FR2718092A1 - Dispositif de sûreté contre le vol utilisant un codage électronique d'autorisation d'utilisation pour véhicule. - Google Patents

Abstract

Ce dispositif fait appel à un procédé de cryptage à signature pour la synchronisation et à une fonction à sens unique. Côté clé ou utilisateur (1), il comprend notamment un processeur formé par une puce à différentes unités fonctionnelles, telles que des mémoires (3, 4), une unité (7) pour la génération de valeurs de fonction à sens unique et une partie (19) contenant une information secrète de cryptage d'un procédé à signature asymétrique (RSA). Côté véhicule, il comprend des unités d'appareils (2) avec un processeur sous la forme d'une puce réalisant notamment des fonctions de portes (13, 15, 18) et de mémoires (14, 16), un récepteur (10) dans la partie d'entrée (2') et une partie (20) de vérification pour le procédé à signature asymétrique. Applicable aux systèmes électroniques de fermeture et/ou de blocage du départ.

Description

i L'invention concerne un dispositif de sûreté

pour véhicule à codage électronique d'autorisation d'uti-

lisation, comprenant une unité de clé côté utilisateur pour émettre successivement des informations de code d'utilisateur différentes entre elles, et une unité d'ap- pareil côté véhicule pour recevoir des informations de

code d'utilisateur, pour déterminer une information d'au-

torisation réelle dépendante de l'information de code d'utilisateur reçue chaque fois et la comparer avec une

information d'autorisation de consigne présente côté vé-

hicule, ainsi que pour générer une information de permis-

sion d'utilisation suivant le résultat de cette comparai-

son. De tels dispositifs de sécurité pour véhicules

sont connus par exemple sous la forme de verrous électro-

niques de départ fonctionnant selon un procédé dit à code changeant pour la protection contre une utilisation non autorisée du véhicule par une tierce personne, voir par exemple le prospectus "Diebstahlschutz fur das Auto" de la firme TEMIC TELEFUNKEN microelektronik GmbH d'août

1993. En comparaison avec un procédé à code fixe, précé-

demment usuel, comme décrit par exemple dans la demande de brevet allemand soumise à l'inspection publique DE 29 11 828 Ai, l'application d'un tel procédé à code changeant accroit la sûreté contre une utilisation non autorisée du véhicule, à la suite de l'écoute (espionnage) d'un ou plusieurs protocoles d'émission de code, du fait que l'information de code change à chaque opération dite d'authentification, c'est-à-dire à chaque opération de contrôle de l'autorisation d'utilisation. Si l'on veut conserver la transmission unidirectionnelle de l'information de code, connue par le procédé à code fixe, seulement à partir du côté clé vers le côté véhicule, ce changement de code est réalisable par le stockage à la fois côté clé et côté véhicule d'une information secrète relative à un nombre de base et d'un algorithme selon lequel les informations de code successives peuvent être dérivées du nombre de base, de sorte que l'autorisation

d'utilisation est contrôlable, côté véhicule, en compa-

rant chaque fois l'information de code générée côté véhi-

cule avec l'information de code émise côté clé. Une dif-

ficulté dans ces systèmes unidirectionnels est la syn-

chronisation du côté clé et du côté véhicule, synchroni-

sation qui est d'une part souhaitable, par exemple après la suppression d'un défaut ou en cas d'utilisation d'une unité de remplacement côté clé ou côté véhicule, mais qui

est d'autre part particulièrement critique quant à la sé-

curité puisqu'une personne non autorisée peut, par une manipulation de synchronisation réussie, s'authentifier le cas échéant de façon illimitée comme un utilisateur parfaitement autorisée par la suite. Il est connu aussi, en variante, d'introduire, côté clé et côté véhicule,

après chaque authentification réussie, une nouvelle in-

formation de code autorisante, choisie au hasard ou fixée par détermination, pour l'authentification suivante, voir par exemple la demande de brevet allemand DE 32 34 539 Ai soumise à l'inspection publique et le brevet allemand DE 33 13 098 Cl. Une telle synchronisation forcée nécessite toutefois un échange bidirectionnel de données, réalisé sans fil ou par des contacts électriques conducteurs, entre l'unité de clé et une unité d'appareil

participante du véhicule.

A côté des procédés à code changeant qui se servent d'une transmission unidirectionnelle de données pendant une authentification, on connaît aussi ce que l'on appelle des procédés de cryptage symétriques selon

lesquels l'authentification s'effectue par un échange bi-

directionnel de données, avec stockage d'un algorithme de

codage secret analogue côté clé d'une part et côté véhi-

cule d'autre part. A la suite d'une information d'entrée amenée au deux côtés, par exemple d'une information de chiffre aléatoire, cet algorithme génère une information de code correspondante; ensuite, l'information de code

côté clé est envoyée au côté véhicule o elle est contrô-

lée quant à sa concordance avec l'information de code gé-

nérée côté véhicule. Un procédé de ce type est décrit dans la demande de brevet allemand DE 32 25 754 A1 sou-

mise à l'inspection publique.

Tous les procédés connus mentionnés ci-dessus,

nécessitent par conséquent la mémorisation d'une informa-

tion secrète côté véhicule. Il en résulte non seulement

un certain risque de lecture frauduleuse de cette infor-

mation secrète côté véhicule, il faut également assurer

une introduction protégée, côté véhicule, de telles in-

formations sous forme de données secrètes, ce qui im-

plique un dépense de sûreté logistique appropriée chez le

constructeur du véhicule et dans des ateliers de répara-

tion.

Par la demande de brevet DE 28 24 421 A1 sou-

mise à l'inspection publique, on connaît une protection contre le vol dans un véhicule automobile sous la forme

d'un dispositif dans lequel des mémoires de configura-

tions binaires analogues sont prévues côté clé et côté véhicule. Les configurations binaires stockées dans ces mémoires ont une relation prédéterminée entre elles et

sont par exemple identiques. A l'activation du disposi-

tif, la configuration binaire stockée côté clé est lue et transmise vers le côté véhicule à l'état non crypté et ensemble avec un signal de synchronisation. La partie

côté véhicule du dispositif reçoit la configuration bi-

naire venant du côté clé, lit la configuration binaire stockée dans la mémoire côté véhicule et compare les deux configurations bit par bit sous la commande des signaux de synchronisation transmis. C'est seulement si cette comparaison fait ressortir que les deux configurations binaires répondent à la relation prédéterminée que le système commandé par le dispositif est déverrouillé,

c est-à-dire permis de fonctionner.

Le problème technique sur lequel est basée l'invention, est d'apporter un dispositif de sûreté pour véhicule, du type mentionné au début, dispositif qui,

déjà du fait qu'il utilise une transmission unidirection-

nelle de données, et tout en permettant un maniement com- mode, offre une protection relativement haute contre l'utilisation non autorisée du véhicule par des tiers, ainsi qu'une possibilité de synchronisation du côté clé

et du côté véhicule qui soit particulièrement bien proté-

gée contre des manipulations frauduleuses, sans qu'il soit nécessaire de stocker une information secrète côté véhicule. Selon l'invention, on obtient ce résultat par un dispositif de sûreté qui est caractérisé en ce que la

partie de génération de signatures d'un procédé à signa-

ture asymétrique, contenant une information secrète de

cryptage, est réalisée dans l'unité de clé côté utilisa-

teur, et la partie de vérification du procédé à signature asymétrique, qui contient une information non secrète de

décryptage, est réalisée dans l'unité d'appareil côté vé-

hicule, pour transmettre des informations de code d'uti-

lisateur ou des informations de synchronisation qui contiennent une nouvelle information d'autorisation de

consigne, ensemble avec la signature pouvant être pro-

duite par le procédé à signature, depuis l'unité de clé à

l'unité d'appareil.

La mise en oeuvre d'un procédé à signature asy-

métrique, connu par la cryptographie pour la transmission protégée de messages, crée la possibilité de transmettre des informations de données de façon protégée du côté clé au côté véhicule grâce à la combinaison très sûre avec une signature pouvant être produite par ce procédé, sans

qu'il soit nécessaire de conserver une information se-

crète côté véhicule. Cette mise en oeuvre d'un procédé à signature est utilisable, au choix, pour la transmission protégée d'information de code d'utilisateur à des fins d'authentification ou alors, en cas d'utilisation d'un

algorithme moins dispendieux, pour la transmission proté-

gée d'informations de synchronisation servant à l'authen-

tification, afin de synchroniser le côté clé et le côté véhicule pour des opérations d'authentification sui-

vantes, soit à la demande, par exemple après le remplace-

ment d'une unité participante, soit automatiquement à des intervalles prédéterminés. Une mémorisation côté véhicule

d'une information secrète n'est pas obligatoirement né-

cessaire car la partie de vérification d'un algorithme de signature asymétrique ne demande pas de données secrètes, ce qui économise des coûts logistiques pour la sécurité chez le constructeur du véhicule et dans les ateliers et

a en outre pour conséquence que la lecture des informa-

tions de code stockées côté véhicule ne permet pas de réaliser une double clé permettant une authentification réussie. La suppression de dispositions logistiques de sécurité acquiert une importance particulièrement grande lorsqu'un grand nombre d'unités d'appareils participent côté véhicule à l'authentification, ceci afin de rendre économiquement inintéressant le contournement du verrou de départ par le simple remplacement d'une unité ou d'un

faible nombre d'unités d'appareils participant à l'au-

thentification. Conformément à l'invention, il est avantageux d'utiliser, en tant que procédé à signature asymétrique, l'algorithme RSA (selon le système RSA (Rivest, Shamir,

Adleman)), tel qu'il est décrit par exemple dans le docu-

ment ISO/IEC JTC1/SC20/WGN115, DIS9594-8, Glouchester,

novembre 1987.

Un mode de réalisation particulièrement avanta-

geux de l'invention est caractérisé en ce que - chaque information de code d'utilisateur émise renferme une valeur originale qui diffère de valeurs originales émises précédemment pour une fonction à sens unique, l'information d'autorisation de consigne est chaque fois la valeur de fonction à sens unique de la valeur originale contenue dans une information de code d'utilisateur coordonnée, - la détermination de l'information d'autorisation

réelle à partir de l'information de code d'utilisa-

teur reçue, comporte la formation de la valeur de

fonction à sens unique de la valeur originale conte-

nue dans l'information de code d'utilisateur reçue et

- des informations de synchronisation sont transmis-

sibles de l'unité de clé à l'unité d'appareil lors d'opérations de synchronisation et ensemble avec la signature, informations qui contiennent chaque fois une nouvelle information d'autorisation de consigne

pour une opération d'authentification suivante.

La sécurité du code servant à l'authentifica-

tion est basée, avec ce mode de réalisation, sur la pro-

priété intrinsèque d'une fonction mathématique à sens unique selon laquelle l'algorithme servant à calculer une

valeur de fonction à sens unique pour une valeur origi-

nale est comparativement simple, alors que l'obtention d'une valeur originale associée à une valeur de fonction à sens unique donnée n'est pas possible moyennant un coût de calculs réalisable dans la pratique. La propriété d'une fonction d'être une fonction à sens unique, dépend donc aussi de la capacité de calcul présente. Dans l'état actuel de la technologie des calculateurs, de telles fonctions à sens unique sont connues par exemple sous la forme de fonctions parasites appelées fonctions hash et appliquées surtout pour protéger des messages dans la cryptographie. Il est à noter à cet égard qu'un nombre d'environ 250 opérations de calcul et de mémorisation de valeurs hash peut être considéré actuellement comme la limite supérieure pour la dépense en calculs réalisable dans la pratique. En raison de l'irréversibilité pratique de la fonction à sens unique, il n'est pas nécessaire de traiter sous secret les valeurs de fonction à sens unique

côté véhicule car même une lecture frauduleuse de ces in-

formations dans le véhicule ne permettrait pas à un tiers

de trouver les valeurs originales coordonnées et de fa-

briquer avec elles une double clé électronique. La sûreté

du système contre l'exploitation de l'écoute (de l'es-

pionnage) d'une tentative d'authentification, résulte du

fait qu'une nouvelle information de code à valeur origi-

nale est envoyée pour chaque tentative d'authentifica-

tion. En fonction du résultat de la comparaison des in-

formations d'autorisation réelle et de consigne, l'unité d'authentification côté véhicule délivre une information

de permission d'utilisation qui, dans le cas d'une tenta-

tive d'authentification couronnée de succès, conduit au

désarmement (déverrouillage) d'un verrou de départ élec-

tronique coordonné et, en cas de tentative d'authentifi-

cation non réussie, à l'armement durable de ce verrou de départ, lequel a notamment pour effet qu'après le retrait de la clé de contact, au moins une unité d'appareil se rapportant côté véhicule à l'accès ou au fonctionnement du véhicule - il peut s'agir par exemple d'une commande de fermeture, un appareil de commande du moteur, et ainsi

de suite - est maintenue à une position de blocage. L'al-

gorithme pour la signature sert dans ce cas à trans-

mettre, sur demande ou automatiquement à des intervalles prédéterminés, une nouvelle information d'autorisation de consigne depuis le côté clé et à l'état protégé par un

code vers le côté véhicule à des fins de synchronisation.

Ce mode de réalisation offre donc, moyennant

une dépense comparativement faible, une protection rela-

tivement haute contre l'utilisation non autorisée du vé-

hicule par un tiers. De cette manière, une personne non autorisée n'est pas en mesure, par la simple écoute (espionnage) d'une opération d'authentification ou de

synchronisation, ou par la simple lecture d'une informa-

tion de code côté véhicule, d'utiliser le véhicule ensuite frauduleusement grâce à une authentification ou une synchronisation réussie à l'aide des informations écoutées ou lues. L'opération normale d'authentification par calcul de valeurs de fonction à sens unique peut être exécutée très rapidement avec une capacité de calcul fa- cilement réalisable côté véhicule, sans temps d'attente gênant pour l'utilisateur, tandis que l'activation du système de signature, demandant davantage de calculs, pour la synchronisation, s'effectue seulement dans des cas particuliers, comme par exemple s'il y a des défauts

dans la partie d'authentification ou lors de l'introduc-

tion d'une clé ou d'un appareil de rechange, ou encore à des espacements plus importants, par exemple de quelques centaines d'opérations d'authentification. Dans le but d'éviter des temps d'attente lors d'une synchronisation, on peut prévoir de simultanément transmettre, pendant des opérations d'authentification, une partie de la signature

comparativement longue - il s'agit par exemple d'une si-

gnature RSA de 512 bits - et de recomposer les parties concernées, côté véhicule, en vue d'une synchronisation

opérée à intervalles.

Un autre mode de réalisation de l'invention prévoit que - une opération de synchronisation s'effectue chaque fois, sous le procédé de signature, après un nombre préfixé de tentatives d'authentification, opération qui préfixe une nouvelle information d'autorisation de consigne, - les valeurs originales émises successivement entre

deux fixations préalables pour l'information d'auto-

risation de consigne, représentent chaque fois une séquence qui résulte de l'application répétée de la fonction à sens unique, l'information d'autorisation de consigne nouvellement préfixée étant la valeur de

fonction à sens unique de la valeur finale de la sé-

quence et ces valeurs originales étant utilisées,

pour la formation des informations de code d'utilisa-

teur successives, suivant un ordre de succession in-

versé par rapport à la formation de la séquence, et - l'information d'autorisation de consigne est amenée, après chaque opération d'authentification positive (réussie) avec cette même unité de clé, à la valeur originale qui a été émise ensemble avec l'information

de code d'utilisateur lors de cette opération d'au-

thentification. Ce mode de réalisation permet d'accomplir de

façon simple et avantageuse la mise à disposition de va-

leurs originales, côté clé, en séquences séparées, du fait que les suites de valeurs en question sont formées chaque fois par l'exécution successive de la fonction à sens unique, à la suite de laquelle ces valeurs sont lues, pendant l'utilisation en cours de la clé, en sens inverse ou en arrière, c'est-à-dire à partir de la valeur

originale déterminée en dernier jusqu'à la valeur origi-

nale déterminée au départ. Côté véhicule, ceci apporte l'avantage, sur le plan de la technique de mémorisation, qu'il n'est pas nécessaire de mémoriser la totalité des valeurs de fonction à sens unique appartenant aux valeurs originales. Pour la mise à disposition de l'information d'autorisation de consigne, il suffit au contraire de la mémorisation initiale de la valeur de fonction à sens unique coordonnée à la première valeur originale envoyée, ce qui s'effectue chaque fois au moyen d'une opération de synchronisation protégée par signature, après quoi cette information mémorisée est couverte chaque fois, lors d'une authentification réussie avec la même unité de clé, par l'information de valeur originale émise pour cette

authentification puisqu'une valeur originale envoyée pré-

cédemment correspond toujours exactement à la valeur de

fonction à sens unique de la valeur originale émise en-

suite. La puissance (le nombre cardinal) des différentes séquences détermine par conséquent l'intervalle entre

deux synchronisations pour une unité de clé.

Un autre mode de réalisation de l'invention prévoit que, chaque fois après un résultat négatif de la comparaison des informations d'autorisation réelle et de consigne, une nouvelle information d'autorisation réelle

est déterminée, pour un nombre maximal préfixé de répéti-

tions, en tant que valeur de fonction à sens unique de l'information d'autorisation réelle utilisée jusqu'alors,

et cette nouvelle information est comparée avec l'infor-

mation d'autorisation de consigne.

Ainsi est formée, côté véhicule, ce que l'on

appelle une étendue de capture permettant, dans une me-

sure pouvant être préfixée, de resynchroniser automati-

quement le côté véhicule avec le côté clé, sans activa-

tion du système de signature, au cas o la synchronisa-

tion a été perdue en raison d'une ou plusieurs activités d'émission, côté clé, auxquelles ne correspondait pas, en contrepartie, une activité de réception côté véhicule. Si

la valeur de fonction à sens unique d'une valeur origi-

nale reçue ne correspond pas, en tant qu'information d'autorisation réelle, à l'information d'autorisation de consigne en vigueur à ce moment côté véhicule, l'étendue de capture admet, pour un nombre maximal prédéterminé de répétitions, l'exécution d'une formation de fonction à

sens unique récursive, pour laquelle la valeur de fonc-

tion à sens unique générée chaque fois à partir de l'in-

formation d'autorisation réelle utilisée jusqu'alors, sert de nouvelle information d'autorisation réelle. Si,

avec une information d'autorisation réelle ainsi redéter-

minée, une concordance est trouvée dans les limites de l'étendue de capture avec l'information d'autorisation de consigne mise en mémoire côté véhicule, cet événement est évalué comme une tentative d'authentification positive, c'est-à-dire réussie, de sorte que le verrou de départ est alors supprimé et que l'information de valeur il originale émise est mémorisée en tant que nouvelle information d'autorisation de consigne pour la prochaine

tentative d'authentification avec cette même clé.

D'autres caractéristiques de l'invention pré-

voient que la fonction à sens unique utilisée est une fonction cryptographique parasite appelée fonction hash et plus spécialement la fonction ou l'algorithme RIPEMD,

pour lequel, selon l'état actuel de la science cryptogra-

phique, on peut considérer qu'il possède la propriété de

fonction à sens unique requise.

Un mode de réalisation de l'invention prévoit

qu'une pluralité d'unités d'appareils côté véhicule, uni-

tés dans chacune desquelles est réalisée une partie de vérification du procédé à signature asymétrique, est

agencée parallèlement pour déterminer chaque fois l'in-

formation d'autorisation réelle à partir d'une informa-

tion de code d'utilisateur reçue et pour la comparer avec l'information d'autorisation de consigne, ainsi que pour générer une information de permission d'utilisation en

fonction du résultat de la comparaison.

Ainsi, plusieurs unités d'appareils sont incor-

porées, en parallèle, dans le processus d'authentifica-

tion. Il est avantageux qu'elles soient interconnectées

dans ce but par un bus de données commun. Cette distribu-

tion décentralisée de l'authentificaqtion, pouvant s'étendre sur toutes les unités d'appareils d'intérêt du véhicule, rend considérablement plus difficile le contournement du verrou de départ par des manipulations mécaniques sous la forme d'un remplacement d'appareil(s) puisqu'il faudrait alors remplacer toutes les unités

d'appareils concernées par l'authentification et le ver-

rou de départ afin que le véhicule puisse être rendu uti-

lisable par un tiers n'ayant pas la possibilité d'obtenir

une authentification réussie. Les unités d'appareils in-

corporées dans le dispositif de sûreté, il s'agit en par-

ticulier d'appareils de commande de l'électronique du véhicule, peuvent être choisies de manière que leur remplacement représente une dépense très élevée comparativement à l'avantage qui peut en être tiré, de sorte que cette façon d'opérer devient inintéressante. Il est à noter que chaque unité d'appareil est équipée dans

ce cas d'une partie de vérification de signature.

Une autre caractéristique de l'invention pré-

voit qu'un appareil de commande de fermeture du véhicule

constitue une unité d'appareil côté véhicule du disposi-

tif de sûreté. Lorsque, conformément à cette caractéris-

tique, la commande du système de fermeture du véhicule

est incorporée dans tous les cas dans le processus d'au-

thentification, non seulement le véhicule ne peut pas dé-

marrer sans authentification justifiée, il ne peut pas non plus être ouvert sans manipulation avec force. Si d'autres d'unités d'appareils participent au processus d'authentification, elles peuvent être reliées entre elles, ainsi que la commande de fermeture, par un bus de données par exemple, auquel cas un seul récepteur suffit,

côté véhicule, pour les données émises côté clé, le ré-

cepteur pouvant être associé par exemple à la commande de fermeture.

Selon un autre mode de réalisation de l'inven-

tion, l'information émise chaque fois, contient une in-

formation d'identification spécifique au véhicule et une

information d'identification spécifique à la clé et l'in-

formation d'identification d'une information reçue est exploitable préalablement dans une unité d'appareil côté

véhicule, une opération d'authentification ou de synchro-

nisation étant interrompue après la reconnaissance de

données d'identification émises qui ne sont pas autori-

santes. Un tel mode de réalisation a l'avantage qu'en raison du contrôle initial d'identification du véhicule

et de la clé, il est vérifié d'abord si des unités maté-

rielles légitimées sont en liaison entre elles, avant que

l'opération d'authentification ou de synchronisation pro-

prement dite ne soit effectuée. Ainsi peut être évitée l'activation inutile d'opérations d'authentification ne

pouvant déjà pas aboutir à cause d'une combinaison clé-

véhicule incorrecte.

Selon encore un autre mode de réalisation, plu-

sieurs unités de clé autorisantes sont prévues côté uti-

lisateur pour un véhicule, unités dont les parties de gé-

nération de signature RSA renferment toutes la même in-

formation de cryptage spécifique au véhicule; les infor-

mations de code d'utilisateur et de synchronisation

émises contiennent chaque fois une information d'identi-

fication de clé et dans chaque unité d'appareil partici-

pante côté véhicule, peut être mémorisée, pour chaque unité de clé, une information d'autorisation de consigne spécifique, dans une mémoire qui est adressable à l'aide de l'information d'identification de clé, la mémorisation s'effectuant pendant une opération de synchronisation ou à la suite d'une opération d'authentification positive et

l'information d'autorisation pouvant être extraite de la-

dite mémoire pendant une opération d'authentification.

Ce mode de réalisation permet d'utiliser un jeu

de plusieurs clés pour le véhicule d'une manière avanta-

geuse quant à la technique de réalisation des circuits et

en conservant l'algorithme pour la signature. En utili-

sant pour tout le jeu de clés une information de signa-

ture uniforme et spécifique au véhicule, on peut se

contenter de ne mémoriser qu'une information de vérifica-

tion coordonnée côté véhicule.

D'autres caractéristiques et avantages de l'in-

vention ressortiront plus clairement de la description

qui va suivre d'un mode de réalisation préféré, mais nul-

lement limitatif, ainsi que de la figure unique du dessin annexé qui est un schéma fonctionnel d'un dispositif de sûreté pour véhicule selon l'invention, utilisant un contrôle d'autorisation électronique pour l'utilisation

du véhicule avec transmission unidirectionnelle de don-

nées de code et possibilité de synchronisation.

Le dispositif de sûreté pour véhicule comprend, côté utilisateur, c'està-dire côté clé, un certain nombre, huit par exemple, clés électroniques 1 dont l'une

est montrée à titre représentatif, ainsi que, côté véhi-

cule, une pluralité d'unités d'appareils 2 qui sont in-

* corporées dans le dispositif de sûreté contre l'utilisa-

tion du véhicule par un tiers non autorisé, dont l'une est une commande de fermeture (des portes) du véhicule,

unité dont la structure est montrée également à titre re-

présentatif pour les unités d'appareils restantes, les-

quelles sont constituées par les autres appareils de com-

mande de l'installation électrique du véhicule. La partie de circuit 2' représentée côté véhicule à gauche de la

ligne de séparation pointillée tracée à droite, est seu- lement présente dans la commande de fermeture, tandis que la partie de

circuit 2" se trouvant à droite de cette ligne est présente sous une forme identique pour toutes les unités d'appareils incorporées dans le dispositif de sûreté. Toutes ces unités d'appareils 2 communiquent entre elles, ainsi qu'avec la partie de circuit 2" prévue côté réception dans la seule commande de fermeture, de manière non représentée, par un bus de type CAN ou, en variante, par une autre liaison d'échange de données à

l'intérieur du véhicule. Les unités de clés 1 et d'appa-

reils 2 sont équipées chacune d'un processeur sous la forme d'une puce dans laquelle sont réalisées, dans une

large mesure au niveau du logiciel, les unités fonction-

nelles représentées par des blocs sur la figure et qui

seront décrites ci-après.

Les unités de clés 1 possèdent chacune un émet-

teur 5 par lequel des données présentes côté clé peuvent

être émises sous une forme codée par une liaison unidi-

rectionnelle formée par un trajet infrarouge 9 vers le côté véhicule, o elles peuvent être reçues par un récepteur 10 dans la partie de circuit d'entrée 2' de la commande de fermeture 2 et décodées ensuite. Chaque unité de clé 1 possède en outre une unité 7 pour la génération récursive de valeurs de fonction à sens unique d'une fonction hash H, utilisée par exemple dans la cryptographie, la fonction hash à sens unique utilisée dans cet exemple particulier étant la fonction RIPEMD connue par "Ripe Integrity Primitives, Final report of RACE Integrity Primitives Evaluation (R1040) (juin 1992), Part III Recommended Integrity Primitives, Chapter 3 RIPEMD, pages 67 - 109". Une fonction à sens unique est définie ici comme une fonction mathématique pour laquelle la valeur de fonction d'un original (d'une image originale) donné peut être déterminée de façon univoque et comparativement simple à partir de son étendue de définition, tandis qu'il n'est pas possible, même en mettant en oeuvre les moyens de calcul maximaux disponibles dans la pratique, de trouver une valeur originale coordonnée à une valeur de fonction à sens unique donnée. La longueur binaire d'une valeur de fonction RIPEMD est de 16 octets, mais il suffit, pour l'application à un dispositif de sûreté pour véhicule décrite ici, de transformer la valeur à 16 octets par un algorithme adéquat en une valeur raccourcie à 8 octets,

ceci afin d'économiser de la capacité de mémoire.

L'algorithme hash sert en l'occurrence à l'exécution d'opérations d'authentification. L'unité 7 de génération de valeurs de fonction hash permet de générer, par application répétée de la fonction hash, à commencer chaque fois par une valeur de départ mo, un certain nombre n de valeurs qui sont stockées en tant que valeurs originales dans une mémoire de valeurs originales 3 dont

le contenu peut être extrait et transféré, valeur par va-

leur, dans une mémoire intermédiaire 4 à l'aide d'un

compteur 21 et en sens inverse ou en arrière, c'est-à-

dire à commencer par la dernière valeur mn_1 de la

séquence de valeurs originales mo,..., mn-1 concernée.

La mémoire intermédiaire 4 peut être commandée pour la lecture par un signal de départ SST généré au moyen d'une

touche d'utilisateur 6.

Pour la synchronisation, activable en cas de besoin - du côté clé 1 et du côté véhicule 2 en vue

d'opérations d'authentification suivantes, on a implé-

menté dans le dispositif de sûreté pour véhicule, en tant que procédé à signature asymétrique, l'algorithme RSA,

utilisé dans la cryptographie, comme mentionné précédem-

ment. Dans ce but, on a logé chaque fois dans l'unité de

clé 1, une partie 19 de génération de signatures coordon-

née et qui contient un module MOD non secret, ainsi qu'un exposant secret EG pour le codage des informations. Une mémoire de données RSA 24, prévue du côté de l'entrée, tient à disposition les données impliquées dans le processus de signature RSA. Il s'agit plus précisément d'une information de données d'identification IDS qui

comprend des données spécifiques au véhicule et des don-

nées spécifiques à l'unité de clé, d'une valeur de comp-

teur de signatures Z, ainsi que, chaque fois, de la va-

leur de fonction hash mn de la valeur initiale mn-1 de la

séquence mo à mn-t stockée dans la mémoire 3 pour les va-

leurs originales. Pour déclencher la synchronisation, on a prévu une touche de synchronisation 23 dont le signal active un générateur 22 de valeurs pseudo-aléatoires qui

met à la disposition de l'unité 7 de génération de va-

leurs de fonction hash, une valeur pseudo-aléatoire ne pouvant pas être prédite par un tiers et qui peut être rendue dépendante, par exemple, de la valeur du compteur de signatures Z, des données d'identification IDS et de l'exposant de signature RSA secret EG. Cette valeur pseudo- aléatoire sert ensuite de nouvelle valeur initiale mo pour une séquence de valeurs nouvellement inscrite par l'unité 7 de génération de valeurs de fonction hash dans la mémoire de valeurs originales 3, tandis que la valeur finale mn de la nouvelle séquence est amenée au système de génération de signatures RSA en vue de sa transmission

au côté véhicule à des fins de synchronisation.

Pour une opération d'authentification, les don-

nées d'identification IDS et la valeur originale mi se

trouvant à ce moment dans la mémoire intermédiaire 4, en-

semble avec un code de fonction non représenté et indi-

quant la nature de l'information transmise, une informa-

tion d'authentification en l'occurrence, sont combinés en

une information de code d'utilisateur M, laquelle est en-

suite délivrée par l'émetteur 5. En revanche, s'il s'agit

d'une opération de synchronisation, le code de fonction -

lequel indique alors la synchronisation - et les données

d'identification IDS sont utilisés pour combiner la si-

gnature SIG, c'est-à-dire le signal de sortie de la par-

tie 19 de génération de signatures RSA, en une informa-

tion de synchronisation Ms qui est ensuite également dé-

livrée par l'émetteur 5.

Côté véhicule, la partie de circuit 2', se

trouvant du côté de l'entrée des informations de la com-

mande de fermeture 2, comprend, outre le récepteur 10,

une mémoire 11 de données d'identification, un compara-

teur 12 de données d'identification, ainsi qu'une fonc-

tion de porte 13, réalisés chacun au niveau du logiciel.

Le comparateur 12 compare l'information de données d'identification IDS de 8 octets, extraite, dans cette

partie de circuit 2' de l'appareil de commande de ferme-

ture, d'une information de code d'utilisateur M ou de synchronisation MS reçue, avec l'information de données d'identification IDK stockée dans la mémoire de données d'indentification 11 côté véhicule, et il agit par son signal de sortie sur une entrée de commande de la porte 13 dont l'autre entrée reçoit le signal d'information de

code d'utilisateur M ou de synchronisation MS.

La partie de circuit 2" de la commande de fer-

meture, partie qui est représentée à droite de la ligne de séparation pointillée à droite sur la figure et qui est également présente sous une forme identique dans toutes les autres unités d'appareils 2 incorporées dans le système de sûreté du véhicule, comporte une unité 14 pour calculer des valeurs de fonction hash ainsi qu'une

fonction de porte 15, à chacune desquelles peut être ame-

née l'information de valeur originale mi contenue chaque fois dans l'information de code d'utilisateur M et qui

sont toutes deux réalisées également au niveau du logi-

ciel. La sortie de la porte 15 est reliée à une mémoire 16 d'informations d'autorisation de consigne possédant un nombre d'emplacements de mémoire qui correspond au nombre

d'unités de clés 1, les différents emplacements de mé-

moire pouvant être sélectionnés en fonction de l'identité de clé IDj, c'est-à-dire du numéro de clé, contenu dans les données d'identification IDS envoyées. La sortie de cette mémoire 16 est à son tour connectée à une entrée d'un bloc comparateur 17 auquel peut être amené, par une

autre entrée, le signal de sortie m' de l'unité 14 de gé-

nération des valeurs de fonction hash. Ce signal de sor-

tie m' est envoyé en outre à un autre bloc de porte 18

dont l'entrée de commande reçoit un signal de non-concor-

dance NU du comparateur 17. Par contre, si une concor-

dance est constatée, le comparateur 17 génère un signal de permission d'utilisation SF pour supprimer l'état de blocage de l'aptitude au fonctionnement du logiciel de l'unité d'appareil 2 concernée, état qui fait partie d'un

verrou de départ électronique maintenant toutes ces uni-

tés d'appareils à l'état bloqué. Le signal de permission d'utilisation SF, qui représente une authentification

réussie, c'est-à-dire un contrôle d'autorisation d'utili-

sation passé avec succès, ne quitte pas l'unité d'appa-

reil coordonnée et ne quitte même pas, de préférence, la puce dans laquelle il est produit, ce qui procure une haute sécurité contre une injection frauduleuse par un tiers de l'information de permission d'utilisation. Ce signal est envoyé en outre en tant que signal de commande

au bloc de porte 15 recevant l'information de valeur ori-

ginal mi envoyée, afin de permettre une mémorisation de

cette information comme nouvelle information d'autorisa-

tion de consigne. Chaque appareil de commande 2 est équipé, en plus, de la partie de vérification 20 de l'algorithme

RSA, dans laquelle sont mémorisés l'algorithme de déco-

dage RSA et en particulier les informations d'entrée né-

cessaires dans ce but et qui ne sont pas secrètes, à sa-

voir le module MOD ainsi qu'un exposant de vérification non secret EO. A cette partie de vérification 20 peut être amenée chaque fois l'information de signature SIG

d'une opération de synchronisation à des fins de décryp-

tage, avec chargement des valeurs décryptées dans une mé-

moire intermédiaire 25 prévue du côté de la sortie. La valeur de fonction hash nouvellement chargée mnnou, peut être inscrite, à travers un bloc de fonction de porte 27,

comme nouvelle valeur de départ pour l'information d'au-

torisation de consigne dans la mémoire 16 associée au cas

o une opération de synchronisation admissible est recon-

nue. Pour cette reconnaissance, chaque unité d'appareil 2 possède une mémoire 26 dans laquelle sont stockées, de façon spécifique à l'unité de clé, d'une part la valeur

de compteur de synchronisation Z atteinte jusqu'à ce mo-

ment et, d'autre part, l'information de données d'identi-

fication ID, de sorte qu'elles peuvent être comparées avec les données correspondantes, Znou, IDSnou arrivant fraîchement par suite d'une opération de synchronisation,

raison pour laquelle on a prévu deux étages de comparai-

son 28, 29 dont le signal de sortie est appliqué à des

entrées de commande du bloc de fonction de porte 27.

Ainsi qu'il a été mentionné précédemment,

toutes les unités d'appareils 2 incorporées dans l'opéra-

tion d'authentification, sont incorporées en même temps aussi dans un verrou de départ électronique qui est armé ou activé chaque fois par la coupure de l'allumage et

peut être désarmé de nouveau par une opération d'authen-

tification suivante couronnée de succès. Comme les mêmes opérations d'authentification sont exécutées dans toutes ces unités d'appareils 2, celles-ci redeviennent simulta- nément aptes à fonctionner à la suite d'une demande d'utilisation justifiée, tandis que l'une au moins reste

bloquée dans le cas d'une demande d'utilisation non jus-

tifiée. La distribution de l'opération d'authentification sur toutes ces unités d'appareils du véhicule et leur blocage correspondant ont l'avantage que le véhicule ne

peut pas continuer à être utilisé par le simple remplace-

ment d'une unité ou d'un petit nombre d'unités d'appa-

reils, avec contournement de l'obligation d'authentifica-

tion. Il faudrait au contraire remplacer toutes ces uni-

tés d'appareils, ce qui implique des coûts si élevés qu'une telle tentative d'utilisation non autorisée par un

tiers est inintéressante.

On décrira ci-après en détail le mode de fonc-

tionnement du dispositif de sûreté pour véhicule réalisé

comme il vient d'être décrit.

L'ensemble du déroulement commence d'abord, avant la mise en service du véhicule, par les opérations nécessaires d'initialisation chez le fabricant de clés ou

au moyen d'une centrale de clés SH aménagée dans ce but.

C'est ici que sont introduits d'abord, pour chaque unité de clé 1, dans la partie 19 de génération de signatures, l'exposant de signature RSA secret EG et le module MOD

non secret en tant qu'information de codage RSA spéci-

fique au véhicule et qui est identique pour toutes les

unités du jeu de clés. Comparativement à l'introduction -

envisageable également - d'une information de codage RSA spécifique à l'unité de clé, cette manière de procéder a l'avantage qu'il suffit de mémoriser, côté véhicule, une

information de décodage RSA seulement, laquelle est va-

lable pour toutes les unités du jeu de clés. De plus, les données d'identification IDS sont stockées dans chaque unité de clé 1 et le compteur de synchronisations Z est mis à zéro. A côté de données spécifiques au véhicule,

les données d'identification IDS contiennent aussi le nu-

méro de clé IDj qui distingue entre elles les unités de clés simultanément valables pour un véhicule. Exception faite du numéro de clé IDj, les données d'identification

des unités de clés 1 simultanément valables pour un véhi-

cule, sont les mêmes et constituent par conséquent une

sorte de numéro de jeu de clés. Les données d'identifica-

tion identiques sont introduites par le fabricant de clés

SH dans la mémoire 11 de la commande de fermeture coor-

donnée. De plus, la valeur de module MOD, non secrète, est mise à disposition, en vue de l'introduction dans

toutes les unités d'appareils 2, sur la chaîne de fabri-

cation par le constructeur du véhicule FH, ou par le fa-

bricant de composants concerné, ou encore par un atelier dans le cas d'un remplacement d'appareil. Tandis que la valeur de module MOD dépend du choix de l'exposant secret EG, l'exposant non secret EO est fixé invariablement, dans le procédé RSA, à 216 + 1 et peut donc toujours être

introduit immédiatement lors de la fabrication des appa-

reils. L'initialisation des mémoires 16 pour les informa-

tions d'autorisation de consigne est effectuée par une

première opération de synchronisation, raison pour la-

quelle le contenu de ces mémoires est tout d'abord mis à zéro. Une telle opération de synchronisation, avec

utilisation de l'algorithme RSA, se déroule comme suit.

Elle est déclenchée, par exemple pour la première execu-

tion à des fins d'initialisation du système, ou à la de-

mande d'un utilisateur à cause d'un besoin extérieur pour

un autre motif, par l'actionnement de la touche de syn-

chronisation 23. Le générateur 22 de nombres pseudo-aléa-

toires est ainsi activé et ce générateur fournit un nombre aléatoire mo correspondant à l'unité 7 de génération de valeurs de fonction hash. Cette unité génère une séquence de valeurs originales mo à mn-1 pour une série suivante d'authentifications par application récursive de valeurs de fonction hash, avec inscription des valeurs obtenues dans la mémoire 3 pour valeurs originales. L'unité 7 de génération de valeurs de fonction hash délivre en même temps la valeur de fonction hash mn de la dernière valeur mn_1 de la séquence à la mémoire d'entrée RSA 24. L'activation d'une opération de synchronisation augmente en plus d'une unité la valeur de compteur Z coordonnée dans cette mémoire 24. Ensuite, la valeur de fonction hash mn, la nouvelle valeur de compteur Z et les données d'identification IDS en tant qu'information d'entrée, sont cryptées dans la signature SIG selon la relation de signature RSA connue SIG = signal d'entrée EG (modulo MOD) et cette signature SIG est transmise, ensemble avec les données d'identification IDS non décryptées, en tant

qu'information de synchronisation MS au côté véhicule.

Là, la partie d'entrée 2' de la commande de fermeture vé-

rifie d'abord l'exactitude des données d'identification

IDS. Si une non-concordance avec les données d'identifi-

cation côté véhicule IDK est constatée, l'opération de synchronisation est interrompue. S'il est constaté au contraire qu'il y a concordance, la fonction de porte 13

laisse passer l'information de synchronisation MS. La si-

gnature SIG parvient ainsi par le bus de données aux par-

ties de vérification 20 des appareils de commande 2 o elle est décryptée, selon la relation de vérification RSA, également connue, signal de contrôle = SIGEO (modulo MOD) en un signal de contrôle, avec inscription des valeurs mnnou, IDSnou, Znou décryptées dans la mémoire 25 prévue

à la suite du décodage RSA en vue d'un traitement consé-

cutif. Ce traitement comprend d'abord la vérification de l'exactitude du message transmis avec utilisation de la

signature, vérification qui s'effectue par une comparai-

son des données d'identification IDSnou envoyées et de la

valeur de comptage de synchronisation Znou, également en-

voyée, avec les données correspondantes stockées, de fa-

çon spécifique à la clé, dans la mémoire 26, avec extrac-

tion du numéro de clé IDj du message de synchronisation

envoyé en vue de l'accès aux emplacements de mémoire ap-

propriés. Ensuite est déterminé, de façon spécifique à la clé, si la valeur de compteur Znou nouvellement arrivée est plus grande que la valeur Za en vigueur jusqu'à ce moment et l'identité des deux données d'identification

est contrôlée dans un étage de comparaison 29 parallèle.

Si les résultats de ces comparaisons sont positifs, la

tentative de synchronisation est évaluée comme étant va-

lable puis la nouvelle valeur de compteur Znou est ins-

crite en tant que nouvelle valeur dans la mémoire 26 et, par l'ouverture de la porte 27, la valeur de fonction

hash mnnou transmise est en outre inscrite comme informa-

tion d'autorisation de consigne dans la mémoire 16 concernée en vue d'une opération d'authentification

consécutive avec cette même unité de clé.

Différentes possibilités existent pour stocker chaque fois la séquence de valeurs originales mo à mn-l en économisant des emplacements de mémoire. Une variante liée à une synchronisation relativement fréquente consiste à choisir la puissance (le nombre cardinal) n d'une séquence relativement petite, par exemple entre 100 et 1000, à stocker ces valeurs séparément dans la mémoire 3 et, dès que la séquence actuelle de valeurs originales mo à mn-1 est traitée complètement ou à l'exception d'un reste pouvant être préfixé, à exécuter une opération de

synchronisation RSA, activée automatiquement par cet évé-

nement, opération qui génère à son tour une nouvelle sé-

quence de valeurs originales et synchronise le côté véhi-

cule en conséquence. Au cas o un tel déclenchement auto-

matique n'est pas prévu, mais une synchronisation RSA

doit être possible pour des cas exceptionnels et seule-

ment à la demande de l'utilisateur, la puissance n de la séquence de valeurs originales mo à mn-1 doit être conçue

pour le nombre d'authentifications prévu au maximum pen-

dant la durée de vie de l'unité de clé, n pouvant être

choisie par exemple égal à 100 000, ce qui représente en-

viron 20 actionnements de clé journellement pour une du-

rée de vie d'environ 10 années de l'unité de clé 1.

Par l'ajustement de l'information de code de fonction adéquate, l'opération de transmission de données

RSA permet également de réaliser une fonction particu-

lière pour le blocage d'une unité de clé. A cet effet, les données d'identification IDS sont amenées, dans cette fonction particulière, à une valeur non valable, à zéro

par exemple, dans les mémoires 26 des appareils de com-

mande. Comme la mémorisation des valeurs originales de 16 octets, au nombre de 100 000 par exemple, nécessite une capacité de mémoire prévue en conséquence, on peut également procéder selon la variante décrite ciaprès et

qui économise de la capacité de mémoire. Des valeurs sé-

lectionnées de la suite de valeurs de fonction hash mo à

mn-1 générée, par exemple seulement chaque centième va-

leur, sont mémorisées de manière fixe en tant que points d'appui dans la mémoire 3. Dans cette mémoire est chaque fois stockée, en plus, une portion actuelle, se déroulant à ce moment, de la séquence de valeurs mo à mn-1 comprise entre deux points d'appui, portion de séquence qui est

composée par exemple de 100 valeurs, de sorte qu'il suf-

fit ainsi de seulement conserver à chaque instant 1100 valeurs de 8 octets dans la mémoire 3. Dès que, par l'utilisation en cours de la clé, la fin d'une portion

actuelle de la suite de valeurs est atteinte, la forma-

tion par l'unité 7 des valeurs de fonction hash est acti-

vée, par le point d'appui suivant en tant qu'information d'entrée, en vue de la génération de la portion suivante de la suite de valeurs entre deux points d'appui, après quoi la portion "consommée" de la suite de valeurs est couverte par la nouvelle portion calculée. Du point de

vue de l'obtention d'un faible besoin en capacité de mé-

moire, une répartition de la mémoire en parties d'égale grandeur, pour les points d'appui, et pour la gamme ou portion entre chaque fois deux points d'appui est encore meilleure. Chaque partie de mémoire contient dans ce cas un nombre d'emplacements de mémoire correspondant environ à la racine de la puissance n de l'ensemble de la suite de valeurs mo a mn- 1. Pour obtenir le plus faible besoin possible en capacité de mémoire, une autre variante

consiste à seulement maintenir en mémoire la valeur ini-

tiale mo, à opérer après chaque activation de clé, à par-

tir de cette valeur de départ mo, de nouveau une forma-

tion de fonction hash répétée, à renouveler successive-

ment cette formation à raison d'une fois moins à chaque répétition, et à introduire dans ce cas directement la

valeur finale obtenue dans la mémoire intermédiaire 4.

D'autres répartitions, choisissables à volonté, sont éga-

lement possibles, comme par exemple une sélection loga-

rithmique de points d'appui. A chaque recouvrement du

contenu de la mémoire 3 de valeurs originales par de nou-

velles valeurs, le compteur indicateur 21 coordonné est mis à la valeur finale n-l de la séquence, à partir de laquelle cette valeur de compteur est diminuée d'une

unité à chaque tentative d'authentification.

On décrira ci-après une tentative d'authentifi-

cation typique, par laquelle un utilisateur essaie de se justifier vis-à-vis du véhicule comme ayant droit à son utilisation afin de parvenir ainsi à l'ouverture du véhicule ainsi qu'à la suppression du verrou de départ qui avait été armé à l'arrêt du véhicule. Une telle opération d'authentification est déclenchée par l'actionnement de la touche de départ 6 d'une unité de clé 1. Le signal de départ SST, ainsi généré, provoque la lecture de la valeur originale mi présente à ce moment dans la mémoire intermédiaire 4, valeur qui est ensuite transmise ensemble avec les données d'identification IDS côté clé comme information de code d'utilisateur M à l'émetteur 5 et envoyée de là, par le trajet de transmission à infrarouge 9, au récepteur 10 côté véhicule. Là, l'information de données d'identification IDS est d'abord extraite, dans la commande de fermeture 2, de l'information de code d'utilisateur M et comparée avec les données d'identification IDK côté véhicule. Si l'identité matérielle nécessaire, ainsi contrôlée, avec une clé 1 destinée au véhicule, n'existe pas, une information de commande appropriée, envoyée au bloc à fonction de porte 13, empêche la transmission de l'information de code d'utilisateur M au bus CAN et de là, aux autres unités d'appareils de commande et l'opération d'authentification est interrompue sans que le véhicule soit déverrouillé ou que le verrou de départ

soit supprimé.

En présence d'une tentative d'authentification

pour laquelle a été effectué un contrôle d'identifica-

tion, la valeur originale mi émise, est envoyée, en tant que partie de l'information de code d'utilisateur M transmise, par la commande de fermeture et à travers le bus CAN, à tous les appareils de commande 2 participants, o cette valeur est dirigée vers l'unité 14 de génération de valeurs de fonction hash et vers la porte 15. L'unité 14 calcule la valeur de fonction hash m' appartenant à la

valeur originale mi amenée et la transmet comme informa-

tion d'autorisation m' au comparateur 17 ainsi qu'à la deuxième porte 18. Le numéro de clé IDj coordonné est déterminé entretemps à l'aide des données d'identification IDS contenues dans l'information de code d'utilisateur M et la valeur mi+l, mémorisée à l'emplacement coordonné de la mémoire 16 d'informations d'autorisation de consigne, est extraite et appliquée à l'autre entrée du comparateur 17. Cette valeur mi+l correspond à l'information de valeur originale amenée pour la dernière authentification réussie avec cette même unité de clé 1. Si le comparateur 17 constate qu'il y a concordance entre l'information d'autorisation réelle et l'information d'autorisation de consigne (m' = mi+l), il génère le signal de permission d'utilisation SF qui, d'une part, en tant que signal de commande renvoyé à la porte 15, déclenche le recouvrement du contenu de l'emplacement de mémoire concerné par la valeur originale mi amenée lors de cette authentification et, d'autre part, provoque, ensemble avec l'information de permission d'utilisation générée silultanément dans les autres appareils de commande participants, la suppression complète du verrou de départ électronique, du fait que tous les appareils de commande sont ramenés à leur état d'aptitude de fonctionnement. S'il s'agit d'économiser de la capacité de mémoire dans quelques unités d'appareils, on peut prévoir d'y mémoriser seulement une partie, 2 octets par exemple, de toute l'information d'autorisation de consigne mi+l et de comparer cette partie seulement avec la partie correspondante de la valeur de fonction hash m' dans le bloc comparateur 17. Afin de néanmoins exclure un désarmement défectueux du verrou de départ, ce qui pourrait se produire en raison de la comparaison réduite, surtout si l'étendue de capture est grande, on conserve pour au moins une unité d'appareil, par exemple pour l'appareil de commande de fermeture, la comparaison de code complète, dont le résultat est transmis aux appa-

reils opérant une comparaison abrégée, appareils dans lesquels la génération de l'information de permission

d'utilisation est couplée à la présence d'un résultat po-

sitif de la comparaison de code complète.

Si le bloc à fonction de comparateur 17 constate en revanche une nonconcordance, il envoie - à condition que le nombre des non-corcordances successives n'ait pas encore dépassé l'étendue de capture couvrant un

nombre N de répétitions possibles - un signal de non-

concordance NU à la porte 18, laquelle retourne ensuite la valeur de fonction hash m' générée côté appareil à

l'entrée de l'unité 14 de génération de valeurs de fonc-

tion hash, laquelle unité opère après cela, avec cette valeur d'entrée m', une nouvelle formation de valeur de fonction hash, dont le résultat est ensuite appliqué en tant que nouvelle information d'autorisation réelle au comparateur 17. Cette génération récursive de valeurs de fonction hash est poursuivie jusqu'à ce que, ou bien le comparateur 17 constate la concordance entre l'une des informations d'autorisation réelles produites l'une après l'autre avec l'information d'autorisation de consigne mi+1 présente, après quoi le processus est poursuivi

comme indiqué plus haut, ou alors le nombre de répéti-

tions de boucle ait atteint le nombre maximal N préfixé par l'étendue de capture, nombre qui est par exemple égal à la puissance n d'une série de valeurs de fonction hash,

à la suite de quoi l'opération d'authentification est in-

* terrompue du fait qu'elle n'est pas justifiée, avec main-

tien du verrou de départ, à moins qu'une nouvelle infor-

mation de code d'utilisateur avec des données d'identifi-

cation correctes arrive, ce qui est suivi de la remise à

zéro du compteur de boucles et de la poursuite de la gé-

nération de valeurs de fonction hash avec la valeur ori-

ginale nouvellement transmise.

Comme déjà brièvement expliqué dans ce qui pré-

cède, l'étendue de capture a pour but de rétablir la syn-

chronisation entre le côté clé et le côté véhicule -

après qu'elle a été perdue par un ou plusieurs actionnements de clé sans contact de réception côté véhicule pour le protocole d'émission concerné -, ce qui est obtenu du fait que le côté véhicule est rajusté sur la valeur originale, apparue entretemps dans la clé 1, au moyen d'une formation successive de fonction hash, le nombre de fois nécessaires, à l'intérieur de l'étendue de capture. Si cette étendue a été choisie pour correspondre exactement à la puissance n de la suite de valeurs originales, la synchronisation pour une clé autorisante peut toujours être rétablie par l'étendue de capture à l'intérieur d'une série de valeurs de fonction hash mo, mn-1 ou, lorsque la valeur de départ mo d'une séquence est atteinte côté clé, par une synchronisation RSA. En raison de la propriété, typique aux valeurs de fonction hash, selon laquelle les valeurs de fonction sont supposées réparties pratiquement avec la même probabilité sur toute l'étendue de valeurs, ainsi qu'en raison du fait que même en cas d'utilisation d'un algorithme réduit avec des valeurs de 8 octets, environ 1020 valeurs de fonction sont possibles, il est très peu vraisemblable, également avec une étendue de capture de

la grandeur N = 105, qu'une tierce personne non autori-

sée, même si, d'une manière quelconque, elle avait réussi à passer le contrôle d'identification, parvienne par

l'émission à titre d'essais de valeurs de fonction origi-

nales, à l'aide également de l'étendue de capture, à une

authentification couronnée de succès. Des tentatives re-

lativement nombreuses de ce type pourraient éventuelle-

ment être empêchées par une fenêtre fixant un temps ou un nombre de tentatives adéquat et à l'intérieur de laquelle une authentification justifiée doit se produire, sinon

l'utilisation du véhicule reste bloquée si d'autres ten-

tatives d'authentification sont effectuées. Un tel blo-

cage pourrait être conçu pour qu'il soit seulement déver-

rouillable à travers une interface de diagnostic par exemple par le constructeur du véhicule. Il va de soi que le fonctionnement du dispositif de sûreté de véhicule se déroule de façon analogue à ce qui vient d'être décrit

pour n'importe quelle opération supplémentaire d'authen-

tification, ainsi que pour d'autres unités de clés.

Le dispositif de sûreté pour véhicule qui vient d'être décrit, procure par conséquent une sûreté offrant une protection relativement haute contre l'utilisation non autorisée du véhicule par un tiers, qui apporte en particulier une possibilité - protégée de manière très sûre par un code de réaliser des synchronisations et

des fonctions particulières par un code RSA et avec la-

quelle la mémorisation protégée d'informations secrètes de code côté véhicule peut être supprimée, ce qui permet l'incorporation dans le dispositif d'un grand nombre d'unités d'appareils du véhicule sans que cela pose des

problèmes logistiques pour la sécurité. De plus, une com-

munication bidirectionnelle dispendieuse pour les données

entre le côté clé et le côté véhicule n'est pas obliga-

toirement nécessaire. On peut encore noter, en particu-

lier, que 64 bits suffisent pour le code de fonction hash et que, de ce fait, le temps de transmission ainsi que la dépense technique pour les calculs sont nettement plus

faibles que dans le cas d'une utilisation exclusive -

concevable aussi - du procédé RSA lequel, en tant que

procédé de cryptage asymétrique, demande aussi une mémo-

risation unilatérale seulement d'une information secrète, mais possède une importante longueur de mot, de 512 bits,

et nécessite par conséquent, en tenant compte des capaci-

tés de calcul existant sur un véhicule, de longues durées

de calcul et de transmission. Cette dernière particula-

rité n'est pas gênante pour les synchronisations, les-

quelles sont seulement effectuées de temps en temps. A cet égard, il est éventuellement possible de transmettre chaque fois une partie d'une signature RSA ensemble avec des opérations d'authentification et de recomposer ces parties ensuite au fur et à mesure pour rétablir la signature complète, si bien qu'une synchronisation RSA

sporadique ne conduit pas à un retard perceptible.

Il va de soi que pour l'exemple qui vient d'être décrit, on a seulement mentionné les unités et opérations essentielles à l'invention et que, à côté d'elles, des unités et des déroulements de fonctionnement

usuels sont prévus, et que l'homme de métier peut effec-

tuer un grand nombre de modifications de ce mode de réa-

lisation tout en restant dans le cadre de l'invention. Il est possible par exemple d'utiliser une autre fonction à sens unique, d'apporter des changements spécifiques à l'application des exemples chiffrés concrets indiqués, de renoncer au contrôle d'identification ou d'utiliser un système de cartes à puce à la place d'une transmission de signaux infrarouges. De plus, l'invention peut être mise

en oeuvre sous la forme d'un système avec un échange bi-

directionnel de données d'authentification dans lequel,

par exemple, une information relative à un nombre aléa-

toire est émise depuis le véhicule à l'unité de clé, ren-

voyée après avoir été soumise à une opération OU exclusif avec l'information de valeur originale, puis comparée

pour déterminer s'il y a concordance. Une telle réalisa-

tion empêche qu'une personne non autorisée, possédant une clé autorisante, puisse produire, à partir de celle-ci, des informations de code d'utilisateur successives et, à l'aide de cette double clé, s'authentifier avec succès

vis-à-vis du véhicule. Naturellement, à la place du pro-

cédé RSA, on peut appliquer aussi un autre procédé à si-

gnature asymétrique appliqué couramment dans la crypto-

graphie.

Claims (11)

REVENDICATIONS

1. Dispositif de sûreté pour véhicule à codage électronique d'autorisation d'utilisation, comprenant - une unité de clé (1) côté utilisateur pour émettre successivement des informations de code d'utilisateur (M) différentes entre elles, et - une unité d'appareil (2) côté véhicule pour recevoir

des informations de code d'utilisateur, pour détermi-

ner une information d'autorisation réelle (m') dépen-

dante de l'information de code d'utilisateur reçue à

chaque fois et la comparer avec une information d'au-

torisation de consigne (mi+l) présente côté véhicule, ainsi que pour générer une information de permission

d'utilisation (SF) suivant le résultat de cette com-

paraison, caractérisé en ce que

- la partie de génération de signatures (19) d'un pro-

cédé à signature asymétrique, contenant une informa-

tion secrète de cryptage, est réalisée dans l'unité

de clé (1) côté utilisateur, et la partie de vérifi-

cation (20) du procédé à signature asymétrique, qui contient une information non secrète de décryptage,

est réalisée dans l'unité d'appareil (2) côté véhi-

cule pour transmettre des informations de code d'uti-

lisateur (M) ou des informations de synchronisation

(Ms), qui contiennent une nouvelle information d'au-

torisation de consigne (mnnou), ensemble avec la si-

gnature (SIG) pouvant être produite par le procédé à

signature, depuis l'unité de clé (1) à l'unité d'ap-

pareil (2).

2. Dispositif de sûreté pour véhicule selon la

revendication 1, caractérisé en outre en ce que l'algo-

rithme RSA est utilisé comme procédé à signature asymé-

trique.

3. Dispositif de sûreté pour véhicule selon la revendication 1 ou 2, caractérisé en outre en ce que - chaque information de code d'utilisateur (M) émise

renferme une valeur originale (mi) qui diffère de va-

leurs originales (mi) émises précédemment pour une fonction à sens unique (H), - l'information d'autorisation de consigne (mi+l) est chaque fois la valeur de fonction à sens unique (mi+l = H(mi)) de la valeur originale (mi) contenue dans une information de code d'utilisateur coordonnée, - la détermination de l'information d'autorisation

réelle (m') à partir de l'information de code d'uti-

lisateur (M) reçue, comporte la formation de la va-

leur de fonction à sens unique (H(mi)) de la valeur originale (mi) contenue dans l'information de code d'utilisateur reçue et

- des informations de synchronisation (Ms) sont trans-

missibles de l'unité de clé (1) à l'unité d'appareil (2) lors d'opérations de synchronisation et ensemble avec la signature (SIG), informations qui contiennent chaque fois une nouvelle information d'autorisation

de consigne (mnnou) pour une opération d'authentifi-

cation suivante.

4. Dispositif de sûreté pour véhicule selon la revendication 3, caractérisé en outre en ce que - une opération de synchronisation s'effectue chaque fois, sous le procédé de signature, après un nombre

(n) préfixé de tentatives d'authentification, opéra-

tion qui préfixe une nouvelle information d'autorisa-

tion de consigne (mnnou), - les valeurs originales émises successivement entre

deux fixations préalables pour l'information d'auto-

risation de consigne, représentent chaque fois une séquence (mo,..., mn1) qui résulte de l'application

répétée de la fonction à sens unique (H), l'informa-

tion d'autorisation de consigne nouvellement préfixée étant la valeur de fonction à sens unique (mnnou = H(mn_1)) de la valeur finale (mn-1) de la séquence et ces valeurs originales étant utilisées, pour la

formation des informations de code d'utilisateur suc-

cessives, suivant un ordre de succession inversé par rapport à la formation de la séquence, et - l'information d'autorisation de consigne est amenée, après chaque opération d'authentification positive

(réussie) avec cette même unité de clé (1), à la va-

leur originale (mi) qui a été émise ensemble avec l'information de code d'utilisateur lors de cette

opération d'authentification.

5. Dispositif de sûreté pour véhicule selon la revendication 3 ou 4, caractérisé en outre en ce que, chaque fois après un résultat négatif de la comparaison des informations d'autorisation réelle et de consigne,

une nouvelle information d'autorisation réelle est déter-

minée, pour un nombre maximal (N) préfixé de répétitions,

en tant que valeur de fonction à sens unique de l'infor-

mation d'autorisation réelle utilisée jusqu'alors, et

cette nouvelle information est comparée avec l'informa-

tion d'autorisation de consigne.

6. Dispositif de sûreté pour véhicule selon une

des revendications 3 à 5, caractérisé en outre en ce que

la fonction à sens unique utilisée est une fonction cryp-

tographique parasite appelée fonction hash.

7. Dispositif de sûreté pour véhicule selon une

des revendications 1 à 6, caractérisé en outre en ce

qu'une pluralité d'unités d'appareils (2) côté véhicule, unités dans chacune desquelles est réalisée une partie de vérification du procédé à signature asymétrique, est

agencée parallèlement pour déterminer chaque fois l'in-

formation d'autorisation réelle à partir d'une informa-

tion de code d'utilisateur reçue et pour la comparer avec l'information d'autorisation de consigne, ainsi que pour générer une information de permission d'utilisation en

fonction du résultat de la comparaison.

8. Dispositif de sûreté pour véhicule selon une

des revendications 1 à 7, caractérisé en outre en ce que

l'appareil de commande de fermeture du véhicule forme une

unité d'appareil côté véhicule du dispositif de sûreté.

9. Dispositif de sûreté pour véhicule selon une

des revendications 1 à 8, caractérisé en outre en ce que

- l'information (M, MS) émise chaque fois, contient une information d'identification spécifique au véhicule et une information d'identification spécifique à la clé (IDS) et - l'information d'identification d'une information reçue est exploitable préalablement dans une unité

d'appareil (2) côté véhicule, une opération d'authen-

tification ou de synchronisation étant interrompue après la reconnaissance de données d'identification

émises qui ne sont pas autorisantes.

10. Dispositif de sûreté pour véhicule selon une

des revendications 2 à 9, caractérisé en outre en ce que

- plusieurs unités de clé (1) autorisantes sont prévues côté utilisateur pour un véhicule, unités dont les

parties (19) de génération de signature RSA renfer-

ment toutes la même information de cryptage (EG/MOD) spécifique au véhicule,

- les informations de code d'utilisateur et de synchro-

nisation (M, MS) émises contiennent chaque fois une information d'identification de clé (IDj) et - dans chaque unité d'appareil (2) participante côté véhicule, peut être mémorisée, pour chaque unité de

clé, une information d'autorisation de consigne spé-

cifique, dans une mémoire (16) qui est adressable à l'aide de l'information d'identification de clé, la mémorisation s'effectuant pendant une opération de

synchronisation ou à la suite d'une opération d'au-

thentification positive et l'information d'autorisa-

tion pouvant être extraite de ladite mémoire (16)

pendant une opération d'authentification.

11. Dispositif de sûreté pour véhicule selon une

des revendications 6 à 10, caractérisé en outre en ce que

la fonction cryptographique hash utilisée est la fonction

RIPEMD.