Sécurité Informatique - Examen Principal 2017/2018

QCM

Question 1 - Critères de sécurité non adaptés

L'option qui n'est pas adaptée à un système d'information est l'Insolvabilité. Les critères classiques de la sécurité de l'information forment le modèle DIC (Disponibilité, Intégrité, Confidentialité) ou se basent sur la non-répudiation et l'authentification. L'insolvabilité est un terme financier.

Question 2 - Service de la stéganographie

La stéganographie permet de réaliser la Confidentialité. En dissimulant l'existence même du message au sein d'un autre média (image, texte, audio), elle s'assure que le secret ne soit connu que des parties légitimes.

Question 3 - Critère non réalisé par la cryptographie

La cryptographie ne permet pas de réaliser la Disponibilité. Elle assure la confidentialité (chiffrement), l'intégrité (hachage) et l'authentification (signatures). La disponibilité est assurée par d'autres moyens matériels ou logiciels (redondance, sauvegardes, répartition de charge).

Question 4 - Chiffrement asymétrique

L'expéditeur emploie La clé publique du destinataire. Pour que seul le destinataire légitime puisse déchiffrer le message, les données doivent être chiffrées avec sa clé publique. Il sera le seul à posséder la clé privée correspondante pour les lire.

Question 5 - Caractéristique non biométrique

La proposition qui ne caractérise pas ces systèmes est : Exactitude, faible coût. Les systèmes biométriques sont généralement coûteux à déployer et présentent toujours des taux d'erreurs incompressibles (Faux Acceptés, Faux Rejetés).

Question 6 - Signatures numériques vs MAC

Les signatures numériques assurent la non-répudiation absolue. Contrairement aux MAC (qui utilisent une clé symétrique partagée entre l'expéditeur et le destinataire), la signature numérique utilise une clé asymétrique. Seul le propriétaire de la clé privée peut générer la signature, ce qui l'empêche de nier en être l'auteur.

Question 7 - Caractéristique d'un IDS

La bonne réponse est : La récolte d'évidences de tentatives d'attaque. Un Système de Détection d'Intrusions (IDS) est passif par définition : il écoute, analyse, alerte et journalise (récolte de preuves). Le blocage actif est le rôle d'un IPS (Système de Prévention d'Intrusions) ou d'un pare-feu.

Question 8 - Système incassable et robuste

Un système est robuste s'il peut résister à une attaque de type : texte chiffré choisi. L'attaque à texte chiffré choisi (Chosen Ciphertext Attack - CCA) est le modèle d'attaque le plus fort dans l'analyse de sécurité des cryptosystèmes. Si un système résiste à cela, il résiste par inclusion aux autres modèles plus faibles.

Question 9 - Affirmation fausse sur le modèle DAC

L'affirmation fausse est : est adapté au contexte où l’information est très sensible. Le modèle DAC (Discretionary Access Control) laisse la gestion des droits à la discrétion des propriétaires. Il est vulnérable aux chevaux de Troie et ne contrôle pas le flux d'informations. Pour des informations très sensibles, le modèle MAC (Mandatory Access Control) est requis.

Question 10 - Gérer la sécurité

La bonne réponse est : Appréhender et traiter la sécurité comme un processus continu. La sécurité n'est pas un état final mais un cycle d'amélioration continue (comme la roue de Deming : Plan-Do-Check-Act).

Exercice 1 - Cryptanalyse Linéaire

Question 1 - Expressions de la procédure de chiffrement

En suivant le schéma fourni tour par tour, on obtient les expressions des sorties intermédiaires (XOR est noté avec le symbole ⊕) :

• A1 = P ⊕ K1
• B1 = S1(A1)
• A2 = B1 ⊕ K2
• B2 = S2(A2)
• A3 = B2 ⊕ K3
• B3 = S3(A3)
• C = B3 ⊕ K4

Question 2 - Principe de la cryptanalyse linéaire

La cryptanalyse linéaire est une attaque à texte clair connu. Elle cherche à approximer le comportement non linéaire de l'algorithme (généralement les boîtes de substitution S-boxes) par des équations linéaires (ou affines) reliant certains bits du texte en clair, du texte chiffré et de la clé. Si l'on trouve une équation qui se vérifie avec une probabilité p significativement différente de 0.5 (biais statistique), on peut utiliser un grand nombre de couples (clair, chiffré) pour évaluer cette équation. En testant des hypothèses sur des morceaux de la clé, on isole la sous-clé qui reproduit le biais attendu, cassant ainsi le chiffrement progressivement.

Question 3 - Analyse des approximations linéaires

a. Expression de B1 en fonction de P et K1

L'approximation (Eq1) de S1 donne : X1 ⊕ X2 = Y2 ⊕ Y3. En remplaçant les entrées X par A1 et les sorties Y par B1, on obtient : A1,1 ⊕ A1,2 = B1,2 ⊕ B1,3

Sachant que A1 = P ⊕ K1, nous avons au niveau bit : A1,1 = P1 ⊕ K1,1 A1,2 = P2 ⊕ K1,2

En substituant A1,1 et A1,2 dans l'équation : (P1 ⊕ K1,1) ⊕ (P2 ⊕ K1,2) = B1,2 ⊕ B1,3 Donc : B1,2 ⊕ B1,3 = P1 ⊕ P2 ⊕ K1,1 ⊕ K1,2

b. Expression de A2 en fonction de P, K1 et K2

On sait que A2 = B1 ⊕ K2, ce qui signifie que B1 = A2 ⊕ K2. Au niveau bit, on a : B1,2 = A2,2 ⊕ K2,2 B1,3 = A2,3 ⊕ K2,3

En remplaçant B1,2 et B1,3 dans l'équation trouvée à la question 3.a : (A2,2 ⊕ K2,2) ⊕ (A2,3 ⊕ K2,3) = P1 ⊕ P2 ⊕ K1,1 ⊕ K1,2 En isolant les bits de A2 : A2,2 ⊕ A2,3 = P1 ⊕ P2 ⊕ K1,1 ⊕ K1,2 ⊕ K2,2 ⊕ K2,3

c. Expression décrivant P et A3,2 en fonction des clés

L'approximation (Eq2) de S2 donne : X2 ⊕ X3 = Y2. En remplaçant les entrées X par A2 et la sortie Y par B2, on obtient : A2,2 ⊕ A2,3 = B2,2

Nous savons que A3 = B2 ⊕ K3, d'où B2 = A3 ⊕ K3. Donc, B2,2 = A3,2 ⊕ K3,2. En substituant dans l'équation de (Eq2), cela donne : A2,2 ⊕ A2,3 = A3,2 ⊕ K3,2

On utilise maintenant le résultat de la question 3.b pour relier cela à P : P1 ⊕ P2 ⊕ K1,1 ⊕ K1,2 ⊕ K2,2 ⊕ K2,3 = A3,2 ⊕ K3,2 En réorganisant pour regrouper les termes variables (P et A3) d'un côté et les bits de clés constants de l'autre : P1 ⊕ P2 ⊕ A3,2 = K1,1 ⊕ K1,2 ⊕ K2,2 ⊕ K2,3 ⊕ K3,2

d. Calcul de la probabilité avec le lemme de Piling-Up

Le lemme de Piling-Up de Matsui permet de calculer la probabilité d'une équation linéaire globale construite en chaînant des équations indépendantes. Pour 2 équations (N=2), la formule est : P = 1/2 + 2^(2-1) × (p1 - 1/2) × (p2 - 1/2)

On nous donne :

• p1 = 3/4
• p2 = 2/7

Calcul : P = 1/2 + 2 × (3/4 - 1/2) × (2/7 - 1/2) P = 1/2 + 2 × (1/4) × (4/14 - 7/14) P = 1/2 + 2 × (1/4) × (-3/14) P = 1/2 + (1/2) × (-3/14) P = 1/2 - 3/28 P = 14/28 - 3/28 = 11/28

La probabilité que l'équation combinée soit valide est de 11/28 (soit environ 39.28%, ce qui présente un biais notable de -10.72% par rapport à une distribution parfaitement aléatoire de 50%).

e. Procédure pour retrouver les clés intermédiaires

L'équation obtenue (P1 ⊕ P2 ⊕ A3,2 = ΣK) relie le clair, l'entrée de la dernière ronde, et une somme binaire de bits de la clé. La somme ΣK étant une constante (0 ou 1), l'évaluation de P1 ⊕ P2 ⊕ A3,2 sur de multiples textes produira un fort déséquilibre statistique (biais vers 11/28 ou 17/28 selon que ΣK vaut 0 ou 1).

Voici la procédure :

1. Générer les hypothèses : Lister toutes les combinaisons possibles de la dernière sous-clé K4 (il y a 2³ = 8 possibilités).
2. Déchiffrement partiel : Pour chaque valeur candidate de K4 et pour chacun des N couples (P, C), calculer en arrière pour remonter à A3. Sachant que C = B3 ⊕ K4, on a B3 = C ⊕ K4. Puis, A3 = S3^(-1)(B3).
3. Évaluation de l'approximation : Extraire le bit A3,2 du calcul précédent, puis évaluer l'expression P1 ⊕ P2 ⊕ A3,2 pour chaque couple.
4. Analyse statistique : Compter combien de fois cette expression donne 0 et combien de fois elle donne 1. La bonne clé K4 sera la candidate pour laquelle la fréquence observée s'écarte le plus de N/2 (elle tendra vers N × 11/28 ou N × 17/28).
5. Itération : Une fois K4 validée avec certitude, on déchiffre le dernier tour de manière permanente. On applique ensuite le même principe avec de nouvelles approximations linéaires sur les tours restants pour isoler progressivement K3, puis K2 et K1.

Exercice 2 - Analyse des risques et cryptographie

Question 1 - Définition du risque

En sécurité de l'information, le risque est défini comme la possibilité qu'une menace donnée exploite une vulnérabilité d'un actif (ou groupe d'actifs), causant ainsi un impact (préjudice ou perte) pour l'organisation. Il s'évalue typiquement comme le produit de la probabilité d'occurrence d'un incident par l'impact de cet incident.

Question 2 - Facteurs de l'analyse de risque

Parmi les propositions données, les facteurs intervenant directement dans le calcul et l'analyse de risque sont :

• Impact
• Occurrence
• Menace
• Vulnérabilité

Question 3 - Impact des transferts interbancaires sur le risque

Le changement modifie principalement le facteur Impact et le facteur Vulnérabilité. Justification : Avant ce changement, un accès frauduleux permettait de payer des factures à des services publics ou de consulter des données (impact d'atteinte à la vie privée). Avec les transferts interbancaires vers des particuliers, un attaquant peut désormais détourner des liquidités directement vers ses propres comptes, augmentant considérablement l'impact financier direct de l'attaque. De plus, l'ajout d'un nouveau module logiciel (transfert d'argent) élargit la surface d'attaque, ce qui modifie la vulnérabilité du système global.

Question 4 - Impact de l'augmentation du plafond de transfert

Ce changement modifie uniquement le facteur Impact. Justification : L'infrastructure technique, les interfaces et la typologie des attaquants restent strictement identiques (Vulnérabilités, Menaces et Occurrences inchangées). Cependant, si un compte est compromis, la perte financière maximale potentielle pour la banque ou le client passe de 1000 DT à 10 000 DT. L'impact de l'incident est donc multiplié par dix.

Question 5 - Cryptographie asymétrique (RSA)

a. Problème avec la clé publique (13, 4985)

La sécurité du système RSA repose sur la difficulté à factoriser un grand nombre "n" qui doit être le produit de deux grands nombres premiers (n = p × q). Dans le cas de Mr Foulène, n = 4985. Ce nombre se termine par 5, il est donc trivialement divisible par 5 (4985 = 5 × 997). N'importe quel attaquant peut factoriser n de tête, calculer l'indicatrice d'Euler φ(n) et retrouver la clé privée instantanément. La clé a été refusée car sa taille est beaucoup trop petite et ses facteurs premiers sont triviaux.

b. Calcul de la clé privée pour n = 27221 et e = 7

1. Trouver p et q : On cherche les nombres premiers compris entre 160 et 170. Ce sont 163 et 167. Vérification : 163 × 167 = 27221. Ce sont donc nos deux facteurs p et q.
2. Calcul de l'indicatrice d'Euler φ(n) : φ(n) = (p - 1) × (q - 1) = 162 × 166 = 26892.
3. Trouver l'exposant privé d : d est l'inverse modulaire de e modulo φ(n). On doit résoudre : 7 × d ≡ 1 mod 26892. Appliquons l'algorithme d'Euclide étendu : 26892 = 3841 × 7 + 5 7 = 1 × 5 + 2 5 = 2 × 2 + 1
4. Remontée de l'algorithme d'Euclide pour exprimer 1 en fonction de 7 et 26892 : 1 = 5 - 2 × 2 1 = 5 - 2 × (7 - 1 × 5) = 3 × 5 - 2 × 7 1 = 3 × (26892 - 3841 × 7) - 2 × 7 1 = 3 × 26892 - 11523 × 7 - 2 × 7 1 = 3 × 26892 - 11525 × 7 L'inverse modulaire de 7 est donc -11525.
5. Ajustement modulo φ(n) : d ≡ -11525 mod 26892. Pour obtenir une valeur positive : d = -11525 + 26892 = 15367. La clé privée cherchée est (d, n) = (15367, 27221).

c. Chiffrement du code PIN

Le message en clair est M = 12. La clé publique est (e=7, n=27221). L'opération de chiffrement est C = M^e mod n. Calculons pas à pas pour éviter les dépassements de mémoire :

• 12^1 = 12
• 12^2 = 144
• 12^4 = 144^2 = 20736
• 12^5 = (12^4 × 12) mod 27221 = 248832 mod 27221. Sachant que 9 × 27221 = 244989 : 248832 - 244989 = 3843. Donc, 12^5 ≡ 3843 mod 27221.
• 12^6 = (3843 × 12) mod 27221 = 46116 mod 27221. Sachant que 1 × 27221 = 27221 : 46116 - 27221 = 18895. Donc, 12^6 ≡ 18895 mod 27221.
• 12^7 = (18895 × 12) mod 27221 = 226740 mod 27221. Sachant que 8 × 27221 = 217768 : 226740 - 217768 = 8972.

La valeur reçue dans l'email chiffré est 8972.

Méthode

Pour aborder un examen de sécurité informatique couvrant des concepts variés :

1. Sur les QCM : La sécurité possède un lexique extrêmement strict (vulnérabilité vs menace vs impact). Prenez le temps de lire toutes les options ; de nombreuses questions visent à vérifier que vous ne confondez pas les propriétés d'un système asymétrique (où la non-répudiation est prouvable) avec celles d'un système symétrique (qui ne le permet pas nativement).
2. Sur la cryptanalyse : Restez pragmatiques et ordonnés. Ne tentez pas de deviner les équations. Écrivez le diagramme sous forme d'une série d'équations locales (étape par étape) puis procédez par de simples substitutions pour relier les bits d'entrée (clairs) aux bits de sortie selon l'énoncé. L'usage de XOR obéit aux lois de l'associativité et de la commutativité.
3. Sur l'arithmétique modulaire et RSA : Connaissez votre algorithme d'Euclide étendu sur le bout des doigts. C'est l'erreur de calcul la plus classique. Procédez toujours à la division euclidienne pas à pas, puis faites la remontée lentement en ne modifiant qu'un terme par ligne. Toujours s'assurer d'avoir un "d" strictement positif à la fin. En phase de chiffrement modulaire (M^e mod n), utilisez la technique de l'exponentiation rapide pour décomposer le calcul au lieu d'essayer de calculer M^e d'un seul bloc, ce qui mènerait inévitablement à un dépassement d'entier sur papier.