Dans cette thèse, nous examinons le canal wiretap de Wyner dans la pratique, pour atteindre la sécurité en terme de théorie de l'information. Ce type d'approche de la sécurité a longtemps été écarté des applications pratiques. Ceci est principalement dû à une définition légèrement différente de la sécurité (Sécurité forte vs sécurité sémantique), en plus du fait que ces méthodes sont étudiées de manière asymptotique, donc pas en pratique. Les spécialistes ont donc préféré des solutions cryptographiques sur les couches supérieures du réseau afin d'assurer la sécurité. Cependant, il a été montré que ces définitions de la sécurité sont en fait équivalentes les unes aux autres. De plus, nous montrons que le comportement asymptotique des codes polaires, utilisés sur un canal wiretap, appelés codes polaires wiretap, est compatible avec son comportement asymptotique, ce qui rend les codes polaires wiretap utiles pour des applications pratiques. Un autre avantage principal de l'utilisation de la sécurité de la couche physique est que les types de réseaux émergents tels que les réseaux de capteurs, les réseaux ad hoc qui passent par plusieurs intermédiaires de la source à la destination, ou les réseaux d'identification par radiofréquence (RFID), sont de faible complexité, sur lesquels la gestion des clés cryptographiques, ainsi que la complexité de calcul rendent l'utilisation des techniques cryptographiques typiques difficile. Nous nous appuyons principalement sur les schémas présentés par Vardy et al. pour obtenir un secret faible et fort. Étant donné que nous utilisons ces schémas dans des longueurs de bloc finies, des fuites d'informations peuvent se produire. Il existe des méthodes dans la littérature pour calculer et estimer cette fuite d'information, mais nous montrons comment ces méthodes sont soit infaisables en pratique, soit simplement inexactes. De plus, nous introduisons une nouvelle méthode, pour estimer cette fuite, qui s'avère être très précise et plus légère en calcul que les méthodes connues. D'autre part, nous étudions également la construction pratique de codes polaires wiretap à longueur de bloc finie et examinons l'impact des principaux paramètres de construction sur le taux de code réalisable et la fuite d'information. Enfin, nous présentons notre banc d'essai, utilisé pour mettre en œuvre les codes polaires wiretap en pratique, en utilisant un émetteur et deux récepteurs, simulant le récepteur légitime et l'espion. Nous montrons que plus l'espion est éloigné de l'émetteur, plus il y a de bruit, et donc une moins bonne capacité de décodage, et qu'au-delà d'une certaine distance, il est incapable de décoder quoi que ce soit, et reçoit une image très bruyante, de laquelle aucune information utile ne peut être extraite.
Dans cette thèse, nous examinons le canal wiretap de Wyner dans la pratique, pour atteindre la sécurité en terme de théorie de l'information. Ce type d'approche de la sécurité a longtemps été écarté des applications pratiques. Ceci est principalement dû à une définition légèrement différente de la sécurité (Sécurité forte vs sécurité sémantique), en plus du fait que ces méthodes sont étudiées de manière asymptotique, donc pas en pratique. Les spécialistes ont donc préféré des solutions cryptographiques sur les couches supérieures du réseau afin d'assurer la sécurité. Cependant, il a été montré que ces définitions de la sécurité sont en fait équivalentes les unes aux autres. De plus, nous montrons que le comportement asymptotique des codes polaires, utilisés sur un canal wiretap, appelés codes polaires wiretap, est compatible avec son comportement asymptotique, ce qui rend les codes polaires wiretap utiles pour des applications pratiques. Un autre avantage principal de l'utilisation de la sécurité de la couche physique est que les types de réseaux émergents tels que les réseaux de capteurs, les réseaux ad hoc qui passent par plusieurs intermédiaires de la source à la destination, ou les réseaux d'identification par radiofréquence (RFID), sont de faible complexité, sur lesquels la gestion des clés cryptographiques, ainsi que la complexité de calcul rendent l'utilisation des techniques cryptographiques typiques difficile. Nous nous appuyons principalement sur les schémas présentés par Vardy et al. pour obtenir un secret faible et fort. Étant donné que nous utilisons ces schémas dans des longueurs de bloc finies, des fuites d'informations peuvent se produire. Il existe des méthodes dans la littérature pour calculer et estimer cette fuite d'information, mais nous montrons comment ces méthodes sont soit infaisables en pratique, soit simplement inexactes. De plus, nous introduisons une nouvelle méthode, pour estimer cette fuite, qui s'avère être très précise et plus légère en calcul que les méthodes connues. D'autre part, nous étudions également la construction pratique de codes polaires wiretap à longueur de bloc finie et examinons l'impact des principaux paramètres de construction sur le taux de code réalisable et la fuite d'information. Enfin, nous présentons notre banc d'essai, utilisé pour mettre en œuvre les codes polaires wiretap en pratique, en utilisant un émetteur et deux récepteurs, simulant le récepteur légitime et l'espion. Nous montrons que plus l'espion est éloigné de l'émetteur, plus il y a de bruit, et donc une moins bonne capacité de décodage, et qu'au-delà d'une certaine distance, il est incapable de décoder quoi que ce soit, et reçoit une image très bruyante, de laquelle aucune information utile ne peut être extraite.
Sécurité de la couche physique : codes polaires wiretap pour des communications sécurisées Dans cette thèse, nous examinons le canal wiretap de Wyner dans la pratique, pour atteindre la sécurité en terme de théorie de l'information. Ce type d'approche de la sécurité a longtemps été écarté des applications pratiques. Ceci est principalement dû à une définition légèrement différente de la sécurité (Sécurité forte vs sécurité sémantique), en plus du fait que ces méthodes sont étudiées de manière asymptotique, donc pas en pratique. Les spécialistes ont donc préféré des solutions cryptographiques sur les couches supérieures du réseau afin d'assurer la sécurité. Cependant, il a été montré que ces définitions de la sécurité sont en fait équivalentes les unes aux autres. De plus, nous montrons que le comportement asymptotique des codes polaires, utilisés sur un canal wiretap, appelés codes polaires wiretap, est compatible avec son comportement asymptotique, ce qui rend les codes polaires wiretap utiles pour des applications pratiques. Un autre avantage principal de l'utilisation de la sécurité de la couche physique est que les types de réseaux émergents tels que les réseaux de capteurs, les réseaux ad hoc qui passent par plusieurs intermédiaires de la source à la destination, ou les réseaux d'identification par radiofréquence (RFID), sont de faible complexité, sur lesquels la gestion des clés cryptographiques, ainsi que la complexité de calcul rendent l'utilisation des techniques cryptographiques typiques difficile. Nous nous appuyons principalement sur les schémas présentés par Vardy et al. pour obtenir un secret faible et fort. Étant donné que nous utilisons ces schémas dans des longueurs de bloc finies, des fuites d'informations peuvent se produire. Il existe des méthodes dans la littérature pour calculer et estimer cette fuite d'information, mais nous montrons comment ces méthodes sont soit infaisables en pratique, soit simplement inexactes. De plus, nous introduisons une nouvelle méthode, pour estimer cette fuite, qui s'avère être très précise et plus légère en calcul que les méthodes connues. D'autre part, nous étudions également la construction pratique de codes polaires wiretap à longueur de bloc finie et examinons l'impact des principaux paramètres de construction sur le taux de code réalisable et la fuite d'information. Enfin, nous présentons notre banc d'essai, utilisé pour mettre en œuvre les codes polaires wiretap en pratique, en utilisant un émetteur et deux récepteurs, simulant le récepteur légitime et l'espion. Nous montrons que plus l'espion est éloigné de l'émetteur, plus il y a de bruit, et donc une moins bonne capacité de décodage, et qu'au-delà d'une certaine distance, il est incapable de décoder quoi que ce soit, et reçoit une image très bruyante, de laquelle aucune information utile ne peut être extraite.
Amélioration de la sécurité de la couche physique grâce à la diversité des fréquences et des espaces La sécurité de la couche physique (PLS) est un paradigme émergent qui se concentre sur l'utilisation des propriétés de la communication sans fil, telles que le bruit, l'évanouissement, la dispersion, l'interférence, la diversité, etc. pour assurer la sécurité entre les utilisateurs légitimes en présence d'un espion. Comme le PLS utilise des techniques de traitement du signal et de codage, il intervient au niveau de la couche physique et peut donc garantir le secret quelle que soit la puissance de calcul de l'espion. Cela en fait une approche intéressante pour compléter la cryptographie traditionnelle dont le principe de sécurité est basé sur la dureté informatique de l'algorithme de cryptage qui ne peut pas être facilement cassé par un espion. En outre, les récents progrès rapides des technologies de communication sans fil ont permis l'émergence et l'adoption de technologies telles que l'internet des objets, les communications ultra-fiables et à faible latence, les communications massives de type machine, les véhicules aériens sans pilote, etc. La plupart de ces technologies sont décentralisées, limitées en ressources de calcul et de puissance, et sensibles aux délais. La plupart de ces technologies sont décentralisées, limitées en ressources de calcul et de puissance, et sensibles aux délais. Cela fait du PLS une alternative très intéressante pour assurer la sécurité dans ces technologies. À cette fin, dans cette thèse, nous étudions les limites de la mise en œuvre pratique de la PLS et proposons des solutions pour relever ces défis. Tout d'abord, nous étudions le défi de l'efficacité énergétique de la PLS par l'injection de bruit artificiel (AN) dans un contexte massif d'entrées multiples et de sorties multiples (MIMO). La grande matrice de précodage dans le contexte MIMO massif contribue également à un signal d'émission avec un rapport élevé entre la puissance de crête et la puissance moyenne (PAPR). Cela nous a incités à proposer un nouvel algorithme, appelé PAPR-Aware-Secure-mMIMO. Dans ce schéma, les informations instantanées sur l'état du canal (CSI) sont utilisées pour concevoir un AN tenant compte du PAPR qui assure simultanément la sécurité tout en réduisant le PAPR. Ensuite, nous considérons le PLS par adaptation du canal. Ces schémas PLS dépendent de la précision de la CSI instantanée et sont inefficaces lorsque la CSI est imprécise. Toutefois, la CSI peut être inexacte dans la pratique en raison de facteurs tels qu'un retour d'information bruyant, une CSI périmée, etc. Pour résoudre ce problème, nous commençons par proposer un schéma PLS qui utilise le précodage et la diversité pour fournir le PLS. Nous proposons ensuite un réseau neuronal autoencodeur peu complexe pour débruiter la CSI imparfaite et obtenir des performances PLS optimales. Les modèles d'autoencodeur proposés sont appelés respectivement DenoiseSecNet et HybDenoiseSecNet. Enfin, nous étudions les performances de la PLS dans le cas d'une signalisation à alphabet fini. Les signaux gaussiens ont une grande complexité de détection parce qu'ils prennent un continuum de valeurs et ont des amplitudes non limitées. Dans la pratique, on utilise des entrées de canal discrètes parce qu'elles permettent de maintenir une puissance de transmission de crête et une complexité de réception modérées. Cependant, elles introduisent des contraintes qui affectent de manière significative la performance du PLS, d'où la contribution de cette thèse. Nous proposons d'utiliser des clés dynamiques pour partitionner les espaces de modulation de manière à ce qu'ils profitent à un récepteur légitime et non à un espion. Ces clés sont basées sur le canal principal indépendant et leur utilisation pour la partition conduit à des régions de décision plus grandes pour le récepteur prévu et plus petites pour l'espion. Ce système est appelé modulation partitionnée par index (IPM).
La cryptographie fondée sur les réseaux euclidiens représente une alternative prometteuse à la cryptographie asymétrique utilisée actuellement, en raison de sa résistance présumée à un ordinateur quantique universel. Cette nouvelle famille de schémas asymétriques dispose de plusieurs atouts parmi lesquels de fortes garanties théoriques de sécurité, un large choix de primitives et, pour certains de ses représentants, des performances comparables aux standards actuels. Une campagne de standardisation post-quantique organisée par le NIST est en cours et plusieurs schémas utilisant des réseaux euclidiens font partie des favoris. La communauté scientifique a été encouragée à les analyser car ils pourraient à l'avenir être implantés dans tous nos systèmes. L'objectif de cette thèse est de contribuer à cet effort. Nous étudions la sécurité de ces nouveaux cryptosystèmes non seulement au sens de leur résistance à la cryptanalyse en ''boîte noire'' à l'aide de moyens de calcul classiques, mais aussi selon un spectre plus large de modèles de sécurité, comme les attaques quantiques, les attaques supposant des failles d'utilisation, ou encore les attaques par canaux auxiliaires. Ces différents types d’attaques ont déjà été largement formalisés et étudiés par le passé pour des schémas asymétriques et symétriques pré-quantiques. Dans ce mémoire, nous analysons leur application aux nouvelles structures induites par les réseaux euclidiens. Notre travail est divisé en deux parties complémentaires : les contremesures et les attaques. La première partie regroupe nos contributions à l'effort actuel de conception de nouvelles protections algorithmiques afin de répondre aux nombreuses publications récentes d’attaques par canaux auxiliaires. Les travaux réalisés en équipe auxquels nous avons pris part on abouti à l'introduction de nouveaux outils mathématiques pour construire des contre-mesures algorithmiques, appuyées sur des preuves formelles, qui permettent de prévenir systématiquement les attaques physiques et par analyse de temps d'exécution. Nous avons ainsi participé à la protection de plusieurs schémas de signature fondés sur les réseaux euclidiens comme GLP, BLISS, qTesla ou encore Falcon. Dans une seconde partie consacrée à la cryptanalyse, nous étudions dans un premier temps de nouvelles attaques qui tirent parti du fait que certains schémas de chiffrement à clé publique ou d'établissement de clé peuvent échouer avec une faible probabilité. Ces échecs sont effectivement faiblement corrélés au secret. Notre travail a permis d’exhiber des attaques dites « par échec de déchiffrement » dans des modèles de failles d'utilisation ou des modèles quantiques. Nous avons d'autre part introduit un outil algorithmique de cryptanalyse permettant d’estimer la sécurité du problème mathématique sous-jacent lorsqu’une information partielle sur le secret est donnée. Cet outil s’est avéré utile pour automatiser et améliorer plusieurs attaques connues comme des attaques par échec de déchiffrement, des attaques classiques ou encore des attaques par canaux auxiliaires.
La cryptographie moderne a un ennemi de taille à l'horizon : la montée inévitable des ordinateurs quantiques. Cependant, cette même puissance de calcul permettrait également de trouver des solutions sur des tâches cryptographiques qui sont tout simplement impossibles à réaliser avec la technologie actuelle. Dans cette thèse, nous mettons les pieds dans un univers où le quantique est omniprésent en y présentant notamment deux principales contributions. Nous mettons en avant à la fois des nouveaux modèles et de nouvelles analyses de sécurité pour deux primitives cryptographiques : les chiffrements et les preuves à divulgation nulle de connaissance non interactives. Les définitions usuelles de sécurité de ces primitives requièrent intrinsèquement la capacité d'enregistrer et de comparer des chaînes classiques. Cependant, les tâches d'enregistrement et de comparaison sont extrêmement difficiles dans le monde quantique en raison du principe d'incertitude. Nous proposons deux alternatives afin de surmonter cette barrière. De plus, nos notions de sécurité sont les premières à prendre pleinement en compte les attaques quantiques dans lesquelles les attaquants peuvent interagir avec les utilisateurs finaux sur des canaux quantiques. D'autre part, nous montrons que la disponibilité des ordinateurs quantiques se révèle être également à l'avantage des cryptographes, même lorsque les utilisateurs finaux n'utilisent que des communications classiques. En particulier, nous présentons un protocole interactif entre une Alice classique et un Bob quantique. Ce dispositif permet à Alice d'envoyer un état quantique caché non clonable à Bob par des canaux classiques. En outre, cet état quantique non clonable établit une forte propriété dite de monogamie de l'intrication, qui décrit les limites de la force des corrélations multipartites quantiques. Enfin, nous appliquons notre protocole et nous donnons les premiers schémas semi-quantiques de protection contre la copie.
Le sujet de cette thèse est la cryptographie et son interconnexions avec la théorie des codes. En particulier, on utilise des techniques issues de la théorie des codes pour construire et analyser des protocoles cryptographiques avec des propriétés nouvelles ou plus avancées. On se concentre d'abord sur le partage de secret ou secret sharing, un sujet important avec de nombreuses applications pour la Cryptographie actuelle. Dans la variante à laquelle on s'intéresse, un schéma de partage de secret reçoit en entrée un élément secret, et renvoie en sortie n parts de telle façon que chaque ensemble de parts de taille suffisamment petite ne donne aucune information sur le secret (confidentialité), tandis que chaque ensemble de taille suffisamment grande permet de reconstituer le secret (reconstruction). Un schéma de partage de secret peut donc être vu comme une solution à un problème de communication où un émetteur Alice est connectée avec un destinataire Bob par n canaux distincts, dont certains sont contrôlés par un adversaire Ève. Alice peut utiliser un schéma de partage de secret pour communiquer un message secret a Bob de telle façon qu'Ève n'apprenne aucune information sur le secret en lisant les données transmises sur les canaux qu'elle contrôle, tandis que Bob peut recevoir le message même si Ève bloque ces dits canaux. Notre contributions au partage de secret concernent ses liens avec la théorie des codes ; comme les deux domaines partagent un même but (récupérer des données à partir d'informations partielles), ce n'est pas surprenant qu'ils aient connu une interaction longue et fertile. Plus précisément, Massey commença une analyse fructueuse à propos de la construction et de l'étude d'un schéma de partage de secret à partir d'un code correcteur. L'inconvénient de cette analyse est que la confidentialité d'un schéma de partage de secret est estimé grâce au dual du code sous-jacent ; cela peut être problématique vu qu'il pourrait ne pas être possible d'obtenir des codes avec des propriétés souhaitables qui aient aussi un bon code dual. On contourne ce problème en établissant une connexion nouvelle entre les deux domaines, telle que la confidentialité d'un schéma de partage de secrets n'est plus contrôlée par le dual du code sous-jacent. Cela nous permet d'exploiter complètement le potentiel de certaines constructions récentes de codes pour obtenir des meilleurs schémas; on illustre ceci avec deux applications. Premièrement, en utilisant des codes avec codage et décodage en temps linéaire on obtient une famille de schémas de partage de secret où le partage (calcul des parts issues du secret) tout comme la reconstruction peuvent s'effectuer en temps linéaire ; pour des seuils de confidentialité et de reconstruction croissants, ceci restait jusqu'à présent un problème ouvert. Deuxièmement, on utilise des codes avec décodage en liste pour construire des schémas de partage de secret robustes, c'est-à-dire des schémas qui peuvent reconstituer le secret même si certaines parts sont incorrectes, sauf avec une petite probabilité d'erreur. etc...
Cryptographie classique et post-quantiqueCes nouvelles solutions doivent s'appuyer sur des problèmes mathématiques qui ne sont pas vulnérables à l'avantage qu'ont les ordinateurs quantiques sur les primitives cryptographiques se basant sur des problèmes mathématiques dits "standards".Ces outils mathématiques "standards" se composent notamment du cryptosystème RSA [RSA78] (du nom de ses auteurs Rivest, Shamir et Adleman) qui repose sur le problème de la factorisation, ou du cryptosystème El-Gamal reposant sur le problème du logarithme discret.Dans le cas des cryptosystèmes de type RSA, la clé secrète est composée entre autre de deux nombres premiers p et q dont leur produit N = p×q fait partie de la clé publique.Un attaquant qui arriverait donc à factoriser le nombre N pour retrouver les deux nombres premiers p et q, pourrait attaquer la sécurité des schémas de type RSA.Concernant les cryptosystèmes basés sur le logarithme discret, on considère un groupe G bien choisi, le plus souvent d'ordre premier p.On va ensuite choisir aléatoirement un entier a comme partie de la clé secrète et son pendant publique qui lui est associé est g a avec g un élément choisi aléatoirement dans le groupe G. On définit alors le problème du logarithme discret, demandant de retrouver l'entier a à partie de l'élément g a appartenant au groupe G.Ces deux types de problèmes ont été à l'origine de nombreux schémas cryptographiques sûrs et proposant une efficacité très attractive mais, comme énoncé précédemment, ils seront vulnérables dans une ère post-quantique.En effet, conserver leur sécurité impli- ContributionsDans la suite de cette introduction, je vais détailler les contributions que j'ai pu apportées durant mes 3 années de thèses, qui concernent principalement la conception de schémas cryptographiques respectueux de la vie privée, ainsi que l'adaptation en cas Signatures de groupesMa première contribution concerne la construction d'une signature de groupe sur les réseaux euclidiens, à laquelle nous ajoutons quelques propriétés attractives.Par définition, une signature de groupe est un schéma permettant à un groupe d'utilisateurs de signer au nom de ce même groupe, tout en restant anonyme parmi ses membres.Elles fournissent une caractéristique supplémentaire qui est de permettre "l'ouverture" d'une signature pour en retrouver le membre du groupe qui en est à l'origine.Ces schémas ont de nombreuses applications dans la vie courante.Prenons par exemple un cas où une personne doit prouver qu'elle a un certain âge (par exemple moins de 25 ans pour pouvoir prétendre à une réduction), il suffirait qu'elle produise sa carte d'identité qui contient sa date de naissance et donc son âge.Cependant en produisant ainsi sa carte d'identité, elle fournit par la même occasion son nom, son adresse..., alors que seul le fait qu'elle appartient au groupe des moins de 25 ans est nécessaire.Les signatures de groupes permettent donc d'éviter de tels désagréments.Il existe à ce jour de nombreux schémas de signature de groupe, mais les plus efficaces d'entre eux s'appuient sur des hypothèses qui ne résisteraient pas à un ordinateur quantique, tels que le logarithme discret défini précédemment.C'est pourquoi depuis une dizaine d'années, un grand nombre de constructions basées sur les réseaux euclidiens ont été conçues ([Gol+10; Lag+13; Lan+14; Lib+16b; Lin+17]...).Ces constructions doivent cependant se plier à l'inefficacité, sur les réseaux, des preuves de connaissance à divulgation nulle de connaissance nécessaires pour de telles constructions dans le modèle habituel de Bellare et al [BMW03].Cependant en 2019, un nouveau schéma publié à Eurocrypt par Kastumata et Yamada [KY19] s'écarte de ce modèle habituel.Leur construction s'appuie sur des primitives plus récentes telles que les signatures basées sur les attributs pour court-circuiter les problèmes d'inefficacité, en plus de reposer sur un modèle de sécurité plus commun.À partir de cette nouvelle construction nous proposons un schéma de signature de groupe basé sur les réseaux qui bénéficie des mêmes avantages que le schéma de [KY19] et nous ajoutons en plus une nouvelle propriété appelée forward security.Celle-ci permet de diviser le temps en plusieurs périodes, de sorte que les clés secrètes de tous les membres du groupe sont mises à jour à chaque nouvelle période de temps sans possibilité de récupérer Signature aveugleLes signatures aveugles ont été introduites en 1982 par Chaum [Cha82] pour le cas d'usage précis de la monnaie électronique.L'idée d'une signature aveugle est la suivante: un utilisateur veut générer une signature sur un message de son choix, cependant il ne possède pas la clé secrète lui permettant de générer une telle signature.Pour palier ce problème, il a la possibilité d'interagir avec une autorité qui possède cette clé secrète et qui est alors vu comme un signeur.Cependant l'utilisateur requiert que la signature qu'il va sortir à la fin de l'interaction avec le signeur ne puisse pas être tracée par ce dernier.Pour en revenir au cas d'usage de la monnaie électronique, ce type de schéma permet donc à un utilisateur de faire certifier de la monnaie électronique à une autorité (une banque par exemple), sans que celle-ci puisse retrouver l'identité de l'utilisateur lorsque celui-ci la dépense.Concernant les constructions existantes, elles sont nombreuses et très efficaces sur la cryptographie "classique".Nous pouvons notamment citer le schéma Blind RSA [Fer93] qui se base sur le cryptosystème RSA, tandis que l'histoire des signatures aveugles sur les réseaux euclidiens est bien plus complexes.Tout d'abord il n'existe qu'un seul modèle de construction basé sur un schéma d'identification de Lyubashevsky [Lyu08].Ce modèle requiert 3 échanges entre l'utilisateur et le signeur, comme d'autres schémas tel que Okamoto-Schnorr [Oka92], à contrario d'autres constructions comme blind RSA qui n'en demandent que 2.De plus toutes les constructions sur les réseaux euclidiens ont vu leur preuve de sécurité invalidées par un papier de Hauck et al [Hau+20] publié à Crypto 2020.En effet pour prouver qu'un utilisateur malhonnête ne peut pas générer plus de signatures qu'autorisées, une propriété appelée one-more unforgeability est nécessaire.Une modèle de preuve a été proposé par Pointcheval et Stern [PS00] pour des constructions basées sur des groupes finis, dans lesquels un élément secret était choisi aléatoirement dans tout le groupe.La différence sur les réseaux euclidiens vient du fait qu'une clé secrète est habituellement un petit élément de l'ensemble considéré, ce qui interdit toute adaptation directe sur les réseaux euclidiens de la preuve de Pointcheval et Stern.Dans notre construction, nous revenons sur cette preuve et sur la solution apportée par Hauck et al. [Hau+20] qui souffre d'un manque d'efficacité.Concernant notre construction, notre sécurité repose sur une conjecture qui n'a pas été prouvée.Tout d'abord, notre solution gagne en efficacité en utilisant l'avantage de distributions gaussiennes sur des distributions uniformes.De plus, nous utilisons des outils tels que les trappes sur les réseaux euclidiens pour effacer toute trace d'abandon durant le protocole de signature aveugle, notre construction étant la seule n'ayant pas recours aux abandons, qui est un impact négatif sur l'efficacité.Finalement, nous proposons une variante appelée signature partiellement aveugle, qui permet à l'utilisateur et au signeur d'inclure une information publique, sur laquelle ils se sont mis d'accord en amont de la génération de la signature.Notre construction n'entraîne quasiment aucun coût supplémentaire par rapport à la signature aveugle.Ce travail est décrit dans le chapitre 5 de cette thèse.