量子密钥分发

姓名：刘晨松

学号：20011210113

转自：https://blog.csdn.net/zhbgreat/article/details/

【嵌牛导读】关于在量子通信中，它与传统通信相比保密性很高，这个保密性是如何实现的，在密钥分发的过程中有哪些问题下面就有所介绍。

【嵌牛鼻子】量子密钥分发

【嵌牛正文】量子密钥分发 （QKD, Quantum key Distribution ）

QKD是量子信息的一个重要分支，也称为“量子保密通信”。

量子通信是一个广泛的研究领域，包括QKD、量子隐形传态和“超密编码”等等。但由于量子密钥分发是唯一接近实用的，所以当媒体报道“量子通信”的时候，他们实际上指的就是量子密钥分发。

看“量子密钥分发”这个名字，就能看出来这是一种保密通信的办法。那目前的保密方法不能保密吗？我们需要了解密码学的基本原理，才能明白QKD解决了哪些传统密码术与量子密码相比的不足之处，以及量子因数分解对传统密码术造成了什么样的挑战。

要保密就要有保密算法，这个算法可以看做是“编码规则”，只靠这个编码规则可以保密吗？ 显然是不能的，因为别人也会知道这个算法，也会推导这个算法，你用的算法也在别人的“思考范围之内”；所以靠把一个规则“死保”是不现实的。例如，把算法以机器的形式固定下来（二战中德国用的Enigma密码机），那么敌人一旦得到一台机器，就可以知道算法，一下全外泄了。

再一个就是算法（不刻意保密）不保密，但是使用双方持有各自的密钥，这样才能互相解密对方发过来的信息，密钥定期更换，刻意根据实际情况配发给各个不同的使用者，这样即使一部分人的密钥外泄，也不至于殃及全局。这个办法也是最常用的，是个目前看来最好的选择。也是目前密码学最主要的领域。

密码学的一个基本原则是，在设计算法时，你必须假设敌人已经知道了算法和密文，唯一不知道的是密钥。密码学的研究目标就是，让敌人在这种情况下破译不了密文。算法、密文、密钥三个元素，缺一个密钥，让你死活破译不了；三缺一干着急，这是设计密码体系时的基本原则。

目前可以做到密码本身可以是安全的，但密钥的传送不安全。

香农（著名牛人）证明了一个数学定理：密钥如果满足三个条件，那么通信就是“绝对安全”的。这里说的“绝对安全”是指：敌人即使截获了密文，也无法破译出明文，他能做的只是瞎猜而已。哪三个条件呢？

（1）密钥是一串随机的字符串；

（2）密钥的长度跟明文一样，甚至更长；

（3）每传送一次密文就更换密钥，即“一次一密”。满足这三个条件的密钥叫做“一次性便笺”—— one time pad 。

我们仔细分析就可以得知，香浓的定理只是“丰满的理想”，而要面对“骨感的现实”。“一次一密” 就是说每次传加密消息前都要获取一次密钥，那么假定集团军指挥所要和某野战军通信（使用无线电台），上午、下午、晚上要传送3次绝密信息，那么就要使用一种手段完成三次双方交换密钥的工作，那么不能使用电台，因为还没有获得密钥嘛，从保密角度看就是派机要人员去做，那么机要员都可以安全的去做交换密钥了，那么更可以”安全的把信息带过去“，交换密钥然后再使用电台，是多此一举，如果机要员不能安全的交换密钥，那么一旦密钥外泄，使用无线电通信也是不能保密的——这就是悖论的地方。

为了解决密钥传送和保存的问题，数学家们想出了另外一套办法，称为“非对称密码体制”或者“公钥密码体制”——RSA 。这个新体系不需要信使传递密钥。解密只是接收方的事，发送方并不需要解密，他们只要能加密就行。这种非对称密码体制实现的关键在于：公钥加密的东西，只能用私钥解密，而且得知公钥以后不能（很难）从已知的公钥推导出私钥。就是说，有些事情沿着一个方向操作很容易，逆向操作却很困难。因数分解就是一个，这就是因数分解能用于密码术的原因，也是RSA体系的重要前提。

RSA在理论上已经被量子的因数分解算法攻克了。即使是在目前还没有量子计算机的前提下，RSA密码体制也是可能被攻破的，人们也在不断的研究新的算法，在经典计算机上更快的解决因数分解这个难题。

量子密钥是在双方建立通信之后，通过双方的一系列操作产生出来的。它的产生过程就是它的传递过程，可以说是”随制随用“，利用量子力学的特性，可以使双方同时在各自手里产生一串随机数，而且不用看对方的数据，就能保证双方的随机数序列是完全相同的。这串随机数序列就是密钥。量子密钥的产生过程，同时就是分发过程，这样就不用想之前那样去传递密钥了，也就避免了风险。QKD使得香浓推导出的理想状态下的定理，落到了实处。

量子密钥是一串随机的字符串，长度也可随意设定，而且每次需要传输信息时都重新产生一段密钥，这样就完全满足了香农定理的三个要求（密钥随机，长度不小于明文，一次一密），因此用量子密钥加密后的密文是不可破译的。双方都有了密钥之后，剩下的事情就是通信，这个通信可以使用任意的形式，网络、无线电报、激光通信、设置可以手写出来送过去，反正是破译不了的，是安全的。

在一个QKD系统中，什么样的操作，能在通信双方产生一段相同的随机数序列呢？

不少科普文章说量子密码术离不开量子纠缠，这就大错特错了！这种说法造成了很多困扰。实际上，量子密码术有若干种实现方案，有的利用量子纠缠，有的不利用量子纠缠。而实际中难度相对低的，好实现的，恰恰没利用量子纠缠，分析一下就能看出来，量子纠缠是一种多量子体系的现象，而对于实验来说，操纵多个量子肯定比操纵一个量子困难。所以，只要有单量子的方案，人们必然会先用单量子方案。

实际情况也是如此，绝大多数量子密码术的实验都是用单量子方案做的，而基于量子纠缠的量子密码术方案，就像用法拉利跑车送快递一样不实用，只具有理论意义。怎么在双方产生相同的随机数序列？想想前面介绍的三大特性，真正产生随机数的是对叠加态的测量。所以只要充分利用叠加和测量这两个特性就可以，单个量子就可以在双方产生相同的随机数序列。和经典信息学中的通信协议一样，我们把量子密码术的方案都称为某某协议（就像计算机科学中的“，HTTP协议，FTP协议，TCP/IP协议”），上述的利用EPR对的方案叫做EPR协议；而单粒子的方案包括BB84协议、B92协议、诱骗态协议等。BB84协议是美国科学家Charles H. Bennett和加拿大科学家Gilles Brassard在1984年提出的，BB84是两人姓的首字母加上年份的缩写。BB84协议是最早的一个方案，而且目前最先进的诱骗态协议可以理解为它的演进加强版。所以只要理解了BB84协议，就理解了量子密钥分发的精髓。

在BB84协议中，用到偏振光子（光子是光的量子）的四个状态：|0>、|1>、|+>和|->。这四个状态是用光子的偏振（回顾一下，偏振方向就是电场所在的方向）来表示的，分别对应光子的偏振处于0度、90度、45度和135度。

|0>和|1>这两个态构成一个基组，|+>和|->这两个态构成另一个基组。在某个基组下测量这个基组中的状态，比如在|0>和|1>的基组中测量|0>，那么结果不变，测完以后还是|0>这个态。在某个基组下测量这个基组之外的状态，比如说在|0>和|1>的基组中测量|+>，那么结果必然改变，以一半的概率变成|0>，一半的概率变成|1>。因为|+>状态可以表示为 |0> 、|1> 2个状态的线性叠加 ： 1/√2*|0> + 1/√2*|1>，√2的平方加/√2的平方等于 1/2 +1/2 = 1 ，所以测量后所得结果各占 50% 。

现在我们来描述BB84协议的操作过程。A拿一个随机数发生器，产生1个随机数0或者1（记作a），用a来决定选择哪个基组：得到0就用|0>和|1>的基组，得到1就用|+>和|->的基组；选定基组之后，再产生1个随机数（记作a′），根据这第二个随机数决定在基组中选择哪个状态：得到0就在|0>和|1>中选择|0>或者在|+>和|->中选择|+>，得到1就在|0>和|1>中选择|1>或者在|+>和|->中选择|->。经过这样双重的随机选择之后，A把选定的随机数 a' 保留，把由a'的值所决定的光子发送出去（一个一个连续的发出，a'决定的是光子的状态）。B接到光子的时候，并不知道它是属于哪个基组的。B也拿一个随机数发生器，产生1个随机数（记作b），得到0的时候就在|0>和|1>的基组中测量，得到1的时候就在|+>和|->的基组中测量。B测得|0>或者|+>就记下一个0，测得|1>或者|->就记下一个1，我们把这个数记为b′。

如果B猜对了基组，也就是a = b，那么所得到得那个光子的状态就是B的基组中的一个，测量以后不会变，a′必然等于b′。而如果B猜错了基组，a ≠ b，那么光子的状态就不是B的基组中的一个，所以测量后会突变，a′和b′就不一定相等了（有一半的概率不同）。把这样的操作重复若干次，双方发送和测量若干个光子。结束后，双方公布自己的第一个序列，也就是a和b随机数序列（注意不是把发送出去的光子随机数序列公布，而是第1个序列），比如说A这一方的a序列是0110，B这一方的b序列是1100。然后找出其中相同的部分，就是第2位（1）和第4位（0）。那么B就知道自己这里接收到的光子的第2个和第4个，与A那边是同一个基组，所以测量以后得到的结果b'（b'的第2个与第4个）必然与A那里所保留的a' （a'的第2个与第4个）相同。

A和B把各自手里第2位和第4位的a′和b′整理出来，这个随机数序列就可以用作密钥。如果发送和接收N个光子，由于B猜对基组的概率是50%，就会产生一个长度约为N/2位的密钥。至于a、b两个序列中不同的部分，就抛弃掉了。

到目前为止我们都假定只有A、B双方在通信，没有窃听者。作为一个保密的方法，需要回答的下一个问题是：在有人窃听的情况下，如何保证密钥不外泄？把窃听者称为E，料敌从宽，要假设E具有和AB一样的技术能力甚至比AB更高的技术能力。A发给B的每一个光子都先落到他手里。BB84协议有一个办法，使得E偷不走密钥。什么办法呢？如果E只是把这个光子拿走，那么他只是阻断了A、B之间的通信，仍然拿不到任何信息。E希望的是，知道所截获的那些光子的状态，然后再把这个光子放过去，让B去接收；这样A和B看不出任何异样，不知道有窃听，在A和B公布a、b序列后，E再根据a、b帅选整理自己的光子状态序列，得出密钥。

E的最大困难在于，他要知道当前这个光子所处的状态，就要做测量。可是他不知道该用哪个基组测量，那么他只能猜测。猜的话就有一半的概率猜错，猜错以后就会改变光子的状态。例如A发出的状态是|+>（这对应于a=1, a′ = 0），E用|0>和|1>的基组来测量|+>，就会以一半的概率把它变成|0>，一半的概率把它变成|1>；然后B再去测量这个光子。如果B用的基组是|0>和|1>（b = 0），测量结果是|1>，公布后会发现这里a ≠ b，这个数据就被抛弃。而如果B用的基组是|+>和|->（b = 1），公布后会发现这里a = b, 这个数据要保留。这时b′等于什么呢？无论光子状态是|0>还是|1>（E测量后状态变成|0>或|1>，正常该是|+>），在|+>和|->的基组下测量时都以一半的概率变成|+>（b′ = 0），一半的概率变成|->（b′ = 1）； 而无E窃听测量的情况下B应该测得的是 |+> 状态（b'=0）; 也就是在有E窃听测量的情况下B得出的密钥有一定比例和A的密钥不同。

分析一下会发现这个普遍的规律：只要E猜错了基组，a′和b′就会有一半的概率不同；E猜错基组的概率是一半；所以在E做了测量的情况下a′和b′不同的概率是1/2 × 1/2= 1/4。

因为E随机选对基组的概率是1/2 ，所以自然有一半是对的，剩下的一半是基组选错的，也就是和接收方的基组不一样，所以造成接收方测量的结果有一半是对的，一半是错的，这样就有了1/4的错误率。 有了这个错误率，也就可以发现有窃听。这是一个很了不起的事情，在经典信息体系中是做不到的。

为了知道有没有窃听，A和B在得到a′和b′序列后，再挑选一段公布。这是BB84协议中的第二次公布。第一次公布是公布第一个随机序列（也就是表示基组的那个序列）。假如在公布的序列中出现了不同，那么他们就知道有人在窃听，这次通信作废。

第一次公布的是双方随机选择的基组的情况，基组一样的就认为是要保留的；第二次公布是保留下来的数据的一部分，这个保留的数据原本是要作为密钥的不能全公布出来，可是为了安全、不被窃听，只能牺牲掉一段；如果发现公布出来的那一部分双方有很大差异，就说明有人窃听。

要公布多少个呢？公布1个，E蒙混过关的几率是3/4。公布2个字符，就是3/4的平方。公布m个，E蒙混过关的概率就是3/4的m次方。当m = 100时，只剩下3.2× 10^-13。因此，如果公布了很长一段都完全相同，那么就接近100%的置信度了，通信双方就把a′和b′序列中剩下的部分作为密钥。

如果发现有窃听，怎么办？有多条信道的话，可以换一条信道；此外，量子密码术跟一些光学技术联用，可以确定窃听者的位置，可以直接把窃听的抓起来，这是量子密码术特有的另一个巨大优势，传统密码术最要命的就是发现不了窃听，更定位不了。

有人会想到E可以不去冒风险去测量未知态的量子，而是copy一个一样的，等A B 双方公布基组以后就可以放心的进行测量了，从而得到密钥。可是在量子力学中有一个基本定理——量子不可克隆定理，就是说不能完美的克隆出一个未知的量子态。

我们简单的分析一下，假如有一个办法（或函数）可以完美克隆未知量子态，把它记做 F，2个未知量子态|x>,|y>并且 |x>和|y>构成一个基组，那么便有：

F{(|x>)(|0>)} = (|x>)(|x>)=|xx> (1) ,

F{(|y>)(|1>)} = (|y>)(|y>)=|yy> (2) ,

F{(|x>+|y>)(|0>+|1>)}= (|x>+|y>)(|x>+|y>)(3) ,

F{(|x>+|y>)(|0>)} = (|xx>+|yy>) (4)

(1) (2) 式 成立 ，那么 (3)或者(4) 就成立，可是(3) (4) 不能同时成立 ，因为(3) 是一个直积态 ，而(4) 是一个纠缠态。也就是通过 F 既可以克隆出 一个直积态 ，也可以克隆出一个纠缠态，而F 是一个函数，不能同时产生直积态和纠缠态。所以F不存在。