FR2801459A1

FR2801459A1 - Dispositif informatique pour securiser des messages au niveau d'une couche reseau

Info

Publication number: FR2801459A1
Application number: FR9914755A
Authority: FR
Inventors: Francois Cunchon; Rene Martin; Minh Lap Tran
Original assignee: Bull SA
Current assignee: Bull SA
Priority date: 1999-11-23
Filing date: 1999-11-23
Publication date: 2001-05-25
Anticipated expiration: 2019-11-23
Also published as: WO2001039466A1; FR2801459B1; EP1147644A1

Abstract

Le dispositif informatique (1) comprenant une mémoire (2) et une couche de sécurité réseau (9) pour appliquer un traitement de sécurisation sur présentation d'un message (M1) dans la mémoire (2), est caractérisé en ce que :- la présentation du message (M1) fait passer la couche de sécurité réseau (9) d'un état initial (12) à un premier état (25) qui réalise une sauvegarde de contexte d'exécution (CE) dans une zone (52) de la mémoire (2);- la réalisation de la sauvegarde du contexte d'exécution (CE), fait passer la couche de sécurité réseau du premier état (25) à un deuxième état (33) qui appelle une première fonction (F9) de traitement du message (M1), en passant comme paramètres de ladite première fonction (F9), au moins une adresse (@F13) -de deuxième fonction (F13) et un pointeur PZS(M1) sur la zone (52) de la mémoire (2); - un acquittement de la première fonction (F9) avant traitement du message (Ml), fait immédiatement repasser la couche de sécurité réseau dans l'état initial (12); - un branchement sur l'adresse (@F13) de deuxième fonction, fait passer la couche de sécurité réseau (9) de l'état initial (12) à un troisième état (56) qui réalise une restitution du contexte d'exécution (CE) avant de faire repasser la couche de sécurité réseau (9) dans l'état initial.

Description

Dispositif informatique pour sécuriser des messages au niveau d'une couche réseau.

Le domaine de l'invention est celui réseaux informatiques et plus particulièrement celui de la sécurisation d'acheminement de messages sur ces réseaux.

Un réseau public tel que le réseau Internet, permet d'interconnecter de nombreux réseaux privés reliés par des points d'accès et des routeurs qui acheminent les messages. La facilité d'accèsà un réseau est un avantage pour le libre parcours des idées et de nombreuses connaissances, c'est aussi un inconvénient pour la confidentialité de certaines informations. C'est pourquoi il convient de sécuhser certains messages de façonà ce que seul le destinataire puisse les comprendre, soit assuré de leurs provenances et ou de leur intégrite.

Un traitement de sécurisation de messages est envisageable dans différentes couches de communication d'un dispositif informatique. Par exemple, dans une couche utilisateur, une application telle que http, ftp ou mail, peut se charger d'effectuer des traitements de cryptage et décryptage, de signature d'authentification. Généralement, le message n'est disponible que dans la couche utilisateur de l'émetteur initial et du récepteur final. Selon l'état de la technique, on peut prévoir de faire le traitement de sécuhsation dans une couche réseau où une couche de sécurité réseau telle que Ipsec prend en chargele traitement de sécurisation au niveau meme du routage des messages. Ceci permet de créer des réseaux privés virtuels qui empruntent les ressources du réseau public au moyen d'un effet tunnel connu. La couche réseau est généralement considérée comme une ressource de communication dispositif informatique. La mise en ceuvre de la couche de sécurité réseau qui résulte cette considération, dans la couche noyau d'un système d'exploitation du dispositif informatique, décharge alors la couche utilisateur des traitements de sécurisation.

Cependant, certains traitements sécurisation sont longs car ils appliquent de nombreux calculs sur le contenu messageà sécuriser. Une attente du système d'exploitation sur un retour de fonction qui donne le résultat de traitement présente l'inconvénient de bloquer le dispositif informatique. L'objet de l'invention est un dispositif informatique comprenant une mémoire et une couche de sécurité réseau pour appliquer un traitement de sécurisation sur présentation d'un message dans la mémoire. Pour pallier l'inconvénient précédemment cité, le dispositif informatique est caractérisé en ce que: - présentation du message fait passer la couche de sécurité réseau état initialà premier état qui réalise une sauvegarde de contexte d'exécution dans zone de la mémoire; - la réalisation de la sauvegarde du contexte d'exécution, fait passer la couche de sécurité réseau du premier étatà un deuxième état qui appelle une première fonction de traitement du message, en passant comme paramètres de ladite première fonction, au moins une adresse de deuxième fonction et un pointeur sur la zone de la mémoire; - un acquittement de la première fonction avant traitement du message, fait immédiatement repasser la couche de sécurité réseau dans l'état initial; - branchement sur l'adresse de deuxième fonction après traitement message, fait passer la couche de sécurité réseau de l'état initialà un troisième état qui réalise une restitution du contexte d'exécution avant de faire repasser la couche de sécurité réseau dans l'état initial.

Dans l'état initial, la couche de sécurité réseau n'utilise aucune ressource du dispositif informatique. Le retour de la couche de sécurité réseau dans son état initial sans attendre une fin de traitement du message évite de bloquer le dispositif informatique. La sauvegarde du contexte d'exécution permet de replacer en fin de traitement de message, la couche de sécurité réseau dans le contexte où elle était avant que le traitement commence. Ainsi, le traitement de sécurisation du message effectué de façon asynchrone.

description de mise en ceuvre particulière de l'invention, suit en référence aux figures où: - la figure1 représente une architecture de réseau sécurisé; - la figure 2 représente un dispositif informatique pour traiter des messages; - la figure3 représente les étapes essentielles d'une couche de traitement de sécurité sous forme de machineà nombre fini d'états de l'état de la technique; - les figures 4 et5 représentent les étapes essentielles d'une couche traitement de sécurité sous forme de machineà nombre fini d'états conformeà l'invention; - la figure6 représente les étapes essentielles d'un pilote de carte de traitement matériel sous forme de machineà nombre fini d'états pour mettre en #uvre la machine selon les figures3 et 4.

- la figure7 représente une architecture de zones de sauvegardes en mémoire; - la figure8 présente une première étape d'un procédé de réalisation de code d'une couche de sécurité réseau; - la figure9 présente une deuxième étape du procédé de réalisation de code d'une couche de sécurité réseau; - la figure10 présente un procédé de production de messages sécurisés.

En référenceà la figure1, un dispositif informatique67 est physiquement reliéà un premier réseau privé69 et un dispositif informatique68 est physiquement reliéà un deuxième réseau privé70. Des messages peuvent circuler en toute confidentialité sur chacun des réseaux privés69 et70 dans la mesure où aucune intrusion ne peut être effectuée de l'extérieur sur ces réseaux. Cependant, si le dispositif envoie un message au dispositif68 en utilisant des services d'un réseau public71, la confidentialité n'est pas assurée sans prendre de précautions particulières. Le réseau public71 est par exemple le réseau connu sous le nom d'Internet, souvent représenté sous forme d'un nuage dans la littérature. Le réseau public71 regroupe plusieurs réseaux72, 73, interconnectés au moyens de dispositifs informatiques tels qu'un dispositif informatique 65 non contrôlé par les dispositifs67, 68.

Le réseau privé69 est relié au réseau public71 par un dispositif informatique66 et le réseau privé70 est relié au réseau public71 par un dispositif informatique1. Les dispositifs informatiques1 et66 sont appelés passerelles dans la suite de description. Chaque dispositif informatique1, 65, 66, 67, 68 comprend traditionnellement une couche réseau utilisant un protocole de communication tel que le protocole connu IP, surmonté d'une couche transport utilisant un protocole tel que le protocole connu TCP, UDP ou autre, surmontéà son tour d'une couche applicative telle que http, ftp ou autre qui émettent et reçoivent des messages. Si un message traverse les couches TCP puis IP dans le dispositif67 et traverse les couches IP puis TCP dans le dispositif68, l'acheminement du messageà travers le réseau public71 reste normalement dans les couches IP des dispositifs66, 65, 1. Cependant, le dispositif65 peut favoriser une intrusion étrangère sur les réseaux72, 73 avec un danger de capter le message pour le lire, le modifier, voire générer un message en se faisant passer pour le dispositif67. Une solution consiste' crypter et/ou signer le message dans la couche IP de la passerelle66, à sa sortie sur le réseau d'interconnexion72, puis de décrypter le message dans la couche IP de la passerelle1, à son entrée du réseau d'interconnexion73. Une solution connue sous le nom d1psec, permet ainsi de créer un tunnel 74 qui traverse le réseau public71, de façonà créer un réseau privé virtuel utilisables par les dispositifs67 et68.

En référenceà la figure 2, un dispositif informatique1 comprend une mémoire 2, une ou plusieurs cartes d'accès réseau3 et une ou plusieurs cartes de cryptographie 4. La carte d'accès réseau3 est destinéeà être raccordée sur une ou plusieurs liaisons physiques, non représentées. La mémoire 2, de type connu tel que les mémoiresà accès aléatoire RAM, est destinéeà contenir des données et des programmes de traitement du dispositif informatique1. La carte d'accès réseau3 est de type connu telle que par exemple éthernet, pour recevoir et émettre des messages circulant sur un réseau informatique. La carte de cryptographie 4 est destinéeà coder et décoder des messages sécurisés au moyen de circuits matériels dédiés qui mettent en oeuvre des algorithmes de cryptage de type connus tels que par exemple tripleDES. Les circuits matériels dediés, non représentés, permettent un traitement de codage et décodage plus rapide que des programmes purement logiciels. Ces circuits ne font pas l'objet de la présente invention. La mémoire1 comprend des données et des programmes d'une couche utilisateur5 et d'une couche noyau6. La couche utilisateur5 est de type connu pour executer des applications telles que des applications clientes ou serveur sur Internet comme http, www, telnet ou autres. La couche noyau6 est destinéeà contenir des structures de données et des fonctions primitives d'un système d'exploitation tel que exemple le système d'exploitation connu LINUX.

La couche noyau6 comprend une couche réseau7 et un pilote8. La couche réseau7 est destinéeà exécuter des protocoles réseaux tels que par exemple le protocole IP. La couche réseau7 comprend une couche sécurité9 destinéeà exécuter protocoles de communication sécurisée tels que par exemple Ipsec. Le pilote8 est destinéà commander la carte de cryptographie 4, essentiellement sur demande de la couche sécurité9.

En référenceà la figure3, dans un état initial 12, la couche sécurité réseau9 ne consomme aucune ressource du système. Sur détection d'un messageà sécuhser, une transition13, 14,15, 16 fait passer la couche sécurité réseau respectivement dans un état17, 18, 19, 20 qui appelle une fonction FI,F3, F4 de traitement du message. Au retour de la fonction appelée FI, F2,F3, F4, transition 21, 22,23, 24, signalant que le message est traité, fait repasser la couche securité réseau9 dans l'état initial 12, libérant ainsi les ressources systèmes nécessairesà la couche sécurité réseau 9.

La transition13 correspondà une détection message Mlà décrypter. La fonction FI appelée est une fonction du pilote8 qui commandeà la carte de cryptographie 4 de décrypter le message. La carte de cryptographie équipée de l'algorithme et des clefs nécessaires au décryptage du message. Par exemple, dans le cas de l'algorithme tripleDES, la carte de cryptographie dispose de la clef secrète pour décoder le message. Lorsque la carte de cryptographie 4 a terminé décrypter le message, le pilote8 valide la transition 21 en remettant le message Ml' disposition de la couche sécurité réseau 9.

La transition 14 correspondà une détection message M2à authentifier. La fonction F2 appelée est une fonction du pilote8 qui commandeà la carte de cryptographie 4 d'authentifier le message. La carte de cryptographie est équipée de l'algorithme et des clefs nécessairesà l'authentification du message. Par exemple, dans le cas de l'algorithme HMAC-SHA1, la carte de cryptographie dispose de la clef secrète de façonà vérifier la signature de la passerelle66. Lorsque la carte de cryptographie 4 a terminé d'authentifier le message, le pilote8 valide la transition 22 en remettant le message M2à disposition de la couche sécurité réseau9.

La transition15 correspondà une détection message M4à signer. La fonction F4 appelée est une fonction du pilote8 qui commandeà la carte de cryptographie 4 de signer le message. La carte de cryptographie est équipée de l'algorithme et des clefs nécessaires pour signer le message. Par exemple, dans le cas de l'algorithme HMAC- SHA1, la carte de cryptographie dispose de la clef secrète pour élaborer sa signature. Lorsque la carte de cryptographie 4 a terminé de signer le message, le pilote8 valide la transition 21 en remettant le message M4à disposition de la couche sécurité réseau9. La transition16 correspondà une détection de message M3à crypter. La fonctionF3 appelée est une fonction du pilote8 qui commandeà la carte de cryptographie 4 de crypter le message. La carte de cryptographie est équipée de l'algorithme et des clefs nécessaires au cryptage du message. Par exemple, dans le cas de l'algorithme tripleDES, la carte de cryptographie dispose de la clef secrète pour coder le message, Lorsque la carte de cryptographie 4 a terminé de crypter le message, le pilote8 valide la transition 24 en remettant le message M3à disposition de la couche sécuhté réseau9. L'inconvénient de l'état de la technique ici décrit en référenceà la figure3 est que le traitement du message nécessite d'être terminé pour permettreà la couche sécurité réseau9 de revenirà l'état initial 12 et libérer les ressources du système ou être disponible pour un traitement ultérieur d'un autre ou du même message. En effet un message qui se présente par exemple comme message Mlà décrypter peut se présenter comme message M2à authentifier après avoir été décrypté. Toutes les combinaisons sont possibles. Or les traitements de cryptage et de décryptage sont particulièrement longs, même effectués au moyen de circuits matériels.

En référenceà la figure 4, dans un état initial 12, la couche sécurité réseau9 ne consomme aucune ressource du système. Sur détection d'un message Ml, M2, M4, M3, auquel appliquer un traitement de sécurité, une transition13, 14,15, 16 fait passer la couche sécurité réseau respectivement dans un état25, 26, 27, 28 qui déclenche une séquence de sauvegardeF5, F6, F7, F8 du contexte d'exécution en cours En fin de séquenceF5, F6, F7, F8, une transition29, 30, 31, 32, est validée par valeur de pointeur PZS(Ml), PZS(M2), PZS(M4), PZS(M3) sur une zone de sauvegarde résultant de l'état précédent25, 26, 27, 28.

Les traitements de sécurité, décryptage en aval de la transition13, authentification en aval de la transition 14, signature en aval de la transition15, cryptage aval de la transition16, sont considérésà titre d'exemple non limitatif en référence aux figures3 et 4, comparativementà la figure3. L'enseignement de l'invention reste valable pour tout autre traitement tel que résumé (digest en anglais) ou compression de message. Chaque séquence de sauvegardeF5, F6, F7. F8 est spécifique du traitementà effectuer pour chaque type de message Ml, M2, M4, M3. La séquenceF5, F6, F7. F8 consiste essentiellementà sauvegarder dans une zone mémoire le contexte d'exécutionCE en cours. Le contexte d'exécutionCE en cours est constitué de variables locales et globales qui sont utilisées par la couche sécurité réseau9 pour le traitement du message telles que caractéristiques de sécurité du message, protocoles et clefsà employer. Le début de la zone mémoire est repérée par un pointeur PZS(Ml), PZS(M2), PZS(M4), PZS(M3) de façonà ce que le contexte d'exécutionCE lié au traitement du message MI, M2, M4, M3, puisse être restitué ultérieurement.

Lorsque la séquenceF5 a terminé de sauvegarder le contexte d'exécutionCE, la transition29 fait passer la couche sécurité réseau9 dans un état qui effectue un appelà une fonctionF9 exécutée par le pilote8 pour commander' la carte 4, un décryptage du message Ml. La fonctionF9 passe en paramètres, une adresse @F13 de fonction dite de retour, une variable dite de corrélation VC1 et la valeur du pointeur PZS(Mi).

Une transition37 est validée par un acquittement de la fonctionF9, retoumé par le pilote 8. La transition refait passer la couche sécurité réseau9 dans son état'initial 12. Lorsque la séquenceF6 a terminé de sauvegarder le contexte d'exécutionCE, la transition30 fait passer la couche sécurité réseau9 dans un état qui effectue un appelà une fonction F10 exécutée par le pilote8 pour commander la carte 4, une authentification message M2. La fonction F10 passe en paramètres, une adresse @F14 de foncti dite de retour, une variable dite de corrélation VC2 et la valeur du pointeur PZS(M2).

Une transition38 est validée par un acquittement de la fonction retourné par le pilote8. La transition38 refait passer la couche sécurité réseau9 dans son état initial l2# Lorsque la séquenceF7 a terminé de sauvegarder le contexte d'exécutionCE, la transition31 fait passer la couche sécurité réseau9 dans un état qui effectue un appelà une fonction Fl 1 exécutée par le pilote8 pour commanderà carte 4, une signature message M4. La fonction Fl 1 passe en paramètres, une adresse @Fl 5 de fonction dite de retour, une variable dite de corrélation VC4 et la valeur du pointeur PZS(M4).

Une transition39 est validée par un acquittement de la fonction Fll, retourné par le pilote8. transition39 refait passer la couche sécurité réseau9 dans état initial 12.

Lorsque la séquenceF8 a terminé de sauvegarder le contexte d'exécutionCE, la transition fait passer la couche sécurité réseau9 dans un état36 effectue un appelà fonction F12 exécutée par le pilote8 pour commanderà carte 4, une signature message M3. La fonction F12 passe en paramètres, une adresse @-Fl6 de fonction dite de retour, une variable dite de corrélation VC3 et la valeur du pointeur PZS(M3).

Une transition 40 est validée par un acquittement de la fonction F12, retourné par le pilote8. transition 40 refait passer la couche sécurité réseau9 dans état initial 12, La figure6 présente des états et transition du pilote8 de carte de cryptographie particulièrement adaptés pour s'interfacer avec les états et transitions la couche sécurité réseau9 conformeà l'invention, en référence aux figures3 et D'autres états du pilote, applicablesà la commande de la carte 4, ne sont pas décrits car ces autres états sortent du cadre de la présente invention. Les états décrits sont ceux qui correspondent aux traitement de cryptage et de décryptage. L'enseignement qui en résulte est applicableà l'authentification, la signature et ouà tout autre traitement de sécurisation tel que le résumé de message au moyen de la carte matérielle 4.

Dans un état initial 41, le pilote8 n'utilise aucune ressource du système. Une transition 42 est activée par l'appel de la fonctionF9, effectué dans l'état33 de la couche sécurité réseau9. Une transition 43 est activée par l'appel de la fonction F12, effectué dans l'état 36 de la couche sécurité réseau9. La transition 42 fait passer le pilote8 dans un état 44. Dans l'état 44, le pilote8 envoie immédiatement acquittement Acq(179) qui valide la transition37 et active la carte 4 pour effectuer un traitement matériel de décryptage du message Ml. carte 4 prend alors en charge le message Ml. Dès que la carte 4 est activée, une transition 46 refait passer le pilote dans l'état initial 41 qui le rend disponible pour prendre en charge d'autres demandes de traitement par la couche de sécurité réseau9.

Lorsque la carte 4 a terminé de décrypter le message Ml, une transition 48 fait passer le pilote dans un état50. Dans l'état50, le pilote effectue un branchement sur l'adresse @Fl3 de fonction de retour en communiquant le pointeur PZS(Ml) précédemment donnés dans l'état33 de la couche de sécurité réseau. Le pilote place également dans la variable de corrélation VC1, les coordonnées de miseà disposition du message Ml décrypté par la carte 4. Puis le pilote retourne dans son état initial La transition 43 fait passer le pilote8 dans un état 45. Dans l'état 45, le pilote8 envoie immédiatement acquittement Acq(Fl2) qui valide la transition 40 et active la carte 4 pour effectuer un traitement matéhel de cryptage du message M3. La carte 4 prend alors en charge le message M3. Dès que la carte 4 est activée, une transition 47 refait passer le pilote dans l'état initial 41 qui le rend disponible pour prendre en charge d'autres demandes de traitement par la couche de sécuhté réseau9.

Lorsque la carte 4 a terminé de crypter le message M3, une transition 49 fait passer le pilote dans un état51. Dans l'état51, le pilote effectue un branchement sur l'adresse @Fl6 de fonction de retour en communiquant le pointeur PZS(M3) précédemment donnés dans l'état36 de la couche de sécurité réseau. Le pilote place également dans la variable de corrélation VC3, les coordonnées de miseà disposition du message M3 crypté par la carte 4. Puis le pilote retoume dans son état initial 41.

En référenceà la figure5, une transition52 fait passer la couche sécurité réseau de l'état initial 12à un état56, une transition53 fait passer la couche sécurité réseau de l'état initial 12à un état57, une transition 54 fait passer la couche sécuirité réseau de l'état initial 12à un état58, une transition55 fait passer la couche sécuhté réseau de l'état initial 12à un état59. La transition est validée par le branchement sur l'adresse @Fl3 et la communication du pointeur PZS(Ml) effectués dans l'état50. Dans l'état56, la couche sécurité réseau9 restitue le contexte d'exécution sauvegardé dans la zone mémoire pointée par PZS(Ml). La couche de sécurité réseau9 se replace ainsi dans la configuration dans laquelle elle était lorsqu'elle était dans l'état25 pour le message Ml alors que le message Ml était pas décrypté. Cependant, le message étantà présent décrypté, la variable de corrélation VC1 valide immédiatement une transition60 qui replace couche de sécurité reseau dans son état initial 12. La vahable de corrélation VC1 met le message Ml' disposition de la couche de sécurité réseau9 pour mise' disposition d'autres fonctions de la couche réseau ou pour présenter le message Ml traité comme message de type M2, M3, M4 pour un autre traitement. Pour mettre le message Mlà disposition de la couche de sécuriité réseau9, la valeur de la vahable de corrélation VC1 est par exemple une valeur permettant de reprendre l'exécutionà un endroit adéquat.

La transition55 est validée par le branchement sur l'adresse @F16 et la communication du pointeur PZS(M3) effectués dans l'état51. Dans l'état59, la couchesécurité réseau9 restitue le contexte d'exécution sauvegardé dans la zone mémoire pointée par PZS(M3). La couche de sécurité réseau9 se replace ainsi dans la configuration dans laquelle elle était lorsqu'elle était dans l'état28 pour le message M3 alors que le message M3 n'était pas crypté. Cependant, le message étantà présent crypté, la variable de corrélation VC3 valide immédiatement une transition 64 qui replace couche de sécurité réseau dans son état initial 12. La vahable de corrélation met le message M3à disposition de la couche de sécurité réseau9 pour miseà disposition d'autres fonctions de la couche réseau7 ou pour présenter le message M3 traite comme message de type M2, Ml, M4 pour un autre traitement.

Demême, la transition53 est validée par le branchement sur l'adresse @Fl4 et la communication du pointeur PZS(M2) effectués dans un état non représenté du pilote8. [Dans l'état57, la couche de sécurité réseau9 restitue le contexte d'exécution sauvegardé dans la zone mémoire pointée par PZS(M2). La couche de sécurité réseau9 se replace ainsi dans la configuration dans laquelle elle était lorsqu'elle était dans l'état 26 pour le message M2 alors que le message M2 n'était pas authentifié. Cependant, le message étantà présent authentifié, la variable de corrélation valide immédiatement une transition62 qui replace la couche de sécurité réseau dans son état initial La variable de corrélation VC2 met le message M2à disposition de la couche de sécurité réseau9 pour miseà disposition d'autres fonctions de la couche réseau ou pour présenter le message M2 traité comme message de type Ml, M3, M4 pour un autre traitement.

De meme, la transition 54 est validée par le branchement sur l'adresse @Fl5 la communication du pointeur PZS(M4) effectués dans un état non représenté du pilote8. Dans l'état58, la couche de sécurité réseau9 restitue le contexte d'exécution sauvegardé dans la zone mémoire pointée par PZS(M4). La couche de sécurité réseau9 se replace ainsi dans la configuration dans laquelle elle était lorsqu'elle était dans l'etat 27 pour le message M4 alors que le message M2 n'était pas signé. Cependant, le message étantà présent signé, la variable de corrélation VC4 valide immédiatement une transition63 qui replace la couche de sécurité réseau dans son état initial 12. La variable de corrélation VC4 met le message M4à disposition de la couche de sécurité réseau9 pour miseà disposition d'autres fonctions de la couche réseau7 ou pour présenter le message M4 traité comme message de type*Ml, M3, M2 pour un autre traitement.

Prenons sur la figure 2 un cheminement10 de message crypté Ml de la carte réseau3 à la carte de cryptographie 4 suivi d'un cheminement11 du message décrypté Ml de la carte' la mémoire 2 pour sa présentation par exempleà la couche utilisateur5.

Lorsque le message Ml en provenance de la carte3 est transmisà la mémoire 2 selon la branche ascendante du cheminement10, sa présentationà la couche de sécurité réseau valide la transition13. La couche de sécurité réseau9 reste peu de temps dans l'état25 car la sauvegarde du contexte d'exécution est une opération relativement rapide.A la suite de l'état25, la couche de sécurité réseau9 reste peu de temps dans l'état33 car l'état 44 du pilote8 envoie l'acquittement Acq(F9) immédiatement après l'appel de la fonctionF9 sans attendre que le message Ml soit décrypté. La couche de sécurité réseau9 retourne donc rapidement dans son état initial 12. D'une part, ceci évite au système de resaler bloqué pendant le traitement de décryptage du message Ml car ce traitement est pris en charge par la carte 4 de façon asynchrone. D'autre part, ceci présente l'avantage de rendre la couche de sécurité réseau rapidementà nouveau disponible pour une présentation d'un autre messageà traiter. Lorsque le message Ml est rangé décrypté par la carte 4 en mémoire 2 selon une première branche ascendante du cheminement11, l'état50 pilote8 valide la transition52 de la couche sécurité réseau9. La couche de sécurité réseau9 reste peu de temps dans l'état56 qui en résulte, car la restitution du contexte d'exécutionCE est une opération relativement rapide. En fin de restitution de contexteCE, la transition 21 replace rapidement la couche de sécurité réseau9 dans l'état initial 12 car la valeur de corrélation VC1 met immédiatement le message Ml sous forme décryptéeà disposition de la couche sécurité réseau9 pour être retransmis, dans le de la figure 2,à la couche utilisateur5 selon une deuxième branche ascendante du cheminement11. Ainsi, le temps de décryptage du message Ml est totalement transparent pour la couche de sécurité réseau9, activée seulement un court instant après présentation du message Ml à décrypter, puis réactivée seulement un court instant après présentation du message Ml décrypté. Les cheminements10 et11 de la figure 2 sont symboliques dans le but uniquement de montrer l'intérèt de l'invention. L'homme du métier sait par ailleurs qu'une ou plusieurs couches peuvent séparer la couche réseau7 de la couche utilisateur5, telle qu'une couche transport de type connu TCP, non représentée de façonà ne pas surcharger inutilement la figure 2. D'autre part, le cheminement11 peut aussi être redirigé vers la carte3 par la couche réseau7 ouà nouveau vers la carte 4 pour un traitement subséquent.

Comme la couche noyau6 n'est pas bloquée en attente de de traitement d'un message, il est intéressant de faire prendre en charge d'autres messages qui se présententà la couche sécurité réseau9 alors qu'un premier message n'est pas encore terminé d'être traité.

En référenceà la figure7, pendant que le message Ml est pris charge par la carte 4 pour être décrypté, le pointeur PZS(Ml) a pour valeur celle d'un mot56 qui contient une adresse de début d'une zone52 de la mémoire 2. La zone52 contient le contexte d'exécutionCE lorsque la couche sécurité réseau était dans l'état25 pour le message Ml. Un mot55 est destinéà contenir une adresse suivant une dernière adresse de la zone52. Ainsi, le mot55 définit un pointeur de zone libre PZL sur une zone de sauvegarde de contexte d'exécution suivante53. Lorsqu'un autre message M'l se présenteà la couche de sécurité réseau7, la valeur du 55 est transférée dans un mot57 pour définir un nouveau pointeur PZS(M'l sur le début de la zone53 où est sauvegardé le contexte d'exécutionCE lorsque la couche sécurité réseau est dans l'état25 pour le message MI. Le mot55 est contient alors une adresse suivant une dernière adresse de la zone53. Ainsi, le mot55 définit un pointeur zone libre PZL sur une zone de sauvegarde de contexte d'exécution suivante 54, disponible pour le contexte d'exécutionCE liéà un nouveau message. Ce processus est répété pour tout nouveau message de façonà chaîner les sauvegardes de contexte d'exécutionCE.

de a une restitution de contexte d'exécutionCE dans l'état56 de la couche de sécurité réseau, l'adresse de début de la zone de sauvegarde libérée est prise comme adresse suivante de la dernière zone de sauvegarde occupée selon un mécanisme de chaînage classique.

est possible d'utiliser une structure de données semblableà celle qui vient d'etre décrite, distincte pour chacun des états25, 26, 27, 28 de la couche de sécurité réseau, ou communeà tous les états25, 26, 27, 28, auquel cas les mots56, 57 peuvent contenir des PZS(MI), PZS(M2), PZS(M3), PZS(M4) pour l'un quelconque de ces états.

La couche de sécurité réseau peut être programmée de différentes manières pour mettre en oeuvre les états précédemment décrits. Un procédé de réalisation de code de la couche de sécudté réseau9 à partir d'une couche de sécurité réseau standard telle que par exemple la couche Ipsec de LINUX, comprend essentiellement deux étapes.

La première étape est expliquée en référenceà la figure8. Dans la couche noyau du dispositif informatique1, une première séquence de code75 est destinéeà être activée par une présentation de message Ml, M2, M3 ou M4 auquel appliquer un traitement de sécurisation, décryptage, authentification, cryptage ou signature. Dans la couche de sécurité réseau standard, la séquence de code75 est constituée de plusieurs lignes de code standard qui ne font pas l'objet de la présente invention. On distingueà ce stade uniquement une ligne76 et une dernière ligne de la séquence75 repérée par un indicateur de Fin. La ligne76 contient un appelà la fonction de traitement de sécurisation standard, par exemple la première fonction FI si la séquence de code75 est celle activée par la présentation du message Ml- La première séquence de code75 est modifiée en insérant avant la ligne une deuxième séquence de code77. La séquence de code77 commence parou plusieurs lignes F5(CE) qui sauvegardent le contexte d'exécutionCE en cours lorsque la première sequence est activée, c'està dire essentiellement les valeurs des variables locales et globales utilisées dans la séquence de code75. Le code de sauvegarde consiste alors en des écritures des valeurs de ces variables dans une zone la mémoire 2, repérée par le pointeur PZS(Ml).

A la suite lignes F5(CE), la séquence77 contient le code d'appelà une deuxième fonction de sécurisation, par exemple la fonction F9(@Fl3, VC1, PZS(Ml dans le cas ici décrit. deuxième fonction est destinéeà être exécutée par le pilote8. Les paramètres passés sont essentiellement une adresse de fonction @Fl3 et le pointeur PZS sur la zone de sauvegarde.

La séquence de code77 se termine par un branchement sur la dernière ligne de la séquence code75 de type "Goto Fin".

La deuxième étape est expliquée en référenceà la figure9. La première séquence de code75 est copiée de façonà générer une troisième séquence de code prise comme étant le code de la fonctionFI 3 dont l'adresse@F13 est repérée par pointeur 81. Une quatrième séquence de code80 est insérée après la ligne76 de la séquence 78. La séquence80 est repérée par une étiquette et contient des instructions lecture de la zone mémoire indiquée par le pointeur PZS. Une ligne79 est insérée début de séquence78. La ligne79 contient une instruction de branchement "Goto Etiquette" sur la séquence de code80.

La couche de sécurité réseau(9) obtenue par le procédé précédemment décrit, est plus rapide que la couche de sécurité réseau standard d'origine. En effet, dans la couche de sécurité standard, l'exécution de la séquence75 non modifiée s'effectue de la façon suivante. Les instructions de code standard qui précèdent la ligne76 sont exécutées. La ligne76 effectue un appelà la fonction de traitement standard FI. Les instructions de code standard suivant la ligne76 sont exécutées après le retour de la fonction qui indique la fin de traitement du message. Or un traitement de cryptographie est long par nature. Ceci a pour effet de retarder l'atteinte en exécution de la dernière ligne "Fin" de la séquence75 non modifiée.

Dans la couche de sécurité réseau obtenue par le procédé, l'exécution de la séquence 75 modifiée s'effectue de la façon suivante. Les instructions de code standard qui précèdent la ligne et la séquence77 sont exécutées. La ligne76 et les lignes suivantes de la séquence75 ne sont jamais exécutéesà cause du premier branchement sur la demière ligne de la séquence75. Le premier branchement est effectué rapidement car la fonctionF9 envoie immédiatement un acquittement avant le message ne soit terminé d'être traité. Lorsque le traitement du message est terminé, le pilote8 déclenche exécution de la séquence de code78 au moyen de l'adresse @F13. La ligne de code76 et les lignes de code de la séquence78 qui précèdent ne sont jamais exécutéesà cause du branchement en début de séquence78 sur la séquence80 qui permet l'exécution des lignes de code suivantes, masquant ainsi le temps de traitement message.

Le dispositif informatique qui vient d'être décrit permet de mettre en oeuvre un procédé d'obtention d'un message sécuhsé à partir d'un autre message.

En référenceà la figure10, sur présentation dudit autre messageà la couche de sécurité réseau, dans une première étape82, le contexte d'exécution en cours est sauvegardé. Cette étape est réalisée dans l'un des états25, 26, 27, 28 de la couche 9. Dans une deuxième étape83, une requête de traitement de sécuhsation est émise depuis la couche9, dans l'un des états33, 34,35, 36, vers un élément extérieurà la couche9, de façon' ce que la couche9 soit remise dans son état initial qui n'utilise aucune ressource du dispositif. Les étapes82 et83 sont mises en oeuvre au moyen de la séquence77. Après que l'élément extéheur ait traité ledit autre message, le contexte sauvegardé est restitué dans une étape 84 de façonà produire le message sécurisé.

Ce procédé présente l'avantage de pouvoir produire des messages sécurisés en grand nombre car l'étape 84 peut être activée après plusieurs activations successives des étapes82, 83 pour différents messages.

Claims

REVENDICATIONS: 1. Dispositif informatique comprenant une mémoire (2) et une couche de sécurité réseau(9) pour appliquer traitement de sécuhsation sur présentation d'un message (Ml) dans la mémoire (2), caractérisé en ce que: - la présentation du message (Ml) fait passer la couche de sécurité réseau(9) d'un état initial (12)à un premier état(25) qui réalise une sauvegarde de contexte d'exécution (CE) dans une zone(52) de mémoire (2); - la réalisation de la sauvegarde du contexte d'exécution(CE), fait passer la couche de sécurité réseau du premier état(25) à un deuxième état(33) qui appelle une première fonction(F9) de traitement message (Ml), en passant comme paramètres de ladite première fonction(F9), au moins une adresse (@Fl3) de deuxième fonction (Fl3) et un pointeur PZS(Ml) sur la zone(52) de la mémoire (2); - un acquittement de la première fonction (F9) avant traitement du message (Ml), fait immédiatement repasser la couche de sécurité réseau dans l'état initial (12); - un branchement sur l'adresse (@Fl3) de deuxième fonction, fait passer la couche de sécurité réseau(9) de l'état initial (12)à un troisième état(56) qui réalise une restitution du contexte d'exécution(CE) avant de faire repasser la couche de sécurité réseau(9) dans l'état initial. 2. Dispositif informatique(1 selon la revendication1, caractérisé en ce que plusieurs pointeurs PZS(MI), PZS(M'l) sont chaînés de façonà pouvoir être restitués lors du branchement sur ladite adresse (@F13). 3. Dispositif informatique selon la revendication1 ou 2, caractérisé en ce que l'appel de la première fonction(F9) fait passer comme paramètre une variable de corrélation (VC1), restituée lors du branchement sur l'adresse (@Fl3). 4. Procédé de réalisation code d'une couche rapide de sécuhté réseau(9) à partir de code d'une couche standard de sécurité réseau dans une couche noyau(6) d'un dispositif informatique(1), caractérisé en ce qu'il comprend: - une première étape pour modifier dans le code de ladite couche standard, une première séquence de code destinéeà être activée par une présentation de message auquel appliquer un traitement de sécurisation, en insérant dans la première séquence, avant un appelà une première fonction de sécurisation (171), une deuxième séquence code qui: - commence par une sauvegarde d'un contexte d'exécution(CE) en cours lorsque la première séquence est exécutée, - fait un appelà une deuxième fonction de sécurisation(F9), - termine par un premier branchement sur la fin de la première séquence code; - une deuxième étape pour générer une troisième séquence de code d'une troisième fonction (Fl3) en copiant ladite première séquence de code modifiée puis en insérant dans ladite troisième séquence de code: - après l'appelà la première fonction (Fl), une quatrième séquence de code restitution du contexte d'exécution(CE) sauvegardé, - en début de troisième séquence, un deuxième branchement sur ladite quatrième séquence de code. 5. Procédé pour obtenir un message sécuriséà partir d'un autre message, au moyen d'un dispositif informatique(1) comprenant une couche de sécurité réseau(9) à laquelle est présenté ledit autre message, caractérisé en ce qu'il comprend: - une première étape pour sauvegarder un contexte d'exécution de la couche de sécurité réseau après présentation du dit autre message; - une deuxième étape dans laquelle la couche de sécurité réseau émet une requête traitement de sécurisation vers un élément extérieurà la couche de sécurité réseau telle que ledit élément extérieur acquitte immédiatement cette requête de façonà mettre la couche de sécurité réseau dans un état initial qui n'utilise aucune ressource du dispositif informatique(1); - une troisième étape dans laquelle ledit élément extérieur active une restitution du contexte d'exécution sauvegardé dans la couche de sécurité réseau en présentant le message sécurisé par le traitement de sécurisation qui résulte de ladite requête.