JPWO2011099325A1 - 暗号通信システム及びそれに用いる送信機及び受信機 - Google Patents

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Abstract

現在の光ファイバ網を利用して、情報漏えいに関して高い安全性を持ち、且つ高速な通信を実現する。(1)送受信者間で予め種鍵を共有し、揺らぎを伴ったキャリア光を用い、乱数で決定される基底を用いて乱数を送受信する。送受信者は種鍵で決まる共有基底と乱数基底を照合し、一致した場合としなかった場合に基づいて各ビットに重畳された乱数信号を２つの系列に分解し、受信機内において系列ごとに誤り訂正処理を行い送受信者間で乱数を共有する。(2) 送受信者間で共有された乱数をプライバシアンプにより安全な情報量まで情報量を減らして、それを秘密鍵とする。(3) 得られた秘密鍵により実データを暗号化して送受信する。

Description

本発明は暗号通信システム及びそれに用いる送信機及び受信機に係り、特に光通信において安全性を向上させた暗号通信システム及びそれに用いる送信機及び受信機に関する。
通信における秘匿性の要求は古来より未来に亘る永遠のテーマであり、近年のネットワーク社会においては暗号学の発展によりその要求を確保してきた。暗号は共通鍵方式と公開鍵方式に大別できる。共通鍵方式は盗聴されても容易に解読できないことが安全性の根拠であり、公開鍵方式は解読アルゴリズムが知られているものの解読に非現実的な時間を要することが安全性の根拠である。しかしながら、共通鍵方式の場合は解読法が発見される可能性があり、また公開鍵方式の場合も現在知られている解読アルゴリズムよりも高速な解法が発見される可能性があると共に、量子コンピュータが実現すれば現在のアルゴリズムを用いても比較的容易に解読されてしまうため、量子暗号が注目されることになった。
量子暗号は量子力学的性質を利用して物理法則的に安全性を保証しようとするものである。通常の暗号が盗聴できても現在の計算機の能力では解読が困難であることを安全性の拠り所にしているのに対して、量子暗号は物理法則的に安全性を実現し、解読法や計算機の進歩があっても安全性が脅かされる心配がない（非特許文献１）。しかし、量子暗号は当然のこととして量子力学的状態を利用するために課題も多い。量子力学的状態は環境との相互作用により容易に元の状態から変化する（ディコヒーレンス）。光ファイバのような伝送路には必ず損失があり、損失は量子状態を変化させるため、量子暗号はまず距離の制限を受ける。例えば１００ｋｍ程度が最大伝送距離である。損失があればその分を補償するために増幅するのが通常の通信であるが、増幅も元の状態をディコヒーレンスさせるので量子暗号では許されない。また、量子暗号では超微弱光を利用する必要がある。さらにこういった制限事項の元で量子暗号を運用するためには現在の光通信システムを再構築しなければならない問題もある。以上見たように、量子暗号を運用するには多くの制限事項がある。
量子暗号における上記の課題を解決することを目指して提案されたのがαηスキームと呼ばれる方法で、信号基底を位相空間上で多値にし、隣り合う基底を量子揺らぎの範囲内に設定して盗聴者に正確な情報を与えないようにしたものである（非特許文献２）。このスキームは量子揺らぎを安全性の根拠においているため、信号光強度が大きすぎると量子揺らぎの効果が無視できるようになり、十分な安全性が得られなくなる。量子暗号よりは大きい光強度を利用できるが、通常の光通信における強度に比べれば十分に弱い強度である必要がある。そこで通常の光通信並みの光強度でも適用できるものとして提案されたのがアンチスクイーズを用いた方法である（特許文献１）。多値基底とアンチスクイーズした（広がった）揺らぎを利用して盗聴を困難にしようとするものである。但し、アンチスクイーズした揺らぎは量子揺らぎよりも十分に大きくしたものであり、量子力学的と言うよりはむしろ古典的揺らぎと言える。この方法は通常の光通信に適用することを前提に考案されたものであり、それを実現するものとして特許文献２には、長期信頼性のある光通信用の部品のみでアンチスクイズト光生成器を構築した例が開示されている。
以上は物理的視点で暗号通信について述べた。その一方で情報理論的に通信の安全性を考察すると、信号光が量子的であるか古典的であるかを区別しないことが知られている（非特許文献３，４）。量子暗号もこの一般的な情報理論の枠組みに則った手法であると言える。
安全な通信を実現するための方法はいくつかの構成部分に分解でき、その一つがプライバシアンプ（秘匿性の増強）である。非特許文献５にはプライバシアンプによる秘密鍵の生成法が開示されている。
特開２００７−１２９３８６号公報 特開２００８−００３３３９号公報
N. Gisin, G. Ribordy, W. Tittel and H. Zbinden, Rev. Mod. Phys. 74, 145 - 195 (2002). G. A. Barbosa, E. Corndorf, P. Kumar and H. P. Yuen, Phys. Rev. Lett. 90 (2003) 227901. A. D. Wyner, "The wire-tap channel," Bell Syst. Tech. J., 54, 1335 (1975). U. M. Maurer, "Secret key agreement by public discussion from common information," IEEE Trans. Inf. Theory, 39, 733 (1993). C. H. Bennett, G. Brassard, C. Crepeau, and U. U. Maurer, "Generalized privacy amplification," IEEE Trans. Inf. Theory 41, 1915 (1995).
安全な情報量は、送信者・正規受信者間の相互情報量Ｉ（Ｘ；Ｙ）と送信者・不正受信者間の相互情報量Ｉ（Ｘ；Ｚ）を用いてその差によりCs ≧ max[Ｉ（Ｘ；Ｙ）−Ｉ（Ｘ；Ｚ）]として得られる。相互情報量Ｉはビット誤り率（ＢＥＲ）の関数で、ビット誤りがない場合には送信者の情報源エントロピーＨ（Ａ）に一致し、ＢＥＲの増加と共に減少する。不正受信者のＢＥＲ（pE）が正規受信者のＢＥＲ（pB）よりも大きければ安全な情報量（Cs＞０）が確保され、情報論的に安全な通信が可能になる。情報論的に安全性を実現するために重要な点は、正規受信者と不正受信者の間に如何に差異を形成しpE＞pBを実現するかにある。量子力学的性質を利用すれば盗聴された際に正規の送受信者はそれを検知することができ、量子暗号ではその性質を利用してpE＞pBを実現する。量子暗号のそれ以外の部分では量子力学的性質は利用しない。以上の議論から明らかなように、量子力学的性質を利用しなくてもpE＞pBを実現できる方法があれば安全な通信は可能である。
量子暗号は、理論上安全性を画期的に向上させるものであるが、損失及び増幅に対して十分な耐性がないために伝送距離に関して制約がある。また、伝送距離の増加と共に伝送損失が増加するため、超微弱光を利用する量子暗号では受信機に光子が到達できない確率が高くなる。さらに、通常の量子暗号のプロトコルでは受信した乱数信号の半数を利用せずに捨てるため、受信レートがさらに下がる。こういった量子暗号の課題は量子力学的性質を利用していることに根本的な原因がある。
従って、これらの課題を解決するひとつの方法は、古典的な光を用いて安全な光通信を実現することであり、未解決課題である。この課題は、光通信に限定されず、通常の電気的な通信や無線通信等、電磁波を用いた一般の通信に関しても言えることである。
本発明の目的は、損失及び増幅に対して耐性があり伝送レートも十分に高い、古典揺らぎを利用した安全な暗号通信システム及びそれに用いる送信機及び受信機を提供することにある。
本発明の代表的なものの一例を示せば以下の通りである。本発明の暗号通信システムは、通信ネットワークを介して接続された送信機と受信機とを備え、
前記送信機は、
該送信機と前記受信機間で共有される共有基底、及び該送信機のみで保有あるいは生成される乱数基底の情報を保有しており、乱数発生器で生成された第１の乱数および第２の乱数と前記共有基底及び前記乱数基底の４つの情報から暗号データを生成する機能と、揺らぎを伴った電磁波源からの出力に、前記乱数基底で前記乱数データを重畳して乱数信号を生成し、前記通信ネットワークの第１の伝送路を介して前記受信機に前記乱数信号を送信する機能と、前記第１の乱数及び前記第２の乱数から秘密鍵を生成し、該秘密鍵を用いて送信すべき実データ本体を暗号化し、前記通信ネットワークの第２の伝送路を介して前記暗号化された実データ本体を前記受信機に送信する機能とを備えており、
前記乱数データは、
前記乱数基底と前記共有基底が一致した場合には前記第１の乱数を信号とし、前記乱数基底と前記共有基底が一致しない場合には前記第２の乱数を信号とするものであり、
前記受信機は、
前記共有基底の情報を記憶しており、前記第１の伝送路を介して受信した前記乱数信号から前記乱数基底及び乱数値を判定し、該乱数基底と前記共有基底とを照合し、一致した場合の乱数信号を前記第１の乱数、一致しなかった場合の乱数信号を前記第２の乱数と判定する機能と、該判定された第１及び第２の乱数から秘密鍵を取り出す機能と、前記第２の伝送路を介して受信した前記実データ本体を、前記秘密鍵を用いて暗号化前の前記実データ本体に復号する機能とを備えていることを特徴とする。
本発明は種鍵を利用するが、新たに生成される秘密鍵の起源はキャリア光（電磁波）の揺らぎである。即ち、新たに生成される秘密鍵は種鍵利用の条件下で情報論的に生成されるものである。そのため、計算量的安全性を上回るものであり、種鍵に対する全数探索攻撃以外に有効な攻撃法がないことが予想される。暗号において種鍵に対する全数探索攻撃よりも有効な攻撃法が無い場合、それは十分に安全とみなされる。その意味で本発明は十分に安全な通信システムを実現する。さらに本発明で利用する揺らぎは古典的なものなので、損失及び増幅に対して耐性があり、量子状態を伝送する場合のような伝送距離の制限を受けない。本発明によれば、既存の光ファイバネットワークを利用して、長距離に亘って安全な通信が可能になる。また、本発明では、通常の量子暗号で起こりうる通信路途上での信号の喪失がなく、受信した乱数列の１／２を廃棄することも行わないので、ビットレートの向上にもつながる。
本発明の物理的原理を示した図である。 本発明による暗号通信システムの概略を示したブロック図である。 図２Ａのシステムの送信機側における、乱数信号の処理の概要を示した図である。 図２Ａのシステムの受信機側における、乱数信号の処理の概要を示した図である。 本発明の第一の実施例になる暗号通信システムの構成例を示したブロック図である。 図３のブロック図に基づいて本発明を実現した場合の信号例を示す図である。 位相空間上の信号値を表す領域と揺らぎの関係を示した図である。 正規受信者と不正受信者のビット誤り率を示すプロットの一例を示す図である。 正規受信者と不正受信者のあいまい度とそれらの差から得られる安全な情報量を示すプロットの一例を示す図である。 本発明の第二の実施例になる暗号通信システムの構成例を示したブロック図である。 図８のブロック図に基づいて本発明を実現した場合の信号例示す図である。 本発明の第三の実施例になる、暗号通信システムの構成例を示したブロック図である。 図１０のブロック図に基づいて本発明を実現した場合の信号例示す図である。 本発明の第三の実施例になる、暗号通信システムの他の構成例を示したブロック図である。 図１２のブロック図に基づいて本発明を実現した場合の信号例を示す図である。 本発明の第四の実施例である、２値４基底の場合の位相空間上の信号状態を模式的に示す図である。 本発明の第四の実施例である、４値２基底の場合の位相空間上の信号状態を模式的に示す図である。 本発明の第五の実施例になる、揺らぎ光生成のための構成例を示すブロック図である。 本発明の第五の実施例になる、揺らぎ光生成のための他の構成例を示すブロック図である。 本発明の第五の実施例になる、レーザーに揺らぎを重畳し、等価的に揺らぎ光源を実現する構成の一例を示すブロック図である。 本発明の第五の実施例になる、変調器に揺らぎを重畳し、等価的に揺らぎ光源を実現する構成の一例を示すブロック図である。 本発明の第六の実施例になる強度変調方式の場合の、各信号の強度分布を示した図である。
本発明の具体的実施例を記述する前に、まずそのポイントとなる一般的なことを述べる。本発明により通信の安全性を向上させるためには、信号光に揺らぎがあることが重要である。揺らぎがなくてもプロトコルの複雑性が不正受信者の解読困難性を増すが、十分な安全性を得るためには揺らぎが重要である。光の揺らぎは振幅揺らぎと位相揺らぎに大別でき、どちらの揺らぎに対しても本発明は有効であるが、以下の実施例では主に位相揺らぎの場合を例に取って示すことにする。位相揺らぎを利用するので、変調方式は位相変調型である。参照光を必要とするPhase-shift keying (PSK)でも差動型のDifferential-phase-shift keyingでもどちらでも良い。簡単化のために信号は２値、基底数は２とする。この場合、見かけ上信号は４値になる。ただし、本発明は、ｎ及びｍを正整数として、ｎ値信号、基底数ｍに容易に拡張することができ、その場合、見かけ上信号はｎ×ｍ値になる。
安全な通信を実現するためには、不正受信者よりも正規受信者が有利な状況を作る必要がある。それを実現するために本発明で採用している原理の要点を図１に示す。正規の送受信者は予め種鍵を共有するものと仮定し、その種鍵を用いてｑ軸基底かｐ軸基底かを決定する。
図１の（ａ）はｑ軸基底の場合の２値信号で、三日月の形は各信号状態“０”及び“１”の位相空間上の揺らぎを表す。信号光の振幅の絶対値をＥとすれば、信号“０”は（ｑ，ｐ）＝（Ｅ，０）に、信号“１”は（ｑ，ｐ）＝（−Ｅ，０）に対応するが、キャリア光の揺らぎのために信号光を測定すれば信号“０”の場合は（ｑ，ｐ）＝（Ｅ＋δｑ，δｐ）に、信号“１”の場合は（ｑ，ｐ）＝（−Ｅ＋δｑ，δｐ）になる。δｑとδｐが揺らぎである。図１の三日月はこの揺らぎの範囲を表し、測定値は概ね揺らぎの範囲内のいずれかの１点になる。図１の（ｂ）はｐ軸基底の場合の２値信号を表す。
正規受信者は種鍵により正しい基底を知るので、原理的には図１の（ａ）あるいは（ｂ）の２値状態で２値判定すればよい。一方、不正受信者は種鍵を知らないので、図１の（ｃ）に示すように信号状態が４値に見え、それを２値判定しなければならない。４値信号の揺らぎは隣どうしの重なりが大きくなり不正受信者のＢＥＲは増加する。正規受信者にも僅かながらビット誤りが生じるが、不正受信者との差は明らかである。このビット誤り率の差が安全な情報量を確保する。ここで重要な点は、正規受信者が２値信号から２値判定すればよいのに対して不正受信者は４値信号から２値判定しなければならない点である。この差がビット誤り率の差を形成する。但し、単純に同じ鍵を使い続けると不正受信者に基底の推定を許すため、基底の推定を許さないプロトコルを考案することが課題であり、本発明がこれに対する解決法を与える。
次に、本発明において開示する通信プロトコルの概略について、原理の要点を示す図１を参照しながら説明する。
（１）送信者と正規受信者は、種鍵により基底を共有する（共有基底）。
（２）送信者は揺らぎを伴った電磁波（光等）を用いて、乱数信号を乱数基底で送信する（正味４値）。４値信号の割り振りは、図１（ｃ）に示す通りで、信号“０”がq軸基底（基底“０”）上の信号“０”、信号“１”がp軸基底（基底“１”）上の信号“０”、信号“２”がq軸基底（基底“０”）上の信号“１”、信号“３”がp軸基底（基底“１”）上の信号“１”である。乱数信号は２つの系列からなり、それぞれ誤り訂正符号化される（符号１及び符号２）。各ビットに重畳される乱数信号は符号１あるいは符号２のどちらかであり、共有基底と乱数基底がビットごとに照合され、一致した場合に符号１が、一致しなかった場合に符号２が重畳される。
（３）正規受信者はまず４値判定し、乱数基底を判定し、共有基底と照合する。
（４）照合が一致すれば乱数信号を符号１として扱い、一致しなければ符号２として扱う。
（５）送受信者間で共有した符号１及び符号２の情報量を、例えば非特許文献５に記載のプライバシアンプにより縮小して秘密鍵とし、その秘密鍵を用いて実際に送信するべき実データを一般の伝送路を用いて暗号通信する。
ここで重要な点は、種鍵（共有基底）が送受信者間で共有されているが送受信する情報には反映されないことである。このために不正受信者には乱数基底上の乱数にしか見えないが、正規受信者には共有基底の情報により、乱数信号が符号１であるのか符号２であるのかの規則性を持った乱数に見える。
上記の概略（３）に示す通り、正規受信者もまず４値判定しなければならない。そのために基底の判定誤りは多いが、正規受信者は共有基底を知るために、基底の判定誤りがあるものの概ね符号１と符号２に分離することができる。その段階で各符号列に対してパリティ検査を実施すれば、基底の判定誤りがあったビットを含む領域を推定できる。誤りがあると推定された領域の各ビットの基底を順番に訂正し、パリティ検査を行うことを繰り返して正しい符号列を得る。
以下の実施例では、信号のキャリアとして主に光を用いた場合を記述するが、本発明は電磁波一般に対して成り立つものであり、通常の電気信号を用いた通信や無線通信にも適用可能である。揺らぎを伴った電磁波源として高周波発振器などを用いることもできる。
本発明の暗号通信システムの具体的な構成例について、図２Ａ〜図２Ｃを参照しながら説明する。
図２Ａに示すように、本発明の暗号通信システムは、送信機１００と、受信機３００と、これらの送信機と受信機をつなぐ第１及び第２の伝送路２０１、２０２とを備えている。以下の例では送信機及び受信機が各１個の場合について説明するが、通信ネットワークを介して接続された複数の送信機と受信機間での通信においても本発明を適用できることは言うまでもない。
送信機１００は、第１の乱数発生器、第２の乱数発生器、第３の乱数発生器を備えた乱数発生器１０１と、送受信機間で共有される種鍵（共有基底）と第３の乱数発生器の出力（乱数基底の情報）等を記憶する記憶装置１０２と、種鍵（共有基底）、乱数基底、第１の乱数発生器の出力（符号１）及び第２の乱数発生器の出力（符号２）から送信用の乱数データ列を生成する乱数データ生成ユニット１０３と、揺らぎを伴う電磁波源（光源）からの出力に乱数基底で乱数データを重畳し、第１の伝送路２０１を介して受信機３００に乱数信号（揺らぎを伴うために実質的にアナログ化された信号）を送信する乱数信号送信ユニット１０４と、第１及び第２の乱数発生器の出力（符号１及び２）を用いて秘密鍵を生成する秘密鍵生成ユニット１０５と、生成された秘密鍵を用いて送信すべき実データ本体を暗号化し、第２の伝送路２０２を介して受信機３００へ暗号化された実データを送信する暗号器１０６とを備えている。第１と第２の乱数発生器の出力は誤り訂正符号化されるので、それぞれ符号１及び符号２と記載した。
受信機３００は、第１の伝送路２０１を介して伝送された乱数信号を検出する信号検出器３１１と、受信した乱数信号と記憶装置３０３にある共有基底の情報とから符号１と符号２を分離再生する乱数符号再生ユニット３０２と、再生された符号１と符号２を元に秘密鍵を生成する秘密鍵生成ユニット３０４と、生成された秘密鍵を用いて、第２の伝送路２０２を介して伝送されてきた実データ本体を復号化する暗号復号化器３０５とを備えている。
送信機１００の乱数データ生成ユニット１０３では、乱数基底と共有基底が一致した場合に第１の符号を乱数データとし、乱数基底と共有基底が一致しない場合に第２の符号を乱数データとして出力する。換言すると、乱数データは、ビット単位で符号１または符号２のいずれかが選択されたものである。
乱数信号送信ユニット１０４は、揺らぎ光源などの電磁波源からの出力波（出力光）に変調器を用いて乱数データを重畳し、乱数信号として第１の伝送路２０１に送信する。その際、乱数信号送信ユニット１０４からの出力信号は揺らぎを伴い、揺らぎ源は電磁波源（光源）自身であるか、あるいは変調器や電磁波源（光源）の駆動電流に意図的に重畳した熱揺らぎ等である。
秘密鍵生成ユニット１０５では、乱数発生器１０１内の第１及び第２の乱数発生器の出力である第１及び第２の符号のビット数を減らして秘密鍵を生成する。
暗号器１０６は、秘密鍵生成ユニット１０５から出力された秘密鍵を用いて実データ本体を暗号化し、その暗号化されたデータを第２の伝送路２０２に出力する。
受信機３００内の信号検出器３１１は、第１の伝送路２０１を介して伝送されてきた乱数信号を受信する。
乱数符号再生ユニット３０２はまず乱数信号を復調器３１２で復調し、乱数基底（０又は１）を判定する。次に、その乱数基底（デジタル値）と記憶装置３０３にある共有基底を照合し、両者が一致した場合にそのビットの乱数信号を符号１とし、一致しなかった場合に符号２と判定する。
秘密鍵生成ユニット３０４は、乱数符号再生ユニット３０２で得られた符号１及び符号２のビット数を減らして秘密鍵を生成する。この秘密鍵は送信機内の秘密鍵生成ユニット１０５において得られたものと同じ秘密鍵になる。
暗号複合化器３０５は、第２の伝送路２０２を介して伝送されてきた暗号化された実データ本体を、秘密鍵生成ユニット３０４において生成された秘密鍵を用いて暗号化前の実データに復号する。
本発明では、符号１と符号２の２つの乱数符号列から、一つの乱数データ列を形成することに１つの特徴がある。この点について、図２Ｂ、図２Ｃを用いて説明する。図２Ｂは送信機側の、図２Ｃは受信機側の乱数データに関して、その処理の概要を示す。
まず、送信機側に関して説明する。図２Ｂに示すように、乱数データ生成ユニット１０３は、（ａ）共有基底、（ｂ）乱数基底、（ｃ）乱数符号１（符号１）、（ｄ）乱数符号２（符号２）の４種類の２値信号を用いて（１）〜（８）の８パターンの情報を生成する。共有基底は、パターン（１）、（３）、（５）、（７）において基底“０”であり、パターン（２）、（４）、（６）、（８）において基底“１”である。一方、乱数基底はパターン（１）〜（４）において “０”であり、パターン（５）〜（８）において“１”である。送信基底は乱数基底のみで決まり、乱数基底が“０”の場合にｑ軸基底、乱数基底が“１”の場合にｐ軸基底になる。各ビットの乱数データは、共有基底と乱数基底が一致しているかどうかで符号１と符号２のどちらかが選択される。両基底が一致した場合は符号１が選択され、一致しなかった場合は符号２が選択される。このためパターン（１）〜（８）のそれぞれにおいては符号１か符号２のいずれかのみが選択される。パターン（１）、（３）、（５）、（７）では、各ビットの共有基底と乱数基底の値が一致しているので符号１が選択される。一方、パターン（２）、（４）、（６）、（８）では、共有基底と乱数基底の値が不一致なので符号２が選択される。したがって、生成された乱数データは、パターン（１）〜（８）の順に、ｑ軸基底の０、０、１、１、ｐ軸基底の０、０、１、１となる。４値信号（信号“０”〜信号“３”）で表わすと、パターン（１）〜（８）の順で０、０、２、２、１、１、３、３になる。
以上の乱数データに関する８パターンが、共有基底と乱数基底の組み合わせに基づいて符号１及び符号２から生成される。パターン数は８であるが、実際に送信される見かけ上の信号は４値である。このために４値の各信号値には２つのパターンが対応することになり、この重複が本発明における秘匿通信のひとつの原理を与える。見かけ上４値の乱数データは、それぞれ図２Ｂの最下段に示したような三日月形の揺らぎ分布を伴った乱数信号として乱数信号送信ユニット１０４から送信される。
秘密鍵生成ユニット１０５では、符号１と符号２を基に、実データ本体を暗号通信するための秘密鍵が生成される。
次に、図２Ｃに基づき、受信機側の乱数データの処理について概要を説明する。パターン（１）〜（８）はそれぞれ図２Ｂのパターン（１）〜（８）に対応する。
信号検出器３１１において受信される４値の乱数信号の測定値は、図２Ｃの最上段に示したような三日月形の揺らぎ分布の範囲内の一点になる。復調器ではその測定値から“０”、“１”、“２”、“３”の４値に判定する。この４値の判定結果からはまず乱数基底の判定がなされる。４値信号が“０”あるいは“２”の場合はｑ軸基底（基底“０”）であり、パターン（１）〜（４）がこれに相当する。４値信号が“１”あるいは“３”の場合はｐ軸基底（基底“１”）であり、パターン（５）〜（８）がこれに相当する。
判定された乱数基底は記憶装置３０３に保持する共有基底の情報と照合され、その照合結果に基づいてビット毎に乱数信号が符号１に所属するのか符号２に所属するのかが判定される。 例えば、パターン（１）では乱数基底と共有基底が共にｑ軸基底（基底“０”）であり、符号１と判定される。４値判定結果からはさらに乱数符号値も判定でき、パターン（１）では４値判定結果“０”に基づきｑ軸基底の符号“０”と判定される。
以上の判定法に基づきパターン（２）〜（８）を解釈することができる。パターン（２）では乱数基底と共有基底が異なるので符号２と判定され、４値判定結果の“０”に基づき、ｑ軸基底の符号値“０”になる。パターン（３）では乱数基底と共有基底が同じなので符号１と判定され、４値判定結果の“２”に基づき、ｑ軸基底の符号値“１”になる。パターン（４）では乱数基底と共有基底が異なるので符号２と判定され、４値判定結果の “２”に基づき、ｑ軸基底の符号値“１”になる。
パターン（５）〜（８）は、パターン（１）〜（４）において４値信号を“０”から“１”に“２”から“３”に変更したものである。この変更に基づき、乱数基底がｑ軸基底からｐ軸基底になる。同様な判定を行えば、パターン（５）は符号２の“０”、パターン（６）は符号１の“０”、パターン（７）は符号２の“１”、パターン（８）は符号１の “１”になる。
秘密鍵生成ユニット３０４では、再生された符号１及び符号２を元に秘密鍵を生成する。
伝送路２０１で実際に伝送される乱数信号は４値であるが、上記のようにデータパターンは８つある。それに対応して図２Ｂ及びＣでは４値の各信号値に対して２つのパターンが存在した。例えば、パターン（１）とパターン（２）は同じ４値の信号状態“０”であり、共有基底の情報がなければパターン（１）と（２）を区別することができない。これが不正受信者の立場を表す。一方、正規受信者は共有基底の情報を保有するのでパターン（１）と（２）を区別することができ、符号列１と符号列２を再現することができる。その結果、実データ本体の暗号信号を復号するための秘密鍵を生成することが出来る。
例えば、極端な例として、共有基底と乱数基底と乱数符号を決定するビット列が、上記パターン（１）〜（８）の順番で並んだ８ビットの乱数データ列であったとする。この場合、共有基底は０１０１０１０１、乱数基底は００００１１１１、乱数符号列は００１１００１１となる。共有基底は送受信機内でのみ利用され、送受信される乱数信号には反映されない。正規受信者は共有基底を知るので、それと乱数基底の照合を行い、符号列１の０１０１と符号列２の０１０１の分離を行うことができる。一方、不正受信者は共有基底の情報がないので、符号列１と符号列２を分離することができない。
なお、不正受信者の解読を困難にしている理由のひとつは符号１と符号２がランダムに混じり合っていることであり、生成された乱数データが、符号１のみ、あるいは符号２のみで構成されることは望ましくない。従って、乱数基底は、共有基底と全く同じものや、共有基底を表すビット列を単に反転しただけのもの等、一定の条件のものが排除されることは言うまでもない。
本発明では、キャリア光に古典的な揺らぎ（量子揺らぎでも良い）を伴った光（電磁波）を用いることと送受信者間で種鍵を共有することを基本的な構成として安全な光通信（電気的な通信を含む）を実現する。古典的な揺らぎを伴うキャリア光を用いて、送信者は２値（一般的にはｎを正整数としてｎ値）の乱数信号を、乱数で決まる２種類の基底（一般的にはｍを正整数としてｍ種類の基底）のどちらかで送信する。乱数基底の乱数信号なので、原理的に不正受信者は何の情報も得られない。正規の送受信者は、共有した種鍵を用いて共有基底を決定する。送受信者は１ビットごとに乱数基底と共有基底を比較し、一致した場合と一致しなかった場合の２系列に、そこに重畳された乱数列を分離する（符号１及び符号２）。正規の送受信者は種鍵を共有するので、ビット誤りがなければこの２つの乱数信号列は送受信者間で一致する。正規受信者が乱数基底と共有基底を照合する際にはキャリア光の揺らぎのために判定誤りが発生するが、誤り訂正符号を用いることにより訂正される。基底の判定誤りの訂正法は、以下の実施例に記載されている。正規受信者は種鍵と誤り訂正符号の誤り訂正機能により原理的には既知のひとつの基底で２値判定するだけでよいが、不正受信者は種鍵を持たないので２種類のどちらの基底で送信されたのか分からず、その条件で２値判定しなければならない。不正受信者には見かけ上信号が４値に見えることになる。４値信号から２値判定した場合のＢＥＲは２値信号から２値判定する場合よりも大きくなる。この正規受信者と不正受信者間のＢＥＲに関する差が安全な情報量の元になる。送受信者間の相互情報量はＢＥＲにより求まり、安全な情報量は正規の送受信者間の相互情報量から送信者・不正受信者間の相互情報量を引いた量で与えられる。送受信者間で共有した乱数を用いて、プライバシアンプによりその安全な情報量以下の乱数を生成すれば、その減算された乱数が安全な秘密鍵になる。得られた秘密鍵を用いて実際の実データを暗号通信することにより安全な通信が実現できる。
以下、本発明の実施例について、図面を参照しながら詳細に説明する。
基底及び信号の両者を真性乱数化すれば、不正受信者には完全にランダムな信号列だけが見える。図３に、本発明による暗号通信システムの構成例を示す。送信機１００内に３台の乱数発生器１，２，３（１１１，１１２，１１３。図２Ａではこれらをまとめて乱数発生器１０１とした）、及び乱数からなる３種類の種鍵１，２，３（１２１，１２２，１２３。図２Ａではこれらのデータを保持する記憶装置１０２が示されている）が配備される。３台の乱数発生器と３種類の種鍵は、１台の乱数発生器からの出力を３分割することと、一種類の種鍵を３分割することを行えば、それぞれ一つずつで済ますこともできる。乱数発生器１（１１１）及び２（１１２）の出力が秘密鍵生成のための信号となる乱数であり、種鍵２（１２２）及び３（１２３）を用いてそれぞれ暗号化され、誤り訂正符号器１４１及び１４２によりそれぞれ符合化される。誤り訂正符号化においては情報記号の部分とパリティ検査記号の部分を分離し、前者を乱数符号、後者を検査記号と呼ぶことにする。乱数符号はバッファ１３１及び１３２において送信される準備をする。乱数発生器３（１１３）が基底を乱数化するためのもので、この乱数基底に基づいて乱数符号の送信が行われる。正規受信者が正しく受信するためには正規の送受信者間で共有された基底を用いなければならないが、そのために種鍵１（１２１）を利用する。基底は乱数発生器３（１１３）により完全にランダムになっているが、種鍵１（１２１）を利用して正規受信者には規則性のある基底の並びに見えるようにする。
それを実現する暗号データ生成ユニット１０３の具体的な処理を示したのが図４である。基底を指定するのに、図１（ａ）のｑ軸基底の場合を“０”、図１（ｂ）のｐ軸基底の場合を “１”とする。乱数発生器３（１１３）の出力で決まる乱数基底を、図４に示すように０１００１１１０１０００１００とする。一方、送受信者間で予め共有した基底を、１１０１００００１１０１１００とする。共有基底と乱数基底の比較及び判定が比較部１３０において行われる。図４の例では共有基底の最初の基底は“１”であるが、乱数発生器３（１１３）で決まる乱数基底の最初は“０”なので不一致であり、この場合は基底“０”にバッファ１３２で待機の乱数符号２を重畳して信号を送信する。信号の重畳は、乱数信号送信ユニット１０４で、揺らぎ光源１５１からの出力光に変調器１６１を通して行う。乱数基底（乱数発生器３（１１３））の２番目の出力は“１”であり、この場合は共有基底の２番目の出力に一致したのでバッファ１３１に待機の乱数符号１を重畳して送信する。次の共有基底と乱数基底は共に“０”なので引き続き乱数符号１を重畳して送信する。以下、同様に繰り返す。
この方式では、どのタイミングで乱数符号１及び２を重畳するかは乱数基底（乱数発生器３（１１３））の出力に依存して決定されるため、図３に示すようにバッファ１３１とバッファ１３２を具備して乱数符号１及び２を待機する。乱数符号が２値、基底も２値であるため、送信する信号は見かけ上４値になる。図４の「伝送信号」の欄には、左下図のような位相空間上の割り振りをした際の信号値が記されている。「符号１」及び「符号２」欄の乱数が乱数符号１及び２を、「パリティ１」及び「パリティ２」欄が乱数符号１及び２のパリティ検査記号をそれぞれ表す。ここでは例として、乱数符号５ビットごとのパリティを検査記号として扱うことにする。
誤り訂正符号器１４１及び１４２で生成されたパリティ検査記号は通常の光伝送路２０２で伝送するために、信号多重化部１８３において通常の伝送路で送る他の信号と多重化される。この多重化はパケット化や時間多重といった通常の通信で行われている方法である。その後、光送信部１８２に導かれ、光伝送路２０２により受信機３００に伝送される。光検出器３８１により受光され、電気信号に変換され、逆多重化部３８３に送られる。逆多重化部３８３は多重化された信号列を多重化前の状態に分離するもので、検査記号はここで他の信号と分離される。
乱数符号１及び２は、光伝送路２０１により伝送され、受信機３００内の検出器３１１により受光される。検出器３１１からの出力信号に対して復調器３１２において４値判定と２値判定が同時に行われる。この処理は容易である。検出器３１１内の２組のホモダイン検出器により２つの直交位相成分（ｑ軸成分及びｐ軸成分）を測定する。それぞれのホモダイン検出器の出力値Ｉｑ，Ｉｐを２値判定（各成分が正か負か）したものが各基底に対する２値判定結果である。２組のホモダイン検出結果の出力値Ｉｑ，Ｉｐからarctan(Ｉｐ／Ｉｑ)により位相φを決定すれば４値判定（“０”，“１”，“２”，”３”：図４参照）できる。基底が乱数化されているので正規受信者にも信号状態は４値に見える。そこで、まずは４値判定することでどちらの基底が利用されたかを判定する。４値判定結果が“０”又は“２”ならば基底“０”、４値判定結果が“１”又は”３”ならば基底“１”と乱数基底の判定をする。この判定結果を、基底照合部３１３において種鍵１（３２１）（送信機内の種鍵１（１２１）と同じもの）で決まる共有基底と照合し、一致すれば重畳されてきた信号を乱数符号１と判定し、不一致の場合は乱数符号２と判定する。図４の右側に、以上の受信側の処理の一例を示す。但し、４値判定に基づいて基底の判定を行ったために基底の判定誤り、即ち共有基底との照合判定誤りは多い。
これを訂正するために、パリティ検査部３１５において光伝送路２０２を通して伝送されたパリティ検査記号を利用する。乱数基底と共有基底の照合に誤りがなければ乱数データのＢＥＲは予め推定される小さな値になるが、以下のパラグラフで示すように、照合に誤りがあれば誤りがあったビット以降、確率１／２でビット誤りになる。従って、パリティ検査をすればビット誤りが始まった領域を特定できる。ビット誤りが始まった位置、即ち基底の判定誤りの位置は、乱数符号１か乱数符号２かの判定が間違った位置である。従って、ビット誤りが始まったと特定された領域の各ビットに対して基底の判定を訂正してパリティ検査を行うことを順番に行い、ビット誤りがほぼなくなるビット列を探す。
ビット誤りがあった場合にどのようになるかの具体例も図４に示す。簡単化のため、初歩的なパリティ検査機能を持った誤り訂正符号化を、誤り訂正符号器１４１及び１４２において行った場合を考える。乱数データを５ビットごとに区切り、“１”の個数が奇数ならば“１”、偶数ならば“０”を検査記号とする。乱数符号１は図４の送信側における「符号１」欄に示されており、１１０１０１０１である。左から５ビット分のパリティは１になり、「パリティ１」の欄に示されている。受信時にビット誤りが無ければ、受信した乱数符号１のパリティを計算したものは検査記号の値と一致する。仮に受信側の乱数基底の判定が、図４の左から６番目のビットで誤ったとする。図４の受信側の例では、下線を付加したビットが判定誤りである。この場合、本来乱数符号２のビットが乱数符号１として扱われることになり、乱数符号１が１ビット増えることになる。
１ビット増えたことに気付かないで受信者がパリティ検査を行えば、基底の判定誤りが発生したビット以降、確率１／２でパリティが一致しなくなる。これにより基底の判定誤りがどこで生じたのか概ね判定できる。基底の判定誤りと思われるビットの乱数基底の判定を変更して受信機の処理を再度行うことを繰り返し、パリティがほぼ正常になるビット列を探す。図４の受信側の例では、下線のあるビットが誤りであり、このビットが乱数符号１から乱数符号２へ移動されることにより乱数符号１と２の分別が完了する。この際、同時にこのビットの基底も確定する。当初、乱数符号２と判定したビットを乱数符号１に移動させる場合も同様で、この処理を通して基底の判定誤りが訂正され確定する。本方式の受信機内の処理は一旦４値判定するが、基底の誤りを訂正する過程で２値信号の判定に還元されることになる。２値信号を２値判定するのは、４値信号を２値判定するよりもＢＥＲが小さくなる。これが、正規受信者が不正受信者に対して情報論的に有利になる因子であり、予め送受信者間で共有した種鍵１（１２１及び３２１）によりもたらされるものである。即ち、種鍵を知る正規受信者は２値信号を２値判定すればよいが、不正受信者は４値信号から２値判定しなければならない。
上記の基底の判定誤りの過程は乱数符号１のパリティ検査記号を用いて行ったが、乱数符号２のパリティ検査記号を使うことも、また乱数符号１と２の両者を使うことも可能である。
ビット誤りがほぼ無くなり、誤り訂正復号器３４１及び３４２による誤り訂正可能なＢＥＲになれば誤り訂正符号の復号を行い、種鍵２（３２２）及び３（３２３）による復号を行う。これにより受信機内で、送信機内の乱数発生器１（１１１）及び乱数発生器２（１１２）の出力を再現できたことになる。最終的な秘密鍵生成のためには、１基底２値判定の場合（正規受信者）と２基底２値判定の場合（不正受信者）のＢＥＲで決まる情報量差を誤り訂正符号における冗長分で補正し、その補正された情報量まで、送受信者間で共有された乱数信号の情報量を減らす。プライバシアンプのアルゴリズムは送信機と受信機で共通であり、秘密鍵生成ユニット１０５及び３０４内のプライバシアンプ実施器１７１、１７２、３７１，３７２において行う。
プライバシアンプは、例えば論理演算を通して実現することができる。送受信者間で共有された乱数の２０％が安全な情報量で共有乱数が‘０１００１ ０１１１０’であったとする。５ビットずつ排他的論理和を取ることにすれば‘０１’になる。この処理ではすべてのデータを同等に扱い情報量を２０％に縮小している。これがプライバシアンプの一例である。プライバシアンプのアルゴリズムは送信機と受信機で共通であるため、送信者と正規受信者は共通の秘密鍵を得る。
図３の送信機においては、乱数発生器１（１１１）及び２（１１２）の出力に対してそれぞれプライバシアンプ実施器１７１及び１７２が使用されているが、乱数発生器１（１１１）の出力と乱数発生器２（１１２）の出力をプライバシアンプ実施前に合体しておけば、プライバシアンプ実施器を１台で済ますことができる。プライバシアンプ実施器を送信機内で２台使う配置は乱数をパラレル処理していることに相当し、プライバシアンプ実施器１台で済ませる場合はシリアル処理していることになる。受信機内でも同様に、２台のプライバシアンプ実施器３７１及び３７２を１台で済ませることもできる。
実際に送りたい実データ本体は、プライバシアンプされた秘密鍵を用いて暗号器１８１により暗号化され、信号多重化部１８３で他の信号と多重化され、光源及び変調器からなる光送信部１８２においてキャリア光に重畳され、光伝送路２０２により受信機３００まで伝送される。
受信機３００は伝送された信号光を光検出器３８１により受光して電気信号に変換し、その電気信号は逆多重化部３８３において多重化前の信号の状態に戻され、暗号化された実データ本体の信号が分離され、その暗号化された実データ本体の信号は暗号復号器３８２において秘密鍵を用いて平文化される。以上で、安全な暗号通信の一連の過程が終了する。
光伝送路２０２で行う通信は、揺らぎを伴うキャリア光を用いる必要は無く、通常の光通信でよい。光伝送路２０２と２０１は物理的に異なるものでも良いし、同じ光伝送路を用いて波長多重を行っても良い。
本発明は以下の２つの特徴により安全な情報量を確保する。一点目は、種鍵が送受信機内でのみ利用される点である。送受信は信号だけでなく、基底も乱数で決定されるため、盗聴者が全情報を盗聴できたとしても鍵配送の段階で種鍵に関する情報を得ることはできない。２点目は、パリティ検査を通して受信基底が確定する点である。これにより正規受信者が不正受信者よりもＢＥＲに関して有利な状況を形成できる。基底の確定により位相揺らぎの確率的性質が正規受信者に対して有利に働く訳である。この確率的性質とプライバシアンプが新たな秘密鍵生成を可能にする。プライバシアンプが十分であれば盗聴者の情報量は漸近的に０に近づく。
送受信者は得られた秘密鍵を用いて一般の伝送路（２０２）により暗号通信を行うが、この段階で初めて、種鍵に関連する情報が不正受信者にさらされることになる。例えば、不正受信者が選択平文攻撃を行い、秘密鍵を知ったとする。秘密鍵の元になった、鍵配送時（伝送路２０１での通信）の全情報を得ることもできたとする。その場合においても、プライバシアンプが十分であれば、不正受信者は秘密鍵と乱数符号に相関を見出すことができず、種鍵の情報は得られない。そのために種鍵を繰り返して用いることが可能になる。本発明は種鍵を利用するとの条件付きながら情報理論的な過程で秘密鍵を生成している。
安全な情報量は以下のように定式化することができる。乱数符号の送受信では乱数基底を用いるために見かけ上４値の信号を処理する。但し、見かけ上は４値であるが、実際は２値信号であり、その場合の伝送路容量をCfとすれば、送信者と不正受信者間の相互情報量I(X;Z)は式（１）
Figure 2011099325
を満たす。送信者と正規受信者は種鍵Kを知るので両者間の相互情報量I(X;Y)は条件付きのI(X;Y|K)になる。パリティ検査処理を通して基底が確定するのでI(X;Y|K)は２値信号に対する伝送路容量Cbで記述でき、基底確定のためのパリティ検査において必要で、且つそのためのみに必要となる情報量をδCとすれば、式（２）
Figure 2011099325
の関係になる。安全な情報量は一般にCs ≧ max[I(X;Y|K) - I(X;Z)]により与えられ、２元対称通信路を仮定し、２値信号に対するＢＥＲをpb（= pB：正規受信者のＢＥＲ）、見かけ上４値の信号を２値判定した場合のＢＥＲをpf（= pE：不正受信者のＢＥＲ）、変数pを引数とする２元エントロピー関数を式（３）
Figure 2011099325
とすれば、安全な情報量は式（４）
Figure 2011099325
になる（非特許文献４）。
パリティ検査による基底の訂正では、誤り訂正符号自身に含まれるパリティ検査記号を用いて行う。基底の訂正のために特別な情報を使うわけではなく、δCは０にすることができる。従って、安全な情報量は式（５）
Figure 2011099325
になる。
式（２）から明らかのように、式（５）の安全な情報量Csは種鍵Kを利用して生成される。従って、種鍵Kが基底を直接決定するプロトコルであれば、種鍵Kは一度しか使えない。しかし、本プロトコルにおいては、基底は乱数で決定され、種鍵Kは送受信機内でのみ使用される。種鍵は相互情報量を条件付きにするためだけに使用され、安全な情報量の起源になっている訳ではない。式（５）の安全な情報量を生成しているのは信号光の揺らぎである。種鍵が繰り返し利用可能なのはそのためである。
ビット誤り率pbとpfは、位相揺らぎの分布関数P(θ)を仮定することにより具体的に見積もることができる。図５に示すように信号をq軸基底の“０”であるとする。図５の灰色で示した三日月の領域が信号光の揺らぎの範囲である。“０”及び“１”は位相空間上の信号値の割り振りを表す。揺らぎの大きさが量子揺らぎに比べて十分に大きい場合は測定を古典的に扱うことができ、q軸基底の信号“０”に対して、２値信号に対するＢＥＲ pbは式（６）
Figure 2011099325
で与えられる。不正受信者は見かけ上４値の信号を２値判定することになる。図１（ａ）及び（ｂ）のように基底ごとに“０”及び“１”を設定すれば、盗聴者は図１（ｃ）の“０”及び “１”を“０”、 “２”及び“３”を“１”と判定することになる。この場合のＢＥＲ pfは式（７）
Figure 2011099325
になる。
位相揺らぎP(θ)を式（８）で与えられるガウス分布
Figure 2011099325
とし、揺らぎ角δθをパラメタにしてＢＥＲをプロットしたものが図６である。すなわち、図６は正規受信者と不正受信者のビット誤り率を示すプロットの一例を示す図である。例えば２δθを40°に設定すれば正規受信者はpb = 10-12で、不正受信者はpf = 10-4で受信することになり、108の差を付けることができる。
ＢＥＲ（pb及びpf）を情報のエントロピー（あいまい度）h(pb)及びh(pf)に変換してプロットしたものが図７である。Cs = h(pf) - h(pb)が安全な情報量を与える。すなわち、図７は、正規受信者と不正受信者のあいまい度とそれらの差から得られる安全な情報量を示すプロットの一例を示す図である。図７から、安全な情報量は、概ねh(pf)で決定されることがわかる。
安全な情報量は揺らぎ角δθにより単調に増加し、２δθ = 120°付近で飽和する。安全な情報量のみを考慮すれば、最適揺らぎは２δθ = 120°になるが、受信機における誤り訂正処理量が大きくなる。また、使用する誤り訂正符号にも適当なＢＥＲの範囲が存在する。最適な揺らぎ角はこれらを勘案して決定されることになる。
安全な情報量を実際に利用可能な形にするためには誤り訂正符号が必須である。但し、不正受信者に対しても誤り訂正可能になれば、安全な情報量を有効に利用できない。従って、採用した誤り訂正符号の誤り訂正可能なＢＥＲの閾値をptとすれば、pb < pt < pfの関係を満たす必要がある。この条件が満たされた際の安全な情報量はh(pf) - h(pt)になる。
本実施例によれば、正規の送信者と受信者は種鍵を利用するが、新たに生成される秘密鍵の起源はキャリア光等の揺らぎである。即ち、新たに生成される秘密鍵は種鍵利用の条件下で情報論的に生成されるものである。そのため、計算量的安全性を上回るものであり、種鍵に対する全数探索攻撃以外に有効な攻撃法がないことが予想される。暗号において種鍵に対する全数探索攻撃よりも有効な攻撃法が無い場合、それは十分に安全とみなされる。そのため、十分に安全な通信システムを実現することができる。さらに本実施例で利用する揺らぎは古典的なものなので、損失及び増幅に対して耐性があり、量子状態を伝送する場合のような伝送距離の制限を受けない。本実施例によれば、既存の光ファイバ等の通信ネットワークを利用して、長距離に亘って安全な通信が可能になる。また、本実施例では、通常の量子暗号で起こりうる通信路途上での信号の喪失がなく、受信した乱数列の１／２を廃棄することも行わないので、ビットレートの向上にもつながる。
次に、実施例１の機能の一部を改良した実施例２について説明する。
実施例１においては、誤り訂正符号化（１４１及び１４２）において情報記号の部分とパリティ検査記号の部分を分離し、前者の乱数符号は光伝送路２０１により、後者は光伝送路２０２により伝送した。光伝送路２０２による通信は通常のものなのでビット誤り率が低く、検査記号が確実に届く長所があった。また、光伝送路２０１で伝送られる信号が完全に乱数になることが保証される長所もあった。しかし、誤り訂正符号の種類によっては情報記号と検査記号を分離できないものもある。この場合は、情報記号と検査記号の両者を光伝送路２０１で送るのが有効である。
その場合の実施の形態、すなわち実施例２を示すブロック図が図８である。図３の実施例１と比較すると、図８では検査記号を光伝送路２０１で伝送するため、図３で必要であった多重化器１８３と逆多重化器３８３が省略されている。具体的な信号処理は図９に示す。
実施例１の図４の場合と異なり、図９では、パリティ検査記号が「符号１」及び「符号２」の欄に含まれている。斜字体のビットが直前の５ビットの乱数のパリティを表す。
受信側において、基底の判定誤りがなければ、実施例１の場合と同様に乱数符号１及び２を再現することができる。基底の判定誤りがある場合は、乱数符号１と２のビット列に付加的なビットが加わるか無くなるかする。
図９の下線のあるビットが、基底の判定誤りがあった場合の例である。この場合、パリティ検査記号の位置がずれるので、実施例１の場合と同様に正規受信者は基底の判定誤りがあった位置を含む領域を特定できる。実施例１の場合と同様に、基底の判定誤りがあったと推定された領域のビットに対して順番に基底の判定を訂正し、パリティ検査を繰り返して正しいビット列を回復する。
実施例１の場合と異なるのは、検査記号の位置が基底の判定誤りがあった場合に変化することである。従って、基底の判定を訂正した場合にはその都度検査記号の値が変化する。
本実施例に拠れば、情報記号と検査記号を分離することができない誤り訂正符号に対しても、光伝送路２０１で両者を送ることにより本発明を実現することができる。その他の効果は実施例１と同じである。
次に、実施例１及び２の機能の一部を各々改良した実施例３について、図１０〜図１３を用いて説明する。
実施例１及び２では、乱数基底と共有基底を１ビットごとに対にして比較し、乱数符号１を送信するか乱数符号２を送信するか決定した。乱数基底の中から共有基底を選ぶ方法は実施例１及び２以外の方法も可能であり、それを実現する暗号通信システムの構成例が図１０及び図１２である。図１０は実施例１（図３）を改良した実施例３の第一の方式であり、図１２は実施例２（図８）を改良した実施例３の第二の方式である。
本実施例（第一、第二の方式）は、共有基底と乱数基底を照合して乱数符号１と２のどちらを送信するかを決定する点において、実施例１及び２の方式と同様である。ただし、共有基底と乱数基底が不一致の場合に、不採用になった共有基底を次のビットで再度乱数基底と照合して乱数符号１と２のどちらを送信するかを決定する点が、実施例１及び２と異なる。共有基底は乱数基底と一致するまで照合を繰り返す。言い換えれば、乱数符号１が重畳される基底の並びが共有基底の並びに一致するように運用される。
以上の仕組みを図１０の構成例（第一の方式）で処理する例を示したのが図１１である。本実施例では、乱数発生器３（１１３）の出力で決まる乱数基底は、実施例１及び２の例と同じ、０１００１１１０１０００１００である。一方、乱数からなる種鍵１(１２１，３２１)によって送受信者間で予め共有した共有基底は、１０１１０００００であり、実施例１及び２の例とは異なっている。
送信機側においては、まず乱数符号１及び２の送信準備をする。図１１の例では、共有基底の最初の基底は“１”であるが、乱数発生器３（１１３）で決まる乱数基底の最初は “０”であり不一致なので、この場合は基底”０”に乱数符号２（１１２の出力を符号化したもの）を重畳して信号を送信する。不一致だった共有基底“１”は、再度次の乱数基底と照合される。乱数基底（乱数発生器３（１１３））の２番目の出力は“１”であり、この場合は共有基底の最初の基底“１”に一致したので、乱数符号１を重畳して送信する。乱数信号１及び２は実施例１と同様に誤り訂正符合化され、誤り訂正符号器１４１及び１４２において情報記号分の乱数符合と冗長分のパリティ検査記号に分離される。簡単化のために実施例１と同様に５ビットごとのパリティが検査記号になっている。
受信機３００側の処理も、送信機１００側の処理の変形に基づき実施例１の処理から変形される。まず４値判定を行い、どちらの基底が利用されたかを判定する点は、実施例１の方式と同様である。これを共有基底と照合し、一致すればそのビットの信号を乱数符合１として採用し、不一致の場合は乱数符号２と判定する。不一致だった共有基底は、次に受信信号から判定される乱数基底と再び照合され、一致すればそのビットの信号を乱数符号１として扱い、次の共有基底に進む。基底の判定誤りがあった場合、その位置以降のパリティが確率１／２で誤りになり、判定誤りがあった位置を含む領域が特定される。基底の訂正過程は実施例１と同様である。基底の判定誤りが無かった場合とあった場合の例を、図１１の右側に示す。この例では、左から２番目のビットの基底照合が判定誤りになり（受信側に下線で示す）、本来乱数符号１となるべき信号を乱数符号２と判定してしまっている。このため乱数符号１に関してはビット数が減り、本来のビット列とはまったく異なるものになる。図１１の例では、基底の判定誤りがある場合に乱数符号１及び２のビット位置が原型を留めないほど変わっている様子がわかる。この場合、以降のパリティ検査は確率１／２で誤りになり、基底の判定誤りがあったビットを含む領域がわかる。判定誤りの領域が特定できれば、その領域内の各ビットの基底の訂正とパリティ検査を順番に繰り返し、ビット誤りがほぼなくなり誤り訂正符号の復号が可能なＢＥＲになるまで乱数符号１及び２を修復する。
図１０、図１１に示した実施例３の第一の方式では、受信機において基底の修正に基づいて乱数符号１と２の交換を行った際に、それ以降の乱数基底と共有基底の照合を再度やり直す必要があるため、実施例１の方式に比べて処理が多くなる欠点があるが、乱数符号１の基底の並び（基底列）が種鍵だけで完全に決定される長所がある。
実施例３の第二の方式に関しては、その詳細を図１２及び図１３に示す。この例では、パリティ検査記号が乱数符号１及び２の中に含まれている。斜字体が検査記号を表す。受信側の下線の付いたビットが基底の判定誤りの箇所である。乱数符号列１及び２が本来のビット列と大きく異なる。図１３中では偶然、パリティビットが正しい値を示しているが、これは確率１／２で誤るものである。実施例３の第二の方式に拠れば、情報記号と検査記号を分離することができない誤り訂正符号に対しても本発明を実現することができる。その他の発明の効果は第一の方式と同様である。
実施例３までは２値信号に対して２種類の基底を用いる位相変調方式を示した。本発明の方式は、一般的には、ｎ及びｍを正整数としてｎ値信号をｍ種類の基底で運用可能である（ｎ値ｍ基底と表記）。
例えば、図１４に示した実施例４の１つの形態は、２値４基底の位相変調方式の場合の位相空間上の信号状態を示す。図１４（ａ）はｑ軸基底の２値信号を示し、図１４（ｂ）はｑ軸から４５゜回転した基底の２値信号を示している。また、図１４（ｃ）はｐ軸基底の２値信号を示し、図１４（ｄ）はｑ軸から−４５゜回転した基底の２値信号を示している。本実施例では、乱数信号が２値、基底が４値であるため、送信する信号は見かけ上８値になる。また、乱数基底及び共有基底がそれぞれ４値で信号が２値なので、乱数データの組み合わせは４×４×２の３２のパターンになる。なお、４種類の基底（ａ）〜（ｄ）は２ビットの単位で表わされ、２値の乱数信号を構成する符号１及び符号２は１ビットの単位で表わされる。
図１５に示した実施例４の他の形態は、４値２基底方式の位相変調方式の場合の位相空間上の信号状態を示す。図１５（ａ）はｑ軸及びｐ軸を基底とする４値信号を示し、図１５（ｂ）は図１５（ａ）の場合から４５゜回転した基底の４値信号を示す。本実施例では、乱数信号が４値、基底が２値であるため、送信する信号は見かけ上８値になる。また、乱数データの組み合わせは２×２×４の１６のパターンになる。なお、２基底（ａ）、（ｂ）は１ビットの単位で表わされ、４値の乱数信号を構成する符号１及び符号２は２ビットの単位で表わされる。
本実施例も、発明の効果は実施例１〜３と同様である。
ここで、既に述べた実施例１〜４に共通する要素の、より具体的な構成例について説明する。
まず、揺らぎ光源１５１について説明する。揺らぎ光源１５１は様々な形態が考えられるが、光ファイバのカー効果を使った方法が便利である。揺らぎ光源１５１の一例を図１６に示す。図１６は、揺らぎ光生成のための揺らぎ光源の構成例を示すブロック図である。
レーザー光源１５１０からの出力光は、揺らぎ生成器１５２０内の光アンプ１５２１により増幅され、帯域フィルタ１５２２を通過して光ファイバ１５２３を伝播する。この際、光ファイバのカー効果を通して位相揺らぎが加わる。レーザー出力光はコヒーレント状態で比較的よく記述でき、位相空間上の揺らぎの形が円形であるが、光ファイバのカー効果を通して楕円形、またさらに進んで三日月形になる。このように揺らぎの形が楕円形や三日月形になった光をアンチスクイズド光と呼ぶ（T. Tomaru, and M. Ban, “Secure optical communication using antisqueezing,” Phys. Rev. A 74, 032312 (2006), 及び、T. Tomaru, “LD light antisqueezing through fiber propagation in reflection-type interferometer,” Opt. Exp. 15, 11241 (2007) 参照）。
カー効果は光強度に比例して大きくなるので、パルス光にしてピーク強度を大きくするのが有効である。この場合、ファイバ伝播に伴うパルス広がりを抑えることが効果的であり、ソリトン条件を満足するようにパルス幅、光強度、ファイバの分散値を選ぶと良い（特許文献２参照）。また、上記のソリトン条件よりもさらに光強度を増加させると高次ソリトンの条件を満たすことが可能になり（特許文献２参照）、パルス幅縮小効果が働きカー効果を増強することができる。またその際スペクトル幅が拡大することになり、スペクトルの拡大は位相検出において位相揺らぎと類似の効果を示すので、さらに揺らぎの効果が増強される。
またカー効果と同様に、ラマン効果も位相揺らぎの拡大に有効である。
図１７は、揺らぎ光生成のための揺らぎ光源１５１のもう一つの構成例を示すブロック図である。すなわち、図１７は、光サーキュレータ１５２４とファラデーミラー１５２５を用いてファイバ伝播の部分を往復にした実施例である。本実施例によればファイバ長を半分にできる利点がある。また、ファイバ伝播中の偏波状態に係わらず光ファイバ１５２３を１往復した時点で偏波がちょうど９０度回転するので、揺らぎ生成器出力時の偏波を安定させたい場合に有効である。さらに、揺らぎ生成器１５２０内にファイバ干渉計を組み、振幅に対する位相揺らぎの比を大きくして、位相揺らぎの効果を大きくすることも有効である（T. Tomaru, “LD light antisqueezing through fiber propagation in reflection-type interferometer,” Opt. Exp. 15, 11241 (2007) 参照）。
以上は、光ファイバのカー効果やラマン効果により位相揺らぎを発生させるものであった。レーザーダイオード（ＬＤ）から直接位相揺らぎを伴う光を出力させることも可能である。ＬＤを発振閾値近傍で動作させれば位相揺らぎが大きい。この性質をそのまま利用するのもひとつの方法である。
ＬＤ発振のためには注入電流が必要である。注入電流に揺らぎ（ノイズ）を重畳し、光源自体の揺らぎと同様な効果を発生させることも可能である。図１８にそのような揺らぎ光源１５１の例を示す。すなわち、図１８は、レーザー１５１０に揺らぎを重畳し、等価的に揺らぎ光源を実現する揺らぎ光源１５１の構成の一例を示すブロック図である。揺らぎ発生源１５３０としては、例えば、熱揺らぎを利用することが考えられる。また、揺らぎはアナログ的な乱数と考えることもできるので乱数発生器の出力を多値にして揺らぎと等価的にすることもできる。
揺らぎの重畳は、また、変調器１６１において行うこともできる。変調器１６１は信号重畳のために設置されているものであるが、信号重畳と共に揺らぎも同時に重畳すれば、光源に揺らぎがある場合と等価な働きをする（図１９）。すなわち、図１９は、変調器１６１に揺らぎを重畳し、等価的に揺らぎ光源を実現する構成の一例を示すブロック図である。この揺らぎ光源の揺らぎ発生源１６３０としては、熱揺らぎを利用することや、乱数発生器の出力を多値にして揺らぎと等価的にすること等が考えられる。
これまでは位相変調方式を例にとって示してきた。しかし、本発明は強度変調方式においても適用可能である。図２０に、２値２基底で運用する場合の強度分布関数の様子を示す。強度変調方式では“０”，“１”の信号強度が基底に依存して変化する。図２０（ａ）と図２０（ｂ）は、それぞれ基底が異なる場合の２値の信号である。基底の違いに起因して、“０”と“１”の閾値が図２０（ａ）ではａth、図２０（ｂ）ではｂthと異なる。
不正受信者は基底を知らないので、この場合、図２０（ｄ）に示すように信号状態は合計４値になり、４値判定が必要になる。確率分布に重なりがあるためにビット誤りが多くなる。基底を知る正規受信者は、実施例１〜３のように判定過程において一旦４値判定するが、閾値ａth、ｂthの情報に基づき原理的に２値判定可能になり、図２０（ｃ）に示すように、確率分布の重なりがほとんど無い状態で２値判定できる。
２値判定及び４値判定する点は、位相変調方式の場合も強度変調方式の場合も同様である。従って、実施例１〜４に示した位相変調方式に対する信号処理は、実施例６の強度変調方式の場合に対しても同様に実施することができる。
尚、本実施例における発明の効果も、実施例１〜３と同様である。
以上、位相変調方式を主な例に取って本発明の実施例を説明した。しかし、実施例６で言及したように、本発明は位相変調方式及び強度変調方式の区別無く成立するものである。また、主に２値２基底を例にとって実施例を述べたが、図１４、図１５を用いて説明したように、さらに多値多基底の場合でも本発明を適用することができる。
本発明では種鍵とキャリア光の揺らぎを利用して新たに安全な秘密鍵を生成できることを示した。本発明は種鍵を利用しているものの、秘密鍵生成の過程は情報理論的に行われており、安全な情報量の起源はキャリア光の揺らぎにある。従って、安全性のレベルは計算量的安全性を超えるものであり、暗号文の効率的な解読法が発見されるかもしれないとの脅威から開放されることになる。本発明による方式は、現在の光通信ネットワークをそのまま利用することが可能であり、現実的で適用性の高い方式である。また、量子暗号で通常行われる伝送信号の半分を捨てることも行われない。これら３つの理由から本発明は産業上、利用可能性が高い。
１００ 送信機
１０１ 乱数発生器
１０２ 記憶装置
１０３ 乱数データ生成ユニット
１０４ 乱数信号送信ユニット
１０５ 秘密鍵生成ユニット
１０６ 暗号器
１１１〜１１３ 乱数発生器
１２１〜１２３ 種鍵
１３０ 比較部
１３１，１３２ バッファ
１４１，１４２ 誤り訂正符号器
１５１ 揺らぎ光源
１６１ 変調器
１７１、１７２ プライバシアンプ実施器
１８１ 暗号器
１８２ 光送信部
１８３ 多重化部
２０１ 第１の光伝送路
２０２ 第２の光伝送路
３００ 受信機
３０２ 乱数符号再生ユニット
３０３ 記憶装置
３０４ 秘密鍵生成ユニット
３０５ 暗号復号化器
３１１ 光検出器
３１２ 復調器
３１３ 基底照合部
３１４ ２値判定処理部
３１５ パリティ検査部
３１６ パリティの一致度のチェック部
３２１〜３２３ 種鍵
３４１，３４２ 誤り訂正復号器
３７１，３７２ プライバシアンプ実施器
３８１ 光検出器
３８２ 暗号復号器
３８３ 逆多重化部
１５１０ レーザー
１５２０ 揺らぎ生成器
１５２１ 光アンプ
１５２２ 帯域透過フィルタ
１５２３ 光ファイバ
１５２４ サーキュレータ
１５２５ ファラデーミラー
１５３０ 揺らぎ発生源
１６３０ 揺らぎ発生源。

Claims (20)

  1. 通信ネットワークを介して接続された送信機と受信機とを備え、
    前記送信機は、
    該送信機と前記受信機間で共有される共有基底、及び該送信機のみで保有または生成する乱数基底の情報を保有しており、
    乱数発生器で生成された第１の乱数および第２の乱数と、前記共有基底及び前記乱数基底の情報から乱数データを生成する機能と、
    電磁波源からの出力に前記乱数基底で前記乱数データを重畳して乱数信号を生成し、前記通信ネットワークの第１の伝送路を介して前記受信機に送信する機能と、
    前記第１の乱数及び前記第２の乱数から秘密鍵を生成し、該秘密鍵を用いて送信すべき実データ本体を暗号化し、前記通信ネットワークの第２の伝送路を介して前記受信機に送信する機能とを備えており、
    前記乱数データは、
    前記乱数基底と前記共有基底が一致した場合には前記第１の乱数を信号とし、前記乱数基底と前記共有基底が一致しない場合には前記第２の乱数を信号とするものであり、
    前記受信機は、
    前記共有基底の情報を記憶しており、
    前記送信機から伝送されてきて受信した前記乱数信号の前記乱数基底及び乱数値を判定し、該乱数基底と前記共有基底とを照合し、一致した場合の乱数信号を前記第１の乱数、一致しなかった場合の乱数信号を前記第２の乱数と判定する機能と、
    該判定結果に基づいて前記第１及び第２の乱数を分別し、該分別された前記第１及び第２の乱数から前記秘密鍵を取り出す機能と、
    前記第２の伝送路を介して受信した前記実データ本体を、前記秘密鍵を用いて暗号化前の前記実データ本体に復号する機能とを備えている
    ことを特徴とする暗号通信システム。
  2. 請求項１記載の暗号通信システムにおいて、
    前記送信機は、
    前記共有基底及び前記乱数基底の情報を記憶した記憶装置と、乱数データ生成ユニットと、乱数信号送信ユニットと、秘密鍵生成ユニット、及び暗号器を有して成り、
    乱数信号送信ユニットは揺らぎを伴う電磁波源と変調器とを有し、該揺らぎを伴う電磁波源の出力に前記乱数データに応じた変調を与えて前記乱数信号を生成し、前記受信機に送信するユニットであり、
    秘密鍵生成ユニットは、前記第１の乱数及び前記第２の乱数から前記秘密鍵を生成するユニットであり、
    暗号器は、前記秘密鍵を用いて送信すべき実データ本体を暗号化し、前記通信ネットワークの第２の伝送路に出力するものであり、
    前記受信機は、
    前記共有基底の情報を記憶した記憶装置と、
    前記第１の伝送路の信号波を受信する検出器と、
    前記受信した乱数信号の乱数基底及び乱数値を判定し、前記共有基底と比較して前記第１の乱数及び前記第２の乱数の判定・分離を行う乱数符号再生ユニットと、
    前記秘密鍵を取り出す秘密鍵生成ユニットと、
    前記暗号化された実データ本体を、前記秘密鍵を用いて、暗号化前の前記実データ本体に復号する暗号復号化器とを備えている
    ことを特徴とする暗号通信システム。
  3. 請求項１記載の暗号通信システムにおいて、
    前記電磁波源は光源であり、
    前記第１及び第２の伝送路は光伝送路である
    ことを特徴とする暗号通信システム。
  4. 請求項１記載の暗号通信システムにおいて、
    前記電磁波源は高周波発生器であり、
    前記第１及び第２の伝送路は電気信号線あるいは空気中である
    ことを特徴とする暗号通信システム。
  5. 請求項２記載の暗号通信システムにおいて、
    送信機内の前記秘密鍵生成ユニットは、プライバシアンプ用手段で構成されており、
    前記乱数発生器の出力である前記第１及び前記第２の乱数のビット数を減らして前記秘密鍵を生成する
    ことを特徴とする暗号通信システム。
  6. 請求項２記載の暗号通信システムにおいて、
    受信機内の前記秘密鍵生成ユニットは、プライバシアンプ用手段で構成されており、
    前記第１及び第２の乱数のビット数を減らして前記秘密鍵として取り出す
    ことを特徴とする暗号通信システム。
  7. 請求項１記載の暗号通信システムにおいて、
    誤り訂正符号化手段を有し、
    前記第１の乱数及び第２の乱数を誤り訂正符号化し、情報記号の部分とパリティ検査記号の部分を分離し、情報記号である乱数符号は前記第１の伝送路を介して前記受信機に送信され、前記パリティ検査記号の部分は前記第２の伝送路を介して前記受信機に送信される
    ことを特徴とする暗号通信システム。
  8. 請求項１記載の暗号通信システムにおいて、
    前記第１の乱数及び第２の乱数を誤り訂正符号化し、情報記号の部分とパリティ検査記号の部分の両者を、前記第１の伝送路を介して前記受信機に送信する
    ことを特徴とする暗号通信システム。
  9. 請求項１記載の暗号通信システムにおいて、
    前記乱数基底と前記共有基底を１ビットごとに対にして比較し、一致、不一致により、前記第１の乱数を送信するか前記第２の乱数を送信するかを決定する
    ことを特徴とする暗号通信システム。
  10. 請求項１記載の暗号通信システムにおいて、
    前記乱数基底と前記共有基底を１ビットごとに対にして比較し、一致した場合は前記第１の乱数を送信し、一致しなかった場合は前記第２の乱数を送信し、
    さらに前記共有基底と前記乱数基底が不一致の場合は、該共有基底が前記乱数基底と一致するまで同じ共有基底で照合を繰り返す
    ことを特徴とする暗号通信システム。
  11. 請求項１記載の暗号通信システムにおいて、
    前記送信機からの出力信号は位相揺らぎあるいは強度揺らぎを伴い、
    前記電磁波源の出力に揺らぎが伴っているか、あるいは前記電磁波源又は前記変調器を通して揺らぎが重畳されている
    ことを特徴とする暗号通信システム。
  12. 請求項１記載の暗号通信システムにおいて、
    前記送信機と前記受信機は予め第１及び第２の種鍵を共有し、
    前記送信機は、第１の誤り訂正符号器及び第２の誤り訂正符号器を有し、
    前記受信機は、第１の誤り訂正復号器及び第２の誤り訂正復号器を有し、
    前記送信機では、前記第１の乱数を前記第１の種鍵により暗号化したのちに前記第１の誤り訂正符号器によって誤り訂正符号化し、前記第２の乱数を前記第２の種鍵により暗号化したのちに前記第２の誤り訂正符号器によって誤り訂正符号化し、
    前記受信機では、前記第１の誤り訂正復号器で復号された信号を第１の種鍵を用いて前記第１の乱数を復号し、前記第２の誤り訂正復号器で復号された信号を前記第２の種鍵を用いて前記第２の乱数を復号する
    ことを特徴とする暗号通信システム。
  13. 請求項１記載の暗号通信システムにおいて、
    前記第１及び第２の乱数は２値とし、前記乱数基底は２基底とし、正味４値の状態で信号が伝送される
    ことを特徴とする暗号通信システム。
  14. 請求項１記載の暗号通信システムにおいて、
    前記第１及び第２の乱数はｎ値とし、前記乱数基底はｍ基底とし、正味ｎ×ｍ値の状態で信号が伝送される
    ことを特徴とする暗号通信システム。
  15. 請求項１記載の暗号通信システムにおいて、
    前記送信機内で前記乱数基底と前記共有基底の照合を１ビットずつ行い、照合が一致した場合には前記第１の乱数を信号とし、照合が一致しなかった場合には前記第２の乱数を信号とし、さらに照合が一致しなかった場合はそのビットの共有基底を次のビットの乱数基底と照合し、一致すれば前記第１の乱数を信号とし、照合が一致しなかった場合には前記第２の乱数を信号とし、前記共有基底の各ビットは乱数基底と一致するまで照合を繰り返し、
    前記受信機内でも、前記乱数基底と前記共有基底の照合を行い、照合が一致した場合にはそのビットの信号を第１の乱数とし、照合が一致しなかった場合にはそのビットの信号を第２の乱数とし、さらに照合が一致しなかった場合はそのビットの共有基底を次のビットの乱数基底と照合し、一致すればそのビットの信号を第１の乱数とし、照合が一致しなかった場合にはそのビットの信号を第２の乱数とし、前記共有基底の各ビットは乱数基底と一致するまで照合を繰り返す
    ことを特徴とする暗号通信システム。
  16. 請求項１記載の暗号通信システムにおいて、
    前記送信機は、第１の乱数発生器、第１の誤り訂正符号器、第２の乱数発生器、第２の誤り訂正符号器、第３の乱数発生器、第１の光源、第１の変調器、第１のプライバシアンプ用手段、第２のプライバシアンプ用手段、暗号器、並びに第２の光源及び第２の変調器を有する光送信部を具備し、
    前記受信機は、第１の光検出器、第１の誤り訂正復号器、第２の誤り訂正符号器、第１のプライバシアンプ用手段、第２のプライバシアンプ用手段、第２の光検出器、及び暗号復号器を具備し、
    前記送信機と前記受信機は予め乱数からなる種鍵を共有し、前記種鍵は前記送信機と前記受信機に共有基底を与え、
    前記送信機は、前記第１の乱数発生器の出力を第１の乱数信号として前記第１の誤り訂正符号器によって誤り訂正符合化し、前記第１の乱数信号の情報分と冗長分を分離し、前者を第１の乱数符号、後者を第１の検査記号とし、
    前記第２の乱数発生器の出力を第２の乱数信号として前記第２の誤り訂正符号器によって誤り訂正符合化し、前記第２の乱数信号の情報分と冗長分を分離し、前者を第２の乱数符号、後者を第２の検査記号とし、
    前記第３の乱数発生器の出力を前記第１及び第２の乱数符号送信のための乱数基底とし、前記乱数基底と前記共有基底が一致した場合には前記第１の乱数符号を信号とし、前記乱数基底と前記共有基底が一致しない場合には前記第２の乱数符号を信号とし、
    前記第１の光源からの出力光に前記第１の変調器により、前記乱数基底で前記信号を重畳して第１の信号光とし、かつ、前記第１の光源からの出力光は揺らぎを伴うか、あるいは前記第１の光源又は前記第１の変調器において揺らぎが重畳されており、該第１の信号光を前記第１の光伝送路に出力し、
    前記第１のプライバシアンプ用手段は、前記第１の乱数発生器の出力である乱数信号のビット数を減らし、前記第２のプライバシアンプ用手段は前記第２の乱数発生器の出力である乱数信号のビット数を減らし、
    前記第１及び第２のプライバシアンプ用手段の出力を秘密鍵として、前記暗号器は実データを暗号化し、
    前記暗号化した実データと前記第１及び第２の検査記号が多重化され、前記多重化された実データによって変調した第２の信号光が前記光送信部から前記第２の光伝送路に出力され、
    前記受信機は、前記第２の光検出器で前記第２の信号光を受信し、該受信信号から前記暗号化した実データと前記第１及び第２の検査記号を分離し、
    前記受信機は前記第１の光検出器で前記第１の信号光を受信し、
    乱数基底及び信号の値を判定し、該受信した乱数基底と前記共有基底とを照合し、一致した場合の信号を第１の乱数符号とし、一致しなかった場合の信号を第２の乱数符号とし、前記第１の検査記号を用いて前記第１の乱数符号を検査し、それにより基底の照合誤りを検査し、照合誤りがあった場合は基底を訂正し、それに伴い前記第１の乱数符号であるか前記第２の乱数符号であるかの判定及び各符号の値の判定を訂正し、
    前記第１の検査記号を用いて、前記判定訂正後の前記第１の乱数符号を前記第１の誤り訂正復号器で復号し、前記第１のプライバシアンプ用手段によってビット数を減らし、
    前記第２の検査記号を用いて、前記判定訂正後の前記第２の乱数符号を前記第２の誤り訂正復号器で復号し、前記第２のプライバシアンプ用手段によってビット数を減らし、
    前記第１及び第２のプライバシアンプ用手段の出力を秘密鍵として取り出し、
    前記取り出した秘密鍵を用いて、前記暗号復号器で前記暗号化した実データを暗号化前のデータに復号する
    ことを特徴とする暗号通信システム。
  17. 通信ネットワークを介して受信機と接続される暗号通信システムの送信機であって、
    乱数発生器及び電磁波源を備えており、かつ、
    該送信機と前記受信機間で共有される共有基底、及び該送信機のみで保有あるいは生成する乱数基底の情報を保有しており、
    前記乱数発生器は、少なくとも、第１の乱数および第２の乱数を発生する機能を有しており、
    前記送信機は、
    前記乱数基底と前記共有基底が一致した場合には前記第１の乱数を信号とし、前記乱数基底と前記共有基底が一致しない場合には前記第２の乱数を信号とする乱数データを生成する機能と、
    前記電磁波源からの出力に、前記乱数基底で前記乱数データを重畳して乱数信号を生成し、前記通信ネットワークの第１の伝送路を介して前記受信機に送信する機能と、
    前記第１の乱数及び前記第２の乱数から秘密鍵を生成し、該秘密鍵を用いて送信すべき実データ本体を暗号化し、前記通信ネットワークの第２の伝送路を介して前記受信機に送信する機能とを備えている
    ことを特徴とする送信機。
  18. 請求項１７記載の送信機において、
    前記電磁波源は光源であり、
    前記第１及び第２の伝送路は光伝送路である
    ことを特徴とする送信機。
  19. 請求項１７載の送信機において、
    前記第１及び第２の乱数はｎ値とし、前記乱数基底はｍ基底とし、正味ｎ×ｍ値の状態で信号が伝送される
    ことを特徴とする送信機。
  20. 第１、第２の伝送路を有する通信ネットワークを介して送信機と接続される暗号通信システムの受信機であって、
    前記送信機との間で共有される共有基底の情報を記憶しており、
    前記第１の伝送路を介して前記送信機から伝送されてきて受信した乱数信号の乱数基底及び乱数値を判定し、該乱数基底と前記共有基底とを照合し、一致した場合にそのビットの乱数値を第１の乱数、一致しなかった場合にそのビットの乱数値を第２の乱数と判定する機能と、
    前記第１及び前記第２の乱数の判定結果に基づいて、前記送信機で生成された秘密鍵に等しい秘密鍵を取り出す機能と、
    前記第２の伝送路を介して前記送信機から伝送されてきた実データ本体を、前記秘密鍵を用いて、暗号化前の実データ本体に復号する機能とを備えている
    ことを特徴とする受信機。
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