-\JFC{Dire que c'est une synthèse du chapitre 22 de la thèse de Tof}
+La propriété de transitivité des fonctions chaotiques est à l'origine du marquage de documents numériques: grâce à cette propriété, la marque est diffusée
+sur tout le support. Ainsi, de tout média, même tronqué,
+on peut la réextraire.
+Dans ce chapitre, le processus d'embarquement d'un message dans
+un média est formalisé en section~\ref{sec:watermarking:formulation}.
+La sécurité des approches de watermarking est étudiée selon deux critères:
+probabiliste d'une part (section~\ref{sec:watermarking:security:probas})
+et chaotique (section~\ref{sec:watermarking:security:chaos}) d'autre part.
+Une proposition d'embarquement dans le domaine fréquentiel est abordée
+en section~\ref{sec:watermarking:frequentiel}.
+On remarque cependant que l'algorithme formalisé dans ces sections ne permet
+d'embarquer \textit{in fine} qu'un bit qui est vrai si l'image est marquée
+et faux dans le cas contraire.
+Il ne permet pas d'extraire le contenu du message initial à partir de
+l'image marquée. La section~\ref{sec:watermarking:extension}
+propose une solution à ce problème.
-\section{Processus de marquage}
+Les trois premières sections de ce chapitre sont une reformulation
+du chapitre 22 de~\cite{guyeuxphd}. Elles ont été publiées à~\cite{bcg11:ij}.
+L'extension a quant à elle été publiée dans~\cite{bcfg+13:ip}.
+
+
+
+\section{Processus de marquage binaire}\label{sec:watermarking:formulation}
Par la suite, le message numérique qu'on cherche à embarquer est
noté $y$ et le support dans lequel se fait l'insertion est noté $x$.
Le processus de marquage est fondé sur les itérations unaires d'une fonction
selon une stratégie donnée. Cette fonction et cette stratégie
sont paramétrées par un entier naturel permettant à la méthode d'être
-appliquable à un média de n'importe quelle taille.
+applicable à un média de n'importe quelle taille.
On parle alors respectivement de \emph{mode} et d'\emph{adapteur de stratégies}
\subsection{Embarquement}
de $\Nats$ dans l'ensemble des séquences d'entiers
qui associe à chaque entier naturel
$\mathsf{N}$ la suite
- $S \in \llbracket 1, n\rrbracket^{\mathds{N}}$.
+ $S \in [\mathsf{N}]^{\mathds{N}}$.
\end{Def}
On définit par exemple l'adapteur CIIS (\emph{Chaotic Iterations with Independent Strategy})
paramétré par $(K,y,\alpha,l) \in [0,1]\times [0,1] \times ]0, 0.5[ \times \mathds{N}$
-qui associe à chque entier $n \in \Nats$ la suite
+qui associe à chaque entier $\mathsf{N} \in \Nats$ la suite
$(S^t)^{t \in \mathds{N}}$ définie par:
\begin{itemize}
\item $K^0 = \textit{bin}(y) \oplus \textit{bin}(K)$: $K^0$ est le nombre binaire (sur 32 bits)
entre les décompositions binaires sur 32 bits des réels $y$ et $K$
(il est aussi compris entre 0 et 1),
\item $\forall t \leqslant l, K^{t+1} = F(K^t,\alpha)$,
- \item $\forall t \leqslant l, S^t = \left \lfloor n \times K^t \right \rfloor + 1$,
+ \item $\forall t \leqslant l, S^t = \left \lfloor \mathsf{N} \times K^t \right \rfloor + 1$,
\item $\forall t > l, S^t = 0$,
\end{itemize}
-où est la fonction chaotique linéaire par morceau~\cite{Shujun1}.
+où $F$ est la fonction chaotique linéaire par morceau~\cite{Shujun1}.
Les paramètres $K$ et $\alpha$ de cet adapteur de stratégie peuvent être vus
comme des clefs.
On remarque que cette stratégie est unaire.
\begin{Def}[Fonction de signification ]
Une \emph{fonction de signification }
-est une fonction $u$ qui a toute
+est une fonction $u$ qui à toute
séquence finie de bit $x$ associe la séquence
$(u^k(x))$ de taille $\mid x \mid$ à valeur dans les réels.
Cette fonction peut dépendre du message $y$ à embarquer, ou non.
\end{Def}
-Pour alléger le discours, par la suite, on nottera $(u^k(x))$ pour $(u^k)$
+Pour alléger le discours, par la suite, on notera $(u^k(x))$ pour $(u^k)$
lorsque cela n'est pas ambigüe.
-Il reste à partionner les bits de $x$ selon qu'ils sont
+Il reste à partitionner les bits de $x$ selon qu'ils sont
peu, moyennement ou très significatifs.
\begin{Def}[Signification des bits]\label{def:msc,lsc}
Soit $u$ une fonction de signification,
$m$ et $M$ deux réels t.q. $m < M$. Alors:
-$u_M$, $u_m$ et $u_p$ sont les vecteurs finis respectivements des
+$u_M$, $u_m$ et $u_p$ sont les vecteurs finis respectivement des
\emph{bits les plus significatifs (MSBs)} de $x$,
\emph{bits les moins significatifs (LSBs)} de $x$
-\emph{bits passifs} of $x$ définis par:
+\emph{bits passifs} de $x$ définis par:
\begin{eqnarray*}
u_M &=& \left( k ~ \big|~ k \in \mathds{N} \textrm{ et } u^k
\geqslant M \textrm{ et } k \le \mid x \mid \right) \\
\end{eqnarray*}
\end{Def}
-On peut alors définir une fonction de décompostion
+On peut alors définir une fonction de décomposition
puis de recomposition pour un hôte $x$:
La fonction qui associe $(u_M,u_m,u_p,\phi_{M},\phi_{m},\phi_{p})$
pour chaque hôte $x$ est la \emph{fonction de décomposition}, plus tard notée
$\textit{dec}(u,m,M)$ puisqu'elle est paramétrée par
-$u$, $m$ and $M$.
+$u$, $m$ et $M$.
\end{Def}
\mathfrak{B}
$ tel que
\begin{itemize}
-\item les ensembles $u_M$, $u_m$ et $u_p$ forment une partition de $[n]$;
+\item les ensembles $u_M$, $u_m$ et $u_p$ forment une partition de $[\mathsf{N}]$;
\item $|u_M| = |\varphi_M|$, $|u_m| = |\varphi_m|$ et $|u_p| = |\varphi_p|$.
\end{itemize}
Soit la base canonique sur l'espace vectoriel $\mathds{R}^{\mid x \mid}$ composée des vecteurs
\begin{Def}[Embarquement dhCI étendu]
\label{def:dhCI:ext}
-Soit $\textit{dec}(u,m,M)$ une function de décomposition,
+Soit $\textit{dec}(u,m,M)$ une fonction de décomposition,
$f$ un mode,
$\mathcal{S}$ un adapteur de stratégie,
$x$ un hôte,
$(u_M,u_m,u_p,\phi_{M},\phi_{m},\phi_{p})$
-sont image par $\textit{dec}(u,m,M)$,
+son image par $\textit{dec}(u,m,M)$,
$q$ un entier naturel positif
et $y$ un média numérique de taille $l=|u_m|$.
\begin{itemize}
\item le mode $f$ est instancié avec le paramètre $l=|u_m|$, engendrant la
fonction $f_{l}:\Bool^{l} \rightarrow \Bool^{l}$;
-\item l'adapteur de stratégie $\mathcal{S}$ est intancié avec le paramètre
+\item l'adapteur de stratégie $\mathcal{S}$ est instancié avec le paramètre
$y$, engendrant une stratégie $S_y \in [l]$;
\item on itère la fonction $G_{f_l}$ en prenant la configuration
initiale $(S_y,\phi_{m})$ selon le schéma défini
\centering
%\includegraphics[width=8.5cm]{organigramme2.pdf}
\includegraphics[width=8.5cm]{organigramme22}
-\caption{The dhCI dissimulation scheme}
+\caption{Le schéma de marquage dhCI}
\label{fig:organigramme}
\end{figure}
-\subsection{Détection d'un media marqué}\label{sub:wmdecoding}
+\subsection{Détection d'un média marqué}\label{sub:wmdecoding}
On caractérise d'abord ce qu'est un média marqué selon la méthode énoncée
à la section précédente. On considère que l'on connaît
-la marque à embarquer $y$, le support $x$ et que l'on a face à soit un média
+la marque à embarquer $y$, le support $x$ et que l'on a face à soi un média
$z$.
-\begin{definition}[Média marqué]
-Soit $\textit{dec}(u,m,M)$ une fonction de décomposition
+\begin{Def}[Média marqué]
+Soit $\textit{dec}(u,m,M)$ une fonction de décomposition,
$f$ un mode,
-$\mathcal{S}$ un adapteur de stratégie
+$\mathcal{S}$ un adapteur de stratégie,
$q$ un entier naturel strictement positif,
$y$ un média digital et soit
$(u_M,u_m,u_p,\phi_{M},\phi_{m},\phi_{p})$ l'image par
$\textit{dec}(u,m,M)$ du média $x$.
Alors, $z$ est \emph{marqué} avec $y$ si l'image
-par $\textit{dec}(u,m,M)$ of $z$ is
+par $\textit{dec}(u,m,M)$ de $z$ est
$(u_M,u_m,u_p,\phi_{M},\hat{y},\phi_{p})$, où
$\hat{y}$ est le second membre de $G_{f_l}^q(S_y,\phi_{m})$.
-\end{definition}
+\end{Def}
% Plusieurs stratégies peuvent être utilisées pour déterminer si une image $z$
% est marquée, en particulier si l'image a été attaquée entre temps.
% On s'intéressera aux mesures de similarité entre $x$ et $z$.
-\section{Analyse de sécurité}\label{sec:security}
-
-
-
-
-As far as we know, Cachin~\cite{Cachin2004}
-produces the first fundamental work in information hiding security:
-in the context of steganography, the attempt of an attacker to distinguish
-between an innocent image and a stego-content is viewed as an hypothesis
-testing problem.
-Mittelholzer~\cite{Mittelholzer99} next proposed the first theoretical
-framework for analyzing the security of a watermarking scheme.
-Clarification between robustness and security
-and classifications of watermarking attacks
-have been firstly presented by Kalker~\cite{Kalker2001}.
-This work has been deepened by Furon \emph{et al.}~\cite{Furon2002}, who have translated Kerckhoffs' principle (Alice and Bob shall only rely on some previously shared secret for privacy), from cryptography to data hiding.
-
-More recently~\cite{Cayre2005,Perez06} classified the information hiding
-attacks into categories, according to the type of information the attacker (Eve)
-has access to:
-\begin{itemize}
-\item in Watermarked Only Attack (WOA) she only knows embedded contents $z$;
-\item in Known Message Attack (KMA) she knows pairs $(z,y)$ of embedded
- contents and corresponding messages;
-\item in Known Original Attack (KOA) she knows several pairs $(z,x)$
- of embedded contents and their corresponding original versions;
-\item in Constant-Message Attack (CMA) she observes several embedded
- contents $z^1$,\ldots,$z^k$ and only knows that the unknown
- hidden message $y$ is the same in all contents.
-\end{itemize}
-
-To the best of our knowledge,
-KMA, KOA, and CMA have not already been studied
-due to the lack of theoretical framework.
-In the opposite, security of data hiding against WOA can be evaluated,
-by using a probabilistic approach recalled below.
-
-
-
-
-\subsection{Stego-security}\label{sub:stegosecurity}
-%\input{stegosecurity}
+\section{Analyse de sécurité (probabilistes)}\label{sec:watermarking:security:probas}
-In the Simmons' prisoner problem~\cite{Simmons83}, Alice and Bob are in jail and
-they want to, possibly, devise an escape plan by exchanging hidden messages in
-innocent-looking cover contents. These messages are to be conveyed to one
-another by a common warden named Eve, who eavesdrops all contents and can choose
-to interrupt the communication if they appear to be stego-contents.
+Récemment~\cite{Cayre2005,Perez06} ont proposé des classes de sécurité pour le
+marquage d'information. Parmi celles-ci, la stego-sécurité a été au centre
+des travaux puisqu'elle représente la classe la plus élevée dans le contexte où
+l'attaquant n'a accès qu'à l'hôte marqué $z$.
-Stego-security, defined in this well-known context, is the highest security
-class in Watermark-Only Attack setup, which occurs when Eve has only access to
-several marked contents~\cite{Cayre2008}.
+Cette définition probabiliste est rappelée ci-après.
+Soit $\mathds{K}$ un ensemble de clefs, $p(X)$ un modèle probabiliste
+de $N_0$ hôtes, et $p(Y|K)$ le modèle probabiliste de $N_0$ contenus marqués avec la
+même clé $K$ et le même algorithme d'embarquement.
+\begin{Def}[Stégo-Sécurité~\cite{Cayre2008}]
+\label{Def:Stego-security}
+La fonction d'embarquement est \emph{stégo-sécure}
+si la propriété $\forall K \in \mathds{K}, p(Y|K)=p(X)$ est établie.
+\end{Def}
-Let $\mathds{K}$ be the set of embedding keys, $p(X)$ the probabilistic model of
-$N_0$ initial host contents, and $p(Y|K)$ the probabilistic model of $N_0$
-marked contents s.t. each host content has been marked
-with the same key $K$ and the same embedding function.
-
-\begin{definition}[Stego-Security~\cite{Cayre2008}]
-\label{Def:Stego-security} The embedding function is \emph{stego-secure}
-if $\forall K \in \mathds{K}, p(Y|K)=p(X)$ is established.
-\end{definition}
+Il a déjà été démontré~\cite{guyeuxphd,gfb10:ip}
+que l'algorithme de marquage dont le mode est la fonction
+négation est stégo-sécure.
+Un des intérêts de l'algorithme présenté ici est qu'il est paramétré par un mode.
+Lorsque celui-ci a les même propriétés que celles vues pour la création de PRNG (\textit{i.e.} graphe des itérations fortement connexes et matrice de Markov doublement
+stochastique), on a un marquage qui peut être rendu stégo-sécure à $\varepsilon$ près,
+ce que précise le théorème suivant. La preuve de ce théorème est donnée
+en annexes~\ref{anx:marquage}.
+\begin{restatable}[$\varepsilon$-stego sécurité]{theorem}{theoremstegoscureepsilon}
+\label{th:stego}
+Soit $\varepsilon$ un nombre positif,
+$l$ un nombre de LSBs,
+$X \sim \mathbf{U}\left(\mathbb{B}^l\right)$,
+un adapteur de stratégie uniformément distribué indépendant de $X$
+$f_l$ un mode tel que
+$\textsc{giu}(f_l)$ est fortement connexe et la
+matrice de Markov associée à $f_l$ est doublement stochastique.
+Il existe un nombre $q$ d'itérations tel que
+$|p(Y|K)- p(X)| < \varepsilon$.
+\end{restatable}
-%Let $\mathds{K}$ be the set of embedding keys, $p(X)$ the probabilistic model of
-%$N_0$ initial host contents, and $p(Y|K)$ the probabilistic model of $N_0$
-%marked contents s.t. each host content has been marked
-%with the same key $K$ and the same embedding function.
+\section{Analyse de sécurité (chaos)}\label{sec:watermarking:security:chaos}
+On rappelle uniquement la définition de chaos-sécurité
+introduite dans~\cite{guyeuxphd}.
-%\begin{definition}[Stego-Security]
-%\label{Def:Stego-security} The embedding function is \emph{stego-secure}
-%if $\forall K \in \mathds{K}, p(Y|K)=p(X)$ is established.
-%\end{definition}
- Stego-security states that the knowledge of $K$ does not help to make the
- difference between $p(X)$ and $p(Y)$. This definition implies the following
- property:
- $$p(Y|K_1)= \cdots = p(Y|K_{N_k})=p(Y)=p(X)$$
- This property is equivalent to a zero Kullback-Leibler divergence, which is the
- accepted definition of the "perfect secrecy" in steganography~\cite{Cachin2004}.
+\begin{Def}[Chaos-sécurité]
+\label{DefinitionChaosSecure}
+Un schéma de marquage $S$ est chaos-sécure sur un espace topologique
+$(\mathcal{X},\tau)$
+si sa version itérative
+a un comportement chaotique sur celui-ci.
+\end{Def}
+Tout repose ainsi sur la capacité que l'on a à produire des fonctions
+dont le graphe des itérations unaires sera fortement connexe.
+Ceci a déjà été traité au chapitre~\ref{chap:carachaos}.
+La seule complexité est l'adaptabilité de la fonction au nombre $l$ de LSBs.
+
+On considère par exemple le mode
+$f_l: \Bool^l \rightarrow \Bool^l$ t.q. le $i^{\textrm{ème}}$ composant
+est défini par
+\begin{equation}
+{f_l}(x)_i =
+\left\{
+\begin{array}{l}
+\overline{x_i} \textrm{ si $i$ est impair} \\
+x_i \oplus x_{i-1} \textrm{ si $i$ est pair}
+\end{array}
+\right.
+\end{equation}\label{eq:fqq}
+
+on peut déduire immédiatement du théorème~\ref{th:Adrien} (chap.~\ref{chap:carachaos})
+que le graphe $\textsc{giu}(f_l)$ est fortement connexe.
+La preuve de double-stochasticité de la matrice associée
+à $f_l$ est donnée en annexe~\ref{anx:marquage:dblesto}.
+On dispose ainsi d'un nouvel algorithme de marquage $\varepsilon$-stégo-sécure et
+chaos-sécure.
+
+\section{Applications aux domaines fréquentiels}\label{sec:watermarking:frequentiel}
+Le schéma d'algorithme présenté dans ce chapitre a été appliqué au marquage d'images
+dans les coefficients DCT et les DWT.
+
+\subsection{Fonction de signification pour l'embarquement dans les DCT}
+
+On considère un hôte $x$ de taille $H \times L$ dans le domaine fréquentiel DCT.
+Dans chaque bloc de taille $8\times 8$, à chaque bit
+la fonction de signification $u$ associe
-\subsection{The negation mode is stego-secure}
-To make this article self-contained, this section recalls theorems and proofs of stego-security for negation mode published in~\cite{gfb10:ip}.
+\begin{itemize}
+\item 1 si c'est un bit apparaissant dans la représentation binaire de la valeur d'un coefficient dont les coordonnées appartiennent à $\{(1,1),(2,1),(1,2)\}$,
+\item 1 si c'est un bit apparaissant dans la représentation binaire de la valeur
+ d'un coefficient dont les
+ coordonnées appartiennent à $\{(3,1),(2,2),(1,3)\}$ et qui n'est pas un des trois
+ bits de poids faible de cette représentation,
+\item -1 si c'est un bit apparaissant dans la représentation binaire
+de la valeur d'un coefficient dont les
+ coordonnées appartiennent à $\{(3,1),(2,2),(1,3)\}$ et qui est un des
+ trois bits de poids faible de cette valeur,
+\item 0 sinon.
+\end{itemize}
+Le choix de l'importance de chaque coefficient est défini grâce aux seuils
+$(m,M)=(-0.5,0.5)$
+permettant d'engendrer les MSBs, LSBs, et bits passifs.
-\begin{proposition} \emph{dhCI dissimulation} of Definition \ref{def:dhCI} with
-negation mode and CIIS strategy-adapter is stego-secure, whereas it is not the
-case when using CIDS strategy-adapter.
-\end{proposition}
+\subsection{Fonction de signification pour l'embarquement dans les DWT}
-\begin{proof} On the one hand, let us suppose that $X \sim
-\mathbf{U}\left(\mathbb{B}^n\right)$ when using \linebreak CIIS$(K,\_,\_,l)$.
-We prove by a
-mathematical induction that $\forall t \in \mathds{N}, X^t \sim
-\mathbf{U}\left(\mathbb{B}^n\right)$.
+On considère un hôte dans le domaine des DWT. La fonction de signification
+se concentre sur les seconds niveaux de détail (\textit{i.e.}, LH2, HL2 et HH2).
+Pour chaque bit, on dit qu'il est peu significatif si c'est un des trois bits de
+poids faible d'un coefficient de LH2, HL2 ou de HH2.
+Formellement à chaque bit
+la fonction de signification $u$ associe
-The base case is immediate, as $X^0 = X \sim
-\mathbf{U}\left(\mathbb{B}^n\right)$. Let us now suppose that the statement $X^t
-\sim \mathbf{U}\left(\mathbb{B}^n\right)$ holds until for some $t$.
-Let $e \in
-\mathbb{B}^n$ and \linebreak $\mathbf{B}_k=(0,\cdots,0,1,0,\cdots,0) \in
-\mathbb{B}^n$ (the digit $1$ is in position $k$).
+\begin{itemize}
+\item 1 si c'est un bit apparaissant dans la représentation binaire de la valeur d'un coefficient de type LL2,
+\item 1 si c'est un bit apparaissant dans la représentation binaire de la valeur d'un coefficient de type LH2, HL2, HH2 et qui n'est pas un des trois
+ bits de poids faible de cette représentation,
+\item 0 si c'est un bit apparaissant dans la représentation binaire de la valeur d'un coefficient de type LH2, HL2, HH2 et qui est un des trois
+ bits de poids faible de cette représentation,
+\item -1 sinon.
+\end{itemize}
+Le choix de l'importance de chaque coefficient est encore défini grâce aux seuils
+$(m,M)=(-0.5,0.5)$
+permettant d'engendrer les MSBs, LSBs, et bits passifs.
+
+
+\subsection{Etude de robustesse}
+Cette partie synthétise une étude de robustesse de la démarche présentée ci-avant.
+Dans ce qui suit, {dwt}(neg),
+{dwt}(fl), {dct}(neg), {dct}(fl)
+correspondant respectivement aux embarquements en fréquentiels
+dans les domaines DWT et DCT
+avec le mode de négation et celui issu de la fonction $f_l$
+détaillée à l'équation~\ref{eq:fqq}.
+
+A chaque série d'expériences, un ensemble de 50 images est choisi aléatoirement
+de la base du concours BOSS~\cite{Boss10}. Chaque hôte est une image
+en $512\times 512$ en niveau de gris et la marque $y$ est une suite de
+4096 bits.
+La résistance à la robustesse est évaluée en appliquant successivement
+sur l'image marquée des attaques de découpage, de compression, de
+transformations géométriques.
+Si les différences entre $\hat{y}$ and $\varphi_m(z)$.
+sont en dessous d'un seuil (que l'on définit),
+l'image est dite marquée (et non marquée dans le cas contraire).
+Cette différence exprimée en pourcentage est rappelée pour chacune des attaques
+à la figure~\ref{fig:atq:dhc}.
-So
-$P\left(X^{t+1}=e\right)=\sum_{k=1}^n
-P\left(X^t=e\oplus\mathbf{B}_k,S^t=k\right)$ where
-$\oplus$ is again the bitwise exclusive or.
-These two events are independent when
-using CIIS strategy-adapter
-(contrary to CIDS, CIIS is not built by using $X$),
- thus:
-$$P\left(X^{t+1}=e\right)=\sum_{k=1}^n
-P\left(X^t=e\oplus\mathbf{B}_k\right) \times P\left(S^t=k\right).$$
-According to the
-inductive hypothesis: $P\left(X^{n+1}=e\right)=\frac{1}{2^n} \sum_{k=1}^n
-P\left(S^t=k\right)$. The set of events $\left \{ S^t=k \right \}$ for $k \in
-\llbracket 1;n \rrbracket$ is a partition of the universe of possible, so
-$\sum_{k=1}^n P\left(S^t=k\right)=1$. Finally,
-$P\left(X^{t+1}=e\right)=\frac{1}{2^n}$, which leads to $X^{t+1} \sim
-\mathbf{U}\left(\mathbb{B}^n\right)$. This result is true for all $t \in
-\mathds{N}$ and then for $t=l$.
+\begin{figure}[ht]
+ \centering
+ \subfigure[Découpage]{
+ \includegraphics[width=0.5\textwidth]{atq-dec}\label{Fig:atq:dec:curves}
+ }
+ \subfigure[Compression JPEG]{
+ \includegraphics[width=0.45\textwidth]{atq-jpg}\label{Fig:atq:jpg:curves}
+ }
+ \subfigure[Compression JPEG 2000]{
+ \includegraphics[width=0.45\textwidth]{atq-jp2}\label{Fig:atq:jp2:curves}
+ }
+ \subfigure[Modification du contraste]{
+ % \includegraphics[width=0.45\textwidth]{atq-contrast.pdf}\label{Fig:atq:cont:curve}}
+ \includegraphics[width=0.45\textwidth]{atq-contrast}\label{Fig:atq:cont:curve}
+ }
+ \subfigure[Accentuation des bords]{
+ % \includegraphics[width=0.45\textwidth]{atq-flou.pdf}\label{Fig:atq:sh:curve}}
+ \includegraphics[width=0.45\textwidth]{atq-flou}\label{Fig:atq:sh:curve}
+ }
+ \subfigure[Rotation]{
+ % \includegraphics[width=0.45\textwidth]{atq-rot.pdf}\label{Fig:atq:rot:curve}}
+ \includegraphics[width=0.45\textwidth]{atq-rot}\label{Fig:atq:rot:curve}
+ }
+\caption{Illustration de la robustesse}\label{fig:atq:dhc}
+\end{figure}
-Since $P(Y|K)$ is $P(X^l)$ that is proven to be equal to $P(X)$,
-we thus have established that,
-$$\forall K \in [0;1], P(Y|K)=P(X^{l})=P(X).$$
-So dhCI dissimulation with CIIS
-strategy-adapter is stego-secure.
-On the other hand, due to the definition of CIDS, we have \linebreak
-$P(Y=(1,1,\cdots,1)|K)=0$.
-%\JFC{Pourquoi? Justifier davantage là ou dans la def de CIDS}
-So there is no uniform repartition for the stego-contents $Y|K$.
-\end{proof}
+\subsection{Évaluation de l'embarquement}\label{sub:roc}
+Pour évaluer le seuil qui permet de dire avec la plus grande précision
+si une image est marquée ou non, nous avons appliqué la démarche suivante.
+A partir d'un ensemble de 100 images du challenge BOSS, les trois
+ensembles suivants sont construits: celui des images marquées $W$,
+celui contenant des images marquées puis attaquée $\textit{WA}$,
+et celui des images uniquement attaquées $A$. Les attaques sont choisies parmi
+celles données ci dessus.
+Pour chaque entier $t$ entre 5 et 55
+et chaque image $x \in \textit{WA} \cup A$,
+on calcule la différence entre $\hat{y}$ et $\varphi_m(z)$.
+L'image est dite marquée si cette différence est en dessous du seuil $t$ considéré
+\begin{itemize}
+\item si elle est dite marquée et si $x$ appartient à $\textit{WA}$
+ c'est un vrai cas positif (TP);
+\item si elle est dite non marquée et si $x$ appartient cependant à $\textit{WA}$
+ c'est un faux cas négatif (FN);
+\item si elle est dite marquée et si $x$ appartient cependant à $\textit{A}$
+ c'est un faux cas positif (FP);
+\item enfin si elle est dite non marquée et si $x$ appartient à $\textit{A}$
+ c'est un vrai cas négatif (TN).
+\end{itemize}
-To sum up, Alice and Bob can counteract Eve's attacks in WOA setup, when using
-dhCI dissimulation with CIIS strategy-adapter. To our best knowledge, this is
-the second time an information hiding scheme has been proven to be stego-secure:
-the former was the spread-spectrum technique in natural marking
-configuration with $\eta$ parameter equal to 1 \cite{Cayre2008}.
+\begin{figure}[ht]
+\begin{center}
+\includegraphics[width=7cm]{ROC}
+\end{center}
+\caption{Courbes ROC de seuils de détection}\label{fig:roc:dwt}
+\end{figure}
+La courbe ROC construite à partir des points de coordonnées (TP,FP) issus
+de ces seuils est
+donnée à la figure~\ref{fig:roc:dwt}.
+Pour la fonction $f_l$ et pour la fonction négation respectivement,
+la détection est optimale pour le seuil de 45\% correspondant au point (0.01, 0.88)
+et pour le seuil de 46\% correspondant au point (0.04, 0.85)
+dans le domaine DWT.
+Pour les deux modes dans le domaine DCT,
+la détection est optimale pour le seuil de 44\%
+(correspondant aux points (0.05, 0.18) et (0.05, 0.28)).
+On peut alors donner des intervalles de confiance pour les attaques évaluées.
+L'approche est résistante:
+\begin{itemize}
+\item à tous les découpages où le pourcentage est inférieur à 85\%;
+\item aux compression dont le ratio est supérieur à 82\% dans le domaine
+ DWT et 67\% dans celui des DCT;
+\item aux modifications du contraste lorsque le renforcement est dans
+ $[0.76,1.2]$ dans le domaine DWT et $[0.96,1.05]$ dans le domaine DCT;
+\item à toutes les rotations dont l'angle est inférieur à 20 degrés dans le domaine DCT et
+ celles dont l'angle est inférieur à 13 degrés dans le domaine DWT.
+\end{itemize}
+\section{Embarquons davantage qu'1 bit}\label{sec:watermarking:extension}
+L'algorithme présenté dans les sections précédentes
+ne permet de savoir, \textit{in fine},
+que si l'image est marquée ou pas. Cet algorithme ne permet pas
+de retrouver le contenu de la marque à partir de l'image marquée.
+C'est l'objectif de l'algorithme présenté dans cette section et introduit
+dans~\cite{fgb11:ip}.
+Pour des raisons de lisibilité, il n'est pas
+présenté dans le formalisme de la première section et
+est grandement synthétisé.
+Il a cependant été prouvé comme étant chaos-sécure~\cite{fgb11:ip}.
-\subsection{A new class of $\varepsilon$-stego-secure schemes}
-Let us prove that,
-\begin{theorem}\label{th:stego}
-Let $\epsilon$ be positive,
-$l$ be any size of LSCs,
-$X \sim \mathbf{U}\left(\mathbb{B}^l\right)$,
-$f_l$ be an image mode s.t.
-$\Gamma(f_l)$ is strongly connected and
-the Markov matrix associated to $f_l$
-is doubly stochastic.
-In the instantiated \emph{dhCI dissimulation} algorithm
-with any uniformly distributed (u.d.) strategy-adapter
-that is independent from $X$,
-there exists some positive natural number $q$ s.t.
-$|p(X^q)- p(X)| < \epsilon$.
-\end{theorem}
-
-
-\begin{proof}
-Let $\textit{deci}$ be the bijection between $\Bool^{l}$ and
-$\llbracket 0, 2^l-1 \rrbracket$ that associates the decimal value
-of any binary number in $\Bool^{l}$.
-The probability $p(X^t) = (p(X^t= e_0),\dots,p(X^t= e_{2^l-1}))$ for $e_j \in \Bool^{l}$ is thus equal to
-$(p(\textit{deci}(X^t)= 0,\dots,p(\textit{deci}(X^t)= 2^l-1))$ further denoted by $\pi^t$.
-Let $i \in \llbracket 0, 2^l -1 \rrbracket$,
-the probability $p(\textit{deci}(X^{t+1})= i)$ is
-\[
- \sum\limits^{2^l-1}_{j=0}
-\sum\limits^{l}_{k=1}
-p(\textit{deci}(X^{t}) = j , S^t = k , i =_k j , f_k(j) = i_k )
-\]
-\noindent
-where $ i =_k j $ is true iff the binary representations of
-$i$ and $j$ may only differ for the $k$-th element,
-and where
-$i_k$ abusively denotes, in this proof, the $k$-th element of the binary representation of
-$i$.
-
-Next, due to the proposition's hypotheses on the strategy,
-$p(\textit{deci}(X^t) = j , S^t = k , i =_k j, f_k(j) = i_k )$ is equal to
-$\frac{1}{l}.p(\textit{deci}(X^t) = j , i =_k j, f_k(j) = i_k)$.
-Finally, since $i =_k j$ and $f_k(j) = i_k$ are constant during the
-iterative process and thus does not depend on $X^t$, we have
-\[
-\pi^{t+1}_i = \sum\limits^{2^l-1}_{j=0}
-\pi^t_j.\frac{1}{l}
-\sum\limits^{l}_{k=1}
-p(i =_k j, f_k(j) = i_k ).
-\]
+Commençons par quelques conventions de notations:
+\begin{itemize}
+\item $\mathbb{S}_\mathsf{k}$ est l'ensemble des stratégies unairesx sur $[k]$;
+\item $m^0 \in \mathbb{B}^{\mathsf{P}}$ est un vecteur de $\mathsf{P}$ bits
+ représentant la marque;
+\item comme précédemment,
+ $x^0 \in \mathbb{B}^\mathsf{N}$ est le vecteurs des
+ $\mathsf{N}$ bits sélectionnés où la marque est embarquée.
+ \item $S_p \in \mathbb{S}_\mathsf{N}$
+ est la \emph{stratégie de place} et définit quel
+ élément de $x$ est modifié à chaque itération;
+ \item $S_c \in \mathbb{S}_\mathsf{P}$ est la \textbf{stratégie de choix}
+ qui définit quel indice du vecteur de marque est embarqué à chaque
+ itération;
+ \item $S_m \in \mathbb{S}_\mathsf{P}$ est la \textbf{stratégie de mélange}
+ qui précise quel élément de la marque est inversé à chaque itération.
+\end{itemize}
-Since
-$\frac{1}{l}
-\sum\limits^{l}_{k=1}
-p(i =_k j, f_k(j) = i_k )
-$ is equal to $M_{ji}$ where $M$ is the Markov matrix associated to
- $f_l$ we thus have
-\[
-\pi^{t+1}_i = \sum\limits^{2^l-1}_{j=0}
-\pi^t_j. M_{ji} \textrm{ and thus }
-\pi^{t+1} = \pi^{t} M.
-\]
+% In what follows, $x^0$ and $m^0$ are sometimes replaced by
+% $x$ and $m$ for the sake of brevity,
+% when such abridge does not introduce confusion.
+
+
+% \subsection{The $\CID$ scheme}\label{sub:ci2:scheme}
+Le processus itératif modifiant $x$ est défini comme suit.
+Pour chaque $(n,i,j) \in
+\mathds{N}^{\ast} \times \llbracket 0;\mathsf{N}-1\rrbracket \times \llbracket
+0;\mathsf{P}-1\rrbracket$, on a:
+\begin{equation*}
+\left\{
+\begin{array}{l}
+x_i^n=\left\{
+\begin{array}{ll}
+x_i^{n-1} & \text{ si }S_p^n\neq i \\
+m_{S_c^n}^{n-1} & \text{ si }S_p^n=i.
+\end{array}
+\right.
+\\
+\\
+m_j^n=\left\{
+\begin{array}{ll}
+m_j^{n-1} & \text{ si }S_m^n\neq j \\
+ & \\
+\overline{m_j^{n-1}} & \text{ si }S_m^n=j.
+\end{array}
+\right.
+\end{array}
+\right.
+\end{equation*}
+%\end{Def}
+\noindent où $\overline{m_j^{n-1}}$ est la négation booléenne de $m_j^{n-1}$.
+On impose de plus la contrainte suivante.
+Soit $\Im(S_p) = \{S^1_p, S^2_p, \ldots, S^l_p\}$
+l'ensemble de cardinalité $k \leq l$ (les doublons sont supprimés).
+qui contient la liste des indices $i$, $1 \le i \le p$,
+tels que $x_i$ a été modifié.
+On considère $\Im(S_c)_{|D}= \{S^{d_1}_c, S^{d_2}_c, \ldots, S^{d_k}_c\}$
+où
+$d_i$ est la dernière date où l'élément $i \in \Im(S_p)$ a été modifié.
+Cet ensemble doit être égal à $\llbracket 0 ;\mathsf{P} -1 \rrbracket$.
+
+Pour peu que l'on sache satisfaire la contrainte précédente,
+on remplace $x $ par $x^l \in \mathbb{B}^{\mathsf{N}}$ dans
+l'hôte et on obtient un contenu marqué.
+
+
+Sans attaque, le schéma doit garantir qu'un utilisateur qui dispose des bonnes
+clefs de création des stratégies est capable d'extraire une marque et que
+celle-ci est la marque insérée.
+Ceci correspond respectivement aux propriétés de complétude et de correction
+de l'approche.
+L'étude de ces propriétés est l'objectif de la section qui suit.
+
+
+
+
+
+
+\subsection{Correction et complétude du schéma}\label{sub:ci2:discussion}
+
+On ne donne ici que le théorème. La preuve est placée en annexes~\ref{anx:preuve:marquage:correctioncompletue}.
+
+\begin{restatable}[Correction et complétude du marquage]{theorem}{marquagecorrectioncompl}
+La condition de l'algorithme de marquage est nécessaire et suffisante
+pour permettre l'extraction du message du média marqué.
+\end{restatable}
+
+Sous ces hypothèse, on peut donc extraire un message.
+De plus, le cardinal $k$ de
+$\Im(S_p)$ est supérieur ou égal à $\mathsf{P}$.
+Ainsi le bit $j$ du message original $m^0$ peut être
+embarqué plusieurs fois dans $x^l$.
+Or, en comptant le nombre de fois où ce bit a été inversé dans
+$S_m$, la valeur de $m_j$ peut se déduire en plusieurs places.
+Sans attaque, toutes ces valeurs sont identiques
+et le message est obtenu immédiatement.
+Si attaque il y a, la valeur de $m_j$ peut s'obtenir en prenant la valeur
+moyenne de toutes les valeurs obtenues.
+
+\subsection{Détecter si le média est marqué}\label{sub:ci2:distances}
+On considère un média $y$ marqué par un message $m$.
+Soit $y'$ une version altérée de $y$, c.-à-d. une version
+où certains bits ont été modifiés et soit
+$m'$ le message extrait de $y'$.
+
+Pour mesurer la distance entre $m'$ et $m$, on
+considère respectivement
+$M$ et $M'$ l'ensemble des indices de $m$ et de $m'$
+où $m_i$ vaut 1 et ou $m'_1$ vaut 1.
+
+Beaucoup de mesures de similarité~\cite{yule1950introduction,Anderberg-Cluster-1973,Rifqi:2000:DPM:342947.342970}, dépendent des ensembles
+$a$, $b$, $c$ et $d$ définis par
+$a = |M \cap M' |$,
+$b = |M \setminus M' |$,
+$c = |M' \setminus M|$ et
+$d = |\overline{M} \cap \overline{M'}|$
+
+Selon ~\cite{rifq/others03} la mesure de Fermi-Dirac $S_{\textit{FD}}$
+est celle dont le pouvoir de discrimination est le plus fort,
+c.-à-d. celle qui permet la séparation la plus forte entre des vecteurs
+corrélés et des des vecteurs qui ne le sont pas.
+La distance entre $m$ et $m'$ est construite selon cette mesure
+et produit un réel dans $[0;1]$. Si elle est inférieure à un certain
+seuil (à définir), le média $y'$ est déclaré
+comme marqué et le message doit pouvoir être extrait.
+
+\subsection{Etude de robustesse}\label{sec:watermarking:robustesse}
+La méthode d'expérimentation de robustesse appliquée à la section précédente
+pourrait être réappliquée ici et nous pourrions obtenir, grâce aux courbes de
+ROC une valeur seuil pour déterminer si une marque est présente ou pas.
+Dans~\cite{bcfg+13:ip}, nous n'avons cependant pas poussé
+la démarche plus loin que dans la direction de l'embarquement
+dans les bits de poids faible en spatial et l'on sait que ceci est
+particulièrement peu robuste.
+
+
+\section{Conclusion}
+Grâce à la formalisation du processus de watermarking par itérations discrètes, nous avons pu dans ce chapitre montrer que le processus possédait les propriétés
+attendues, à savoir stego-sécurité, chaos sécurité et une robustesse relative.
+Pour étendre le champ applicatif, nous avons proposé un second algorithme
+permettant de particulariser la marque à embarquer et donc à extraire.
+Le chapitre suivant s'intéresse au marquage, mais dans un autre domaine que celui des images.
-% The calculus of $p(X^{t+1} = e)$ is thus equal to
-% $\pi^{t+1}_i$.
-
-First of all,
-since the graph $\Gamma(f)$ is strongly connected,
-then for all vertices $i$ and $j$, a path can
-be found to reach $j$ from $i$ in at most $2^l$ steps.
-There exists thus $k_{ij} \in \llbracket 1, 2^l \rrbracket$ s.t.
-${M}_{ij}^{k_{ij}}>0$.
-As all the multiples $l \times k_{ij}$ of $k_{ij}$ are such that
-${M}_{ij}^{l\times k_{ij}}>0$,
-we can conclude that, if
-$k$ is the least common multiple of $\{k_{ij} \big/ i,j \in \llbracket 1, 2^l \rrbracket \}$ thus
-$\forall i,j \in \llbracket 1, 2^l \rrbracket, {M}_{ij}^{k}>0$ and thus
-$M$ is a regular stochastic matrix.
-
-
-Let us now recall the following stochastic matrix theorem:
-\begin{theorem}[Stochastic Matrix]
- If $M$ is a regular stochastic matrix, then $M$
- has an unique stationary probability vector $\pi$. Moreover,
- if $\pi^0$ is any initial probability vector and
- $\pi^{t+1} = \pi^t.M $ for $t = 0, 1,\dots$ then the Markov chain $\pi^t$
- converges to $\pi$ as $t$ tends to infinity.
-\end{theorem}
-
-Thanks to this theorem, $M$
-has an unique stationary probability vector $\pi$.
-By hypothesis, since $M$ is doubly stochastic we have
-$(\frac{1}{2^l},\dots,\frac{1}{2^l}) = (\frac{1}{2^l},\dots,\frac{1}{2^l})M$
-and thus $\pi = (\frac{1}{2^l},\dots,\frac{1}{2^l})$.
-Due to the matrix theorem, there exists some
-$q$ s.t.
-$|\pi^q- \pi| < \epsilon$
-and the proof is established.
-Since $p(Y| K)$ is $p(X^q)$ the method is then $\epsilon$-stego-secure
-provided the strategy-adapter is uniformly distributed.
- \end{proof}
-
-This section has focused on security with regards to probabilistic behaviors.
-Next section studies it in the perspective of topological ones.
-
-
-
-%\subsection{Security in KMA, KOA and CMA setups}
-%\input{KMOA.tex}
