • the method according to the invention has the following advantages in particular: A solution that is compatible with a noisy channel, which protects the information since it is not possible to differentiate the useful information from the additional traffic introduced, anonymity of the sending user and the receiving user, the addresses of the nodes being encrypted, o
  • the use of a number of different paths to transmit the different parts of the encrypted information increases the difficulty to an attacker to intercept all parties and trace back to the original information.
  • the method according to the invention can be implemented at the lowest level, namely the signal carrying the information exchanged between the nodes,
  • FIG. 1 a coding recall diagram by the code of Reed-
  • FIG. 5 the generation of a example of coding matrix
  • FIG. 6 the generation of the public key and the private key from the matrix described in Figure 5
  • Figure 7 a diagram for reducing the length of the public key generated FIG. 6, FIGS. 8 and 9, an exemplary coding and decoding structure using the key found in FIG.
  • the description is given for a communication network comprising several nodes Mi interconnected by edges, such as that described in FIG. 4.
  • the idea of the present invention relates to a method for transmitting information securely in a network comprising several nodes, each of the nodes being provided with a processor adapted to implement the steps described below. .
  • the INF information to be transmitted is in the format of a data frame.
  • the source or transmitter node A encodes the information, for example, using a Reed-Solomon code, or any other code having properties similar to the latter (in terms of minimum distance and difficulty of decoding a code word too much). noisy).
  • Figure 1 summarizes the Reed-Solomon coding known to those skilled in the art.
  • FIG. 1 schematizes a non-systematic Reed-Solomon code of length N and dimension k, RS [N, k, N-k + 1], defined on an alphabet of dimension 8 (the Galois field GF (2, 8), each element of this alphabet can be represented by a byte).
  • the method executes a product between the message which is a matrix comprising a row and k columns by a generator matrix of RS [N, k, N-k + 1], the result is a length-encoded vector N bytes.
  • the coded message is: (P (O), P ( 1), P (2), ...., P (NI))
  • the method adds a random error of Hamming weight Tb to this coded vector.
  • the step of adding an error is illustrated, for example, in FIG. 3.
  • the new coded message is obtained which will be divided so as to transmit it over several independent network paths of each other.
  • the information coded after this first step is divided into several message fractions.
  • the method uses a splitting procedure above the routing protocol. This makes it possible, in particular, to increase the difficulty that an attacker reconstructs the totality of the information.
  • the number of fractions or portions of information is determined, for example, as follows: an issuer node determines by means of a calculation algorithm known to those skilled in the art, all the possible routes for conveying information in the network.
  • the number of information portions may be equal to the number of possible routes thus found.
  • the number of portions can also take into account the number of possible routes, the quality of traffic, overbought routes, bandwidth, etc.
  • the route calculation algorithm is known to those skilled in the art and will therefore not be detailed.
  • the number of portions is in all cases less than a given value.
  • a route calculation algorithm is for example described in the document by E. Dijkstra: "A Note on Two Problems in Connection with Graphs", Nuhmehsche Mathematik, Vol. 1, 1959, pp. 269-271 or in Richard Bellman's paper: Routing Problem, in the Quarterly of Applied Mathematics, 16 (1), pp. 87-90, 1958.
  • the method according to the invention uses a fractionation procedure over the routing protocol.
  • each node Si which belongs to a path between the source A and the destination B must decipher the address of the destination node and encrypt with the address of the node, the next node of this path.
  • the configuration where all the routes between the transmitter and the destination are disjointed, ensures greater security in communications.
  • FIG. 4 gives an example of transmission of a coded message between a user A and a recipient B.
  • the structure of a frame used to transmit messages is shown in the table below. It has, for example, a length of N bytes. Thus, if the method can send the information using different paths, then it must code t messages that belong to a single communication so as to transmit t frames on the determined paths.
  • Control information an The encrypted address of the codec.
  • N octets integer which represents the destination node node. represent t packets of packets in each of N / t bytes.
  • Each original code message m and packet has a number of messages coplace determined in consecutive dice. These initial messages are encrypted with a public key system.
  • the method uses a technique known to those skilled in the art known as tamping (in English padding). .
  • This technique completes the message by adding several bytes equal to zero. The process adds this information to the place reserved for the control of information.
  • the information control field can be supplemented according to the needs of the application, for example, if the information needs to be inserted at a very low level of the application, then the control information should be more important than if the implementation is done at a very high level.
  • This control information includes, for example, synchronization information, more generally, any information that may be useful for reconstructing the message. This control information being known to those skilled in the art, will not be detailed exhaustively.
  • the method here uses a public key encryption system.
  • the method encrypts the address of the destination node D, the control information and a random variable of size R.
  • the value of R depends on the moving frequency of the private and public keys so to maintain a high level of security.
  • the method figure 2 R times without altering the security level.
  • the method comprises a step during which a determined weight error is added, notably taking into account the capacity of the channel. This step is represented in FIG. 3.
  • the method dynamically evaluates the capacity of the channel (adaptive decoding), then, depending on the quality of the channel, the method adds random errors of fixed weight in order to fix the security of a channel. point of view of the reconstruction of information.
  • Encryption is public key encryption, known to those skilled in the art whose principles are recalled below.
  • Each node Si has an address Ai, a public key Kpvi and an associated private key Kpri. Be fun, the public key encryption function.
  • S1 is the sending node of information INF and S4 is the recipient.
  • the route is then composed of nodes S2 and S3, so S1 sends the following encrypted message (fun (Kpv4, (INF, A1)), fun (Kpv3, A4), fun (Kpv2, A3) to S2.
  • the routing protocol used is adapted to determine several paths between a source S and a destination D.
  • it uses an efficient decision algorithm to offer a better management of resources, this in the aim to increase the performance of the flow transmission.
  • FIG. 4 schematizes an example of implementation of the method according to the invention in the case of two users in an Alice and Bob network wishing to communicate.
  • Alice A wants to send a message m to Bob B.
  • Alice needs to find different ways to transmit information, she encodes the message using her public key. After coding and using an adapted algorithm, it transmits the message portions accompanied by the coded address of the destination node and the control information, the latter two being coded.
  • Each node that belongs to the path between A and B must decrypt the B address with its private key and encode the address with the public key of the next node, then the information can be forwarded to that next node.
  • the method according to the invention uses a specific private key and obtained in relation to FIGS. 5 and 6.
  • FIG. 5 represents the generation matrix NG used for the encryption or coding of the information to be transmitted.
  • C be a linear code q-area t-corrector of length n, of dimension k, CWq (n, t) the set of words of F n q of Hamming weight t.
  • public. NG therefore comprises n blocks G along a line of the matrix and also b blocks G according to a column of the matrix.
  • the method executes decoding d1 while the methods known from the prior art were only one: (d_1, d_2, ..., d_u).
  • the complexity of the decoding algorithm depends quadratically on the length of the code, so the complexity to perform decoding is lower than to perform a decoding in length 2 (m + log - 2 (u)).
  • NG matrix the method builds public keys and private keys that will be used during the transmission of the message to encrypt and decrypt. The construction of these keys is illustrated in Figure 6.
  • the public key PUK for encrypting the transmitted information is constructed using a random invertible matrix R1, the new matrix NG and a random permutation matrix RP.
  • the multiplication of R1 with NG is a block multiplication.
  • the multiplication on the left of the concatenated code by an invertible matrix is a block multiplication allowing to obtain a matrix of rank uk.
  • Rl block matrix multiplication
  • NG traditional matrix multiplication
  • RP public key PUK used in the process to decipher the information received by a node.
  • the private key PRK used to encrypt the information to be transmitted at a node in the process is composed of R1 and RP.
  • the method comprises a step illustrated in FIG. 7 making it possible to reduce the length of the public key generated in FIG. 6. It consists in eliminating certain columns of the matrix.
  • FIG. 8 represents an example of coding or encryption of the information to be transmitted using the key generated in FIG. 5.
  • the message is coded in using the PUK key, then we add a random weight error fixed, according to the diagram of Figure 3, for example.
  • the method adds, for example, additional unnecessary traffic or "dummy traffic" before encrypting the information.
  • a network node generates traffic flow based on the place in the bandwidth.
  • part of the unencrypted information can be put into the error added as described in: "Cryptosystems with public key based on error-correcting codes", Nicolas Sendher, Mémoire d habilitation to direct research, specialty computer. University Paris 6, March 2002.
  • This technique is encoded in the document by V. M. Sidel'nikov, "A public key-based cryptosystem on Reed-Muller codes", Discrete Mathematics and Applications, 4 (3): 191-207.
  • FIG. 9 represents a decoding scheme of the encrypted information according to the invention.
  • the coded message is first decoded by the private key using the inverse matrix of RP, it is the message m, then the method uses the decoding algorithm for all the messages m [i] where i is a index varying from 1 to u (where u is the size of the matrix), decode (m [i]).
  • the method performs the following steps:
  • the method then applies the private key R1, using its inverse matrix
  • the method according to the invention uses techniques known to those skilled in the art to transmit the public keys and the generated private keys. These key management techniques will not be detailed.
  • the process steps described above can be implemented in all wireless and wired transmission systems that require a level of security in the transmission. Any communication system requiring high security constraints may use the invention.

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Abstract

Procédé permettant de sécuriser la transmission d'informations dans un réseau de communications comportant plusieurs nœuds, caractérisé en ce qu'il comporte en combinaison au moins les étapes suivantes : un nœud émetteur de l'information encode l'information avec un code donné, une erreur de poids donné est ajoutée à l'information chiffrée, l'information chiffrée et l'erreur sont fractionnées en un nombre de portions qui est sensiblement égal à un nombre r choisi de routes possibles pour transmettre de l'information dans le réseau, on chiffre l'adresse de destination, pour chaque portion, on associe une information de contrôle permettant la reconstruction du message au niveau de la destination et l'adresse chiffrée du nœud de destination. Les différents ensembles composés chacun d'une portion d'information chiffrée, d'une information de contrôle et de l'adresse chiffrée du nœud destinataire sont envoyés en parallèle sur les r routes choisies.

Description

PROCEDE POUR SECURISER LA TRANSMISSION D'INFORMATIONS
La présente invention concerne la sécurité dans les réseaux. Les champs d'application de la présente invention concernent, notamment, le protocole de routage, l'anonymat et la protection de l'information, dans les réseaux de communication filaire et les réseaux sans fils.
Dans les réseaux sans fil, les contraintes sont élevées, il y a une faible capa- cité de calcul, des problèmes de transmission (canaux bruités) et des flux faibles (weak flow).
Un des problèmes est de trouver une solution efficace qui pourrait être voisine du temps réel (faible latence) avec de la protection de l'information, c'est-à-dire qu'un attaquant ne peut comprendre l'information lorsqu'il parvient à l'intercepter, une garantie d'anonymat, c'est-à-dire qu'un attaquant ne peut savoir qui parle avec qui et la conservation du secret ou « privacy » sans affecter la qualité du trafic c'est-à-dire sans trop ajouter de latence. Les systèmes classiques de chiffrement avec des clés publiques permettant de chiffrer l'adresse du nœud destinataire et l'information elle-même, sont en général très lents par rapport aux besoins des applications. L'art antérieur divulgue plusieurs solutions qui utilisent des systèmes de chiffrement à clé privé. Toutefois, ces solutions n'offrent pas une sécurité suffisante, car chaque nœud du réseau doit connaître la clé privée des autres. Ainsi, lorsqu'un nœud est corrompu, la sécurité du réseau s'écroule. Le document de William Luh, Deepa Kundur, "Distributed Privacy for Visual Sensor Networks via Markov Shares". In Proceedings of the Second IEEE Workshop on Dependability and Security in Sensor Networks and Systems, 2006 divulgue une méthode qui divise l'information avant de la transmettre. Cette solution protège l'information, uniquement si on fait l'hypothèse que l'attaquant peut intercepter une petite fraction de l'information, et cette hypothèse est peu probable dans un contexte sans fil. Le second inconvénient est l'anonymat : celui-ci n'est pas garanti puisque les auteurs ne donnent aucune solution pour cacher les adresses des nœuds.
Le document de V. M. Sidel'nikov. "A public-key cryptosystem based on Re- ed-Muller codes » Discrète Mathematics and Applications, 4(3):191-207, 1994 décrit aussi un système de chiffrement à clé publique qui utilise la propriété des codes de Muller et conserve le principe d'ajouter une erreur aléatoire de poids fixée. La performance d'un tel algorithme est encore faible lorsque l'on considère des applications temps réel ou proches du temps réel. Cet article divulgue un algorithme qui est plus restrictif. La longueur de la clé est toujours importante et la complexité de chiffrement d'un message est encore importante si l'on souhaite conserver une sécurité élevée. Le dernier point est que ce système de chiffrement à clé publique est probabiliste. Il existe une probabilité non nulle que le destinataire du message ne réussisse à déchiffrer le message.
A l'heure actuelle, les systèmes décrits dans l'art antérieur ne résolvent pas de façon suffisante les problèmes de protection de la transmission dans un réseau de transmission d'informations sans fil et ne s'intéressent pas au problème de l'anonymat de l'émetteur et du récepteur.
L'objet de l'invention concerne un procédé permettant de sécuriser la transmission d'informations dans un réseau de communication comportant plusieurs nœuds, caractérisé en ce qu'il comporte au moins en combinaison les étapes suivantes : - transmettre une information codée à laquelle une erreur est ajoutée, en plusieurs fractions sur plusieurs chemins indépendants au sein du réseau, chaque fraction étant associée à l'adresse chiffrée du nœud destinataire et à une information de contrôle permettant de reconstituer l'information transmise.
Le procédé selon l'invention peut se résumer notamment par les étapes suivantes : o coder l'information, par exemple, avec un code de Reed Solomon de longueur n et de dimension k, ou tout autre code présentant des propriétés semblables (distance minimale et difficulté de reconstruire un mot émis trop bruité) à ce dernier. L'information chiffrée comprend aussi l'adresse du nœud du destinataire et des informations utiles pour la reconstruction du message, o partager l'information et la distribuer dans plusieurs paquets différents avant de la transmettre. Le nombre de portions ou fractions distribuées dépend des paramètres de sécurité, des routes possibles pour transmettre des informations dans le réseau. Le protocole de division utilisé génère plusieurs portions composées d'une partie de l'information chiffrée et d'une information de contrôle comprenant au moins la position de cette partie ou portion dans l'information initiale chiffrée et de l'adresse chiffrée du nœud destinataire de l'information. Selon un mode de réalisation, le procédé ajoute une erreur dépendant notamment de la capacité du canal et des paramètres de sécurité visés par une application donnée.
Le procédé peut aussi ajouter du trafic supplémentaire ne comprenant pas d'informations utiles afin d'optimiser la protection de l'information. Cette in- formation supplémentaire rend plus difficile l'interception des parties de l'information chiffrées car elle rend non distinguable une vraie communication entre 2 utilisateurs des fausses communications du réseau.
Le procédé selon l'invention présente notamment les avantages suivants: o Une solution qui est compatible avec un canal bruité, qui protège l'information puisqu'il n'est pas possible de différencier l'information utile du trafic supplémentaire introduit, o L'anonymat de l'utilisateur émetteur et de l'utilisateur récepteur, les adresses des nœuds étant chiffrées, o L'utilisation d'un nombre de chemins différents pour transmettre les différentes parties de l'information chiffrées augmente la difficulté pour un attaquant d'intercepter toutes les parties et de remonter à l'information initiale. o Le procédé selon l'invention peut être implémenté au niveau le plus bas, à savoir le signal porteur de l'information échangée entre les nœuds,
D'autres caractéristiques et avantages de la présente invention apparaîtront mieux à la lecture de la description qui suit d'un exemple de réalisation donné à titre illustratif et nullement limitatif annexé des figures qui représentent : o La figure 1 , un schéma de rappel du codage par le code de Reed-
Solomon, o La figure 2, un synoptique de la division de l'information codée avant transmission et de la répartition des portions d'information ainsi obtenues dans les trames à transmettre, o La figure 3, l'ajout d'une erreur aléatoire de poids de Hamming fixé, o La figure 4, un exemple de mise en œuvre du procédé dans le cas d'une transmission d'information entre deux nœuds d'un réseau comprenant des nœuds intermédiaires, o La figure 5, la génération d'un exemple de matrice de codage, o La figure 6, la génération de la clé publique et de la clé privée à partir de la matrice décrite en figure 5, o La figure 7, un schéma permettant la réduction de la longueur de la clé publique générée à la figure 6, o Les figures 8 et 9, un exemple de structure de codage et de décodage avec utilisation de la clé trouvée à la figure 6.
Afin de mieux faire comprendre les principes mis en œuvre dans l'invention, la description est donnée pour un réseau de communication comprenant plusieurs nœuds Mi reliés entre eux par des arêtes, tel que celui décrit à la fi- gure 4. En résumé, l'idée de la présente invention concerne un procédé permettant de transmettre de l'information en toute sécurité dans un réseau comprenant plusieurs nœuds, chacun des nœuds étant pourvu d'un processeur adapté à mettre en œuvre les étapes décrites ci-après. L'information devant être transmise d'un nœud source A vers un nœud destinataire B, elle peut passer par plusieurs nœuds appelés « nœuds intermédiaires » Mi dans la description.
L'information INF à transmettre se présente sous le format d'une trame de données. Le nœud source ou émetteur A code l'information, par exemple, en utilisant un code de Reed-Solomon, ou tout autre code présentant des propriétés similaires à ce dernier (en terme de distance minimale et de difficulté de décoder un mot du code trop bruité). La figure 1 résume le codage de Reed-Solomon connu de l'Homme du métier. La figure 1 schématise un code non systématique de Reed-Solomon de lon- gueur N et dimension k, RS[N,k,N-k+1], défini sur un alphabet de dimension 8 (le corps de Galois GF(2,8), chaque élément de cet alphabet peut être représenté par un octet).
Code de Reed-Solomon = RS[longueur = N,dimension = k, distance minimale = N-k+1 ]. Ce code est défini sur un corps fini GF(p,l), où p est un nombre premier, dans l'exemple p=2 et l=8.
Pour coder un message m, le procédé exécute un produit entre le message qui est une matrice comprenant une rangée et k colonnes par une matrice génératrice de RS[N,k,N-k+1], le résultat est un vecteur codé de longueur N octets. Le message est égal arjPθ(X)+ai Pi (X)+ .... + ak-1 Pk-I (X) = P(X)- Ainsi, le message codé est: (P(O), P(1 ),P(2),....,P(N-I )) Le procédé additionne une erreur aléatoire de poids de Hamming Tb à ce vecteur codé. L'étape d'ajout d'erreur est illustrée, par exemple, en figure 3. Finalement, on obtient le nouveau message codé que l'on va diviser de façon à le transmettre sur plusieurs chemins du réseau indépendants les uns des autres. L'information codée après cette première étape est divisée en plusieurs fractions de message. Le procédé utilise une procédure de fractionnement au- dessus du protocole de routage. Ceci permet, notamment, d'augmenter la difficulté qu'un attaquant reconstruise la totalité de l'information. Le nombre de fractions ou portions d'information est déterminé, par exemple, de la manière suivante : un nœud émetteur détermine au moyen d'un algorithme de calcul connu de l'Homme du métier, toutes les routes possibles pour acheminer des informations dans le réseau. Le nombre de portions d'information peut être égal au nombre de routes possibles ainsi trouvées. Le nombre de portions peut aussi tenir compte du nombre de routes possibles, de la qualité de trafic, des routes trop empruntées, de la bande passante, etc. L'algorithme de calcul de route est connu de l'Homme du métier et ne sera donc pas détaillé. Le nombre de portions est dans tous les cas inférieur à une valeur donnée. Un algorithme de calcul de route est par exemple décrit dans le document de E. Dijkstra: "A Note on Two Problems in Connexion with Graphs", Nu- mehsche Mathematik, Vol. 1 , 1959, pp. 269-271 ou dans le document de Richard Bellman: On a Routing Problem, in Quarterly of Applied Mathematics, 16(1 ), pp.87-90, 1958. Le procédé selon l'invention utilise une procédure de fractionnement au- dessus du protocole de routage. Ainsi, chaque nœud Si qui appartient à un chemin entre la source A et la destination B doit déchiffrer l'adresse du nœud de destination et chiffrer avec l'adresse du nœud, le nœud suivant de ce chemin. La configuration où toutes les routes entre l'émetteur et le desti- nataire sont disjointes, garantit une plus grande sécurité dans les communications. La figure 4 donne un exemple de transmission d'un message codé entre un utilisateur A et un destinataire B.
La structure d'une trame utilisée pour transmettre les messages est représentée dans le tableau ci-dessous. Elle possède, par exemple, une longueur de N octets. Ainsi, si le procédé peut envoyer l'information en utilisant t chemins différents, alors il doit coder t messages m qui appartiennent à une seule communication de façon à transmettre t trames sur les t chemins déterminés.
N octets d'information Information de contrôle: un L'adresse chiffrée du codée. Ces N octets entier qui représente la place nœud destinateur. représentent t paquets des paquets dans chaque de N/t octets. Chaque message code d'origine m et paquet possède une le nombre de messages coplace déterminée dans dés consécutifs. Ces inforle message initial mations sont chiffrées avec un système de clé publique.
Dans le cas où le message total émis par l'émetteur S possède une longueur qui est différente d'un multiple du nombre de chemins t déterminé, le procédé utilise une technique connue de l'Homme du métier dite de bourrage (en anglais padding). Cette technique permet de compléter le message en ajoutant plusieurs octets égaux à zéro. Le procédé additionne cette information à la place réservée pour le contrôle d'information. Le champ de contrôle d'information peut être complété en fonction des besoins de l'application, par exemple, si l'information doit être insérée à un niveau très bas de l'application, alors l'information de contrôle devrait être plus importante que si l'implémentation est faite à un niveau très élevé. Cette information de contrôle comporte, par exemple, les informations de synchronisation, de manière plus générale, toute information pouvant être utile à la reconstruction du message. Ces informations de contrôle étant connues de l'Homme du métier, ne seront pas détaillées de manière exhaustive. chiffrement de l'information de contrôle et de l'adresse du nœud
Le procédé utilise ici un système de chiffrement à clé publique. Ce chiffrement peut chiffrer des messages de taille dim = u - Σ(i=0 -> i=r) Binomial(i,m) puisqu'il est exactement la dimension de la clé publique du système de chif- frement publique Mceliece-Sidelnikov. Par exemple, si m = 9, u = 4 alors la dimension est égal à184; si m = 10 et u = 2, alors la dimension est égal à 1 12.
Ces paramètres permettent de garantir une bonne sécurité. Dans ce message de dim bits le procédé chiffre l'adresse du nœud de destination D, l'information de contrôle et une variable aléatoire de taille R. La valeur de R dépend de la fréquence mobile (moving) des clés privée et publique de façon à conserver un niveau de sécurité élevé. Typiquement, pour R fixé, le procédé chiffre 2R fois sans altérer le niveau de sécurité. Ainsi, le message chiffré aura une longueur L = u - (2m-E) où E est le nombre d'effacements à considérer comme il est décrit ci-après à la figure 7.
Par exemple, si m = 9, u = 4, E = 200, alors dim = 184, L = 1248 et il est possible de considérer un nombre d'erreurs égal à 220. Ces paramètres permettent d'obtenir une sécurité plus grande que 280.
Le procédé comprend une étape au cours de laquelle on ajoute une erreur de poids déterminée notamment en tenant compte de la capacité du canal. Cette étape est représentée à la figure 3. Le procédé évalue de façon dynamique la capacité du canal (décodage adaptatif), puis en fonction de la qualité du canal, le procédé additionne des erreurs aléatoires de poids fixé afin de fixer la sécurité d'un point de vue de la reconstruction de l'information.
Par exemple, le message codé ayant une longueur n et la capacité du canal s'exprimant C= ΛA + ε, on ajoute au message une erreur aléatoire de poids fixé n-sqrt(kn)-(1/2- ε)n où sqrt représente la racine carrée, k est la dimension du code de Reed-Solomon. Des algorithmes efficaces de décodage par liste existent pour les codes Reed-Solomon et peuvent corriger n-sqrt(kn) erreurs avec une complexité de l'ordre de n2log(n) opérations dans le corps Fq, II en existe aussi qui assure un décodage souple.
Le chiffrement est un chiffrement à clé publique, connu de l'Homme du mé- tier dont les principes sont rappelés ci-après.
Chaque nœud Si possède une adresse Ai, une clef publique Kpvi et une clef privée associée Kpri. Soit fun, la fonction de chiffrement à clef publique. Si S1 est le nœud émetteur d'une information INF et S4 est le destinataire. La route est alors composée des nœuds S2 et S3, S1 envoie donc le message chiffré suivant (fun(Kpv4,(INF,A1 )),fun(Kpv3,A4),fun(Kpv2,A3)) à S2. Le nœud S2 effectue alors l'opération fun(Kpr2,fun(Kpv2,A3)) = A3, S2 peut donc envoyer le message (fun(Kpv4,(INF,A1 )),fun(Kpv3,A4)) à S3. De même S3 déduit l'adresse de destination finale A4 = fun(Kpr3,fun(Kpv3,A4)). Finalement S4 reçoit l'information fun(Kpv4,(INF,A1 )) de S3, S4 effectue l'opération finale fun(Kpr4,fun(Kpv4,(INF,A1 ))) = (INF1AI )- S4 reçoit donc l'information et l'adresse de la source.
Le protocole de routage utilisé est adapté pour déterminer plusieurs chemins entre une source S et une destination D. Ainsi, basé sur la connaissance d'un routage global, il utilise un algorithme de décision efficace pour offrir une meilleure gestion des ressources, ceci dans le but d'augmenter les performances de la transmission de flux.
La figure 4 schématise un exemple de mise en oeuvre du procédé selon l'invention dans le cas de deux utilisateurs dans un réseau Alice et Bob sou- haitant communiquer. Alice A veut transmettre un message m à Bob B. Alice a besoin de trouver des chemins différents pour transmettre l'information, elle code le message en utilisant sa clé publique. Après codage et à l'aide d'un algorithme adapté, elle transmet les portions de message accompagnées de l'adresse codée du nœud destinataire et de l'information de contrôle, ces deux dernières étant codées. Chaque nœud qui appartient au chemin entre A et B doit déchiffrer l'adresse de B avec sa clé privée et coder l'adresse avec la clé publique du nœud suivant, ensuite l'information peut être transmise à ce nœud suivant. Lorsque Bob reçoit un message, il déchiffre avec sa clé privée l'information de contrôle et l'adresse du nœud, lorsqu'il recevra tous les paquets du message unitaire, m, il le décodera en mettant en œuvre un algorithme connu de l'Homme du métier, par exemple, celui décrit dans le document de Venkate- san Guruswami and Madhu Sudan ,"lmproved decoding of Reed-Solomon codes and algebraic-geometry codes" , IEEE Transactions on Information Theory, 45(6): 1757-1767, September 1999 ou bien pour une implémenta- tion très bas niveau, proche du signal dans le document de RaIf Koetter, Alexander Vardy: "Algebraic soft-decision decoding of Reed-Solomon codes" IEEE Transactions on Information Theory 49(1 1 ): 2809-2825 (2003). Sans sortir du cadre de l'invention, le procédé selon l'invention peut être utili- se dans tout système de transmission sans fil qui demande un niveau de sécurité dans la transmission. Tout système de communication demandant des contraintes de sécurité élevées peut lïmplémenter.
Selon un mode de réalisation, le procédé selon l'invention utilise une clé pri- vée spécifique et obtenue en relation aux figures 5 et 6.
La figure 5 représente la matrice de génération NG utilisée pour le chiffrement ou codage de l'information à transmettre.
Soit C un code linéaire q-aire t-correcteur de longueur n, de dimension k, CWq(n, t) l'ensemble des mots de Fn q de poids de Hamming t. (Cryptosys- tèmes à clé publique basés sur les codes correcteurs d'erreurs de Nicolas Sendrier dans le cadre d'un Mémoire d'habilitation à diriger des recherches, spécialité informatique, Université Paris 6, mars 2002.) G est une matrice génératrice de clé publique, x appartenant à Fn q le chiffrement est défini de la manière suivante : y=xG+e ; wH(e)=t y est un vecteur, e correspond à une erreur de poids t qui sera choisie au moment du chiffrement, w correspond au poids de Hamming, l'indice H au mot Hamming et t à l'erreur.
La matrice de génération de code désignée NG selon l'invention est une ma- trice comprenant u lignes et v colonnes, avec u=v, un élément de la matrice étant constitué d'un bloc G correspondant à la matrice initiale de génération de clé publique. NG comprend donc n blocs G selon une ligne de la matrice et aussi b blocs G selon une colonne de la matrice. La matrice du code G est une concaténation et un produit de codes connus de Reed-Muller, par exemple. Donc comme RM(r,m) a une dimension = k = ∑(i=o -> i=r) binom(i,m) (avec binom(i,m) = m !/(i !(m-i) !) et une longueur N = 2m, la clef publique sera de dimension (u*k)*(u*N).
Pour le déchiffrement, le procédé exécute u décodages d_i alors que les procédés connus de l'art antérieur n'en faisaient qu'un: (d_1 ,d_2,...,d_u). L'intérêt de cette nouvelle technique réside dans les performances obtenues et dans le choix des paramètres. En effet comme cela le crypto système selon l'invention est davantage paramétrable puisqu'il existe un grand choix de paramètres tandis qu'avec les procédés selon l'art antérieur, ces choix sont imposés par la structure du code. Par exemple, pour les codes de Goppa: longueur N = 2m, dimension k = 2m -m-t. La complexité de l'algorithme de décodage dépend quadratiquement de la longueur du code, donc la complexité pour effectuer u décodage est plus faible que d'effectuer un décodage en longueur 2(m+log-2(u)) A partir de cette nouvelle matrice NG, le procédé construit des clés publiques et des clés privées qui vont être utilisées lors de la transmission du message pour chiffrer et déchiffrer. La construction de ces clés est illustrée à la figure 6.
La clé publique PUK permettant de chiffrer les informations transmises est construite en utilisant une matrice inversible aléatoire Rl, la nouvelle matrice NG et une matrice de permutation aléatoire RP. La multiplication de Rl avec NG est une multiplication par bloc. La multiplication à gauche du code concaténé par une matrice inversible est une multiplication par bloc permettant d'obtenir une matrice de rang uk. On a le schéma suivant : Rl (multiplication matricielle par bloc) NG (multiplication classique matricielle) RP = clé publique PUK utilisé dans le procédé pour déchiffrer l'information reçue par un nœud.
La clé privée PRK utilisée pour chiffrer l'information à transmettre au niveau d'un nœud dans le procédé est composée de Rl et de RP. Dim(RI) = u2 -(∑(i=o_> i=r) Binomial(i,m))2 ; où Binomial(i, m) est une fonction définie de la manière suivante (m!/(i !(m-i) !)) avec m le nombre de variables pour le code de Reed-muller, r l'ordre du code de Reed-Muller RM(r,m). Dim(RP) = u2 -(2m)2 ; Dim(NG) = Dim(PUK) = (u ∑(i=o _> i=r) Binomial(i,m)).(u2m). Tout autre type de code peut être utilisé.
Selon une variante de réalisation, le procédé comporte une étape illustrée à la figure 7 permettant de réduire la longueur de la clé publique générée en figure 6. Elle consiste à éliminer certaines colonnes de la matrice. Le nombre de colonnes effacées est déterminé, par exemple, en fonction de l'algorithme de décodage utilisé à la réception de l'information transmise. Par exemple, pour un algorithme de décodage tolérant t erreurs maximum, on a t = a erreurs construites + 2(effacements E) de colonnes. La valeur du nombre d'effacements de colonnes e est déterminée à partir de t et de la sécurité de la transmission souhaitée.
Il est ainsi possible d'envisager un même nombre d'effacements pour tous les blocs de la matrice NG.
La figure 8 représente un exemple de codage ou chiffrement de l'information à transmettre en utilisant la clé générée en figure 5. Le message est codé en utilisant la clé PUK, puis on ajoute une erreur aléatoire de poids fixé, selon le schéma de la figure 3, par exemple.
Pour optimiser la sécurité de la transmission des informations, le procédé ajoute, par exemple, un trafic supplémentaire non utile ou « dummy traffic » avant de chiffrer l'information. Un nœud du réseau génère du flux trafic en fonction de la place dans la bande passante.
Selon un mode de réalisation, une partie de l'information non chiffrée, par exemple, peut être mise dans l'erreur ajoutée comme décrit dans : « Cryptosystèmes à clé publique basés sur les codes correcteurs d'erreurs », Nicolas Sendher, Mémoire d'habilitation à diriger des recherches, spécialité informatique. Université Paris 6, mars 2002. Cette technique figure encode dans le document de V. M. Sidel'nikov, « A public-key cryptosystem based on Reed-Muller codes », Discrète Mathematics and Applications, 4(3):191- 207.
La figure 9 représente un schéma de décodage de l'information chiffrée selon l'invention.
Le message codé est décodé dans un premier temps par la clé privée en utilisant la matrice inverse de RP, on a u messages m, puis le procédé utilise u fois l'algorithme de décodage, pour tous les messages m[i] où i est un indice variant de 1 à u (u étant la taille de la matrice), décoder (m[i]).
Pour les positions effacées, le procédé exécute les étapes suivantes :
Si I est une position effacée, faire M[i]=0 sinon, faire M[i] = (-1 )Tab[tI; t := t+1 ; avec Tab[t] qui correspond au vecteur y défini précédemment, t est par exemple la position d'un bit dans un message à chiffrer.
De manière plus générale t correspond à la position d'une composante du vecteur y t=t+1 ; la boucle est exécutée pour i compris dans [0 u2m-1 ] où m est le paramètre du code de Reed-Muller, 2m est la longueur du code de Reed-
Muller.
Le message obtenu est isomorphe IM de longueur (en bits) : u.(∑(i=o_> i=r) Binomial(i,m)).
Le procédé applique ensuite la clé privée Rl, en utilisant sa matrice inverse
(Rl)"1 pour obtenir le message final décodé.
Le procédé selon l'invention fait appel à des techniques connues de l'Homme du métier pour transmettre les clés publiques et les clés privées générées. Ces techniques de gestion des clés ne seront donc pas détaillées. Les étapes du procédé décrites précédemment peuvent être mises en œuvre dans tous les systèmes de transmission sans fil et filaire qui demandent un niveau de sécurité dans la transmission. Tout système de communication demandant des contraintes de sécurité élevées peut utiliser l'invention.

Claims

REVENDICATIONS
1 - Procédé permettant de sécuriser la transmission d'informations dans un réseau de communication comportant plusieurs nœuds, caractérisé en ce qu'il comporte au moins en combinaison les étapes suivantes :
- transmettre une information codée, à laquelle on a ajouté une erreur, en plusieurs fractions, sur plusieurs chemins indépendants dans le réseau, chaque fraction étant associée à l'adresse chiffrée du nœud destinataire et à une information de contrôle.
2 - Procédé selon la revendication 1 , permettant de sécuriser la transmission d'informations dans un réseau de communications comportant plusieurs nœuds, caractérisé en ce qu'il comporte en combinaison au moins les étapes suivantes : o Un nœud émetteur de l'information encode l'information avec un code donné, o Une erreur de poids donné est ajoutée à l'information chiffrée, o L'information chiffrée et l'erreur sont fractionnées en un nombre de portions qui est sensiblement égal à un nombre r choisi de routes possibles pour transmettre de l'information dans le réseau, o On chiffre l'adresse de destination, o Pour chaque portion, on associe une information de contrôle permettant la reconstruction du message au niveau de la destination et l'adresse chiffrée du nœud de destination, o Les différents ensembles composés chacun d'une portion d'information chiffrée, d'une information de contrôle et de l'adresse chiffrée du nœud destinataire sont envoyés en parallèle sur les r routes choisies.
3 - Procédé selon la revendication 2, caractérisé en ce que l'on utilise un code de Reed-Solomon pour chiffrer l'information initiale à transmettre. 4 - Procédé selon la revendication 2, caractérisé en ce que l'on évalue la capacité du canal de transmission, puis en fonction de la qualité de ce canal, on ajoute une erreur aléatoire de poids fixé.
5 - Procédé selon la revendication 2, caractérisé en ce que l'on utilise un système de chiffrement à clé publique pour chiffrer les adresses du nœud destinataire.
6 - Procédé selon la revendication 5, caractérisé en ce qu'il utilise une clé publique et une clé privée générées de la façon suivante :
• générer une clé publique en utilisant une matrice de génération de clé publique NG constituée de u colonnes et u lignes, un élément d'une colonne ou d'une ligne étant un bloc formé par la matrice G de géné- ration de code, et en exécutant l'opération suivante : soit Rl une matrice inversible aléatoire constituant une clé privée et RP une matrice obtenue par permutation aléatoire constituant une clé privée NG, la matrice la clé publique est donnée par la matrice PUK = Rl(multiplication matri- cielle par bloc) NG(multiplication matricielle)RP
• utiliser la clé privée et la clé publique obtenue pour coder et décoder les informations transmises dans le réseau.
7 - Procédé selon la revendication 6, caractérisé en ce qu'elle comporte une étape de réduction de la taille de la matrice de génération de la clé publique en éliminant certaines colonnes de la matrice.
8 - Procédé selon la revendication 7, caractérisé en ce que le nombre de colonnes effacées dans la matrice est la même dans tous les blocs consti- tuant la matrice NG et en ce que le nombre de colonnes à effacer est déterminé à partir de l'algorithme de décodage. 9 - Procédé selon l'une des revendications précédentes, caractérisé en ce qu'une partie de l'information à chiffrer est incorporée dans l'erreur ajoutée avant de coder l'information.
10 - Procédé selon la revendication 7, en ce qu'il comporte une étape de décodage de l'information codée mettant en œuvre les étapes suivantes :
Le message codé est décodé dans un premier temps par la clé privée en utilisant la matrice inverse de RP, puis le procédé utilise u fois l'algorithme de décodage pour les u messages m, pour tous les messages m[i] où i est un indice variant de 1 à u, décoder
(m[i]).
Pour les positions effacées, exécuter les étapes suivantes :
Si I est une position effacée, faire M[i]=0 sinon, faire M[i] = (-1 )Tab[t]; t := t+1 ; t=t+1 ; la boucle est exécutée pour i compris dans [0 u2m-1 ] où m est le paramètre du code de Reed-Muller, 2m est la longueur du code de Reed-
Muller.
Appliquer ensuite la clé privée Rl, en utilisant sa matrice inverse (Rl)"1 pour obtenir le message final décodé.
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