KLASĐK BĐT DĐZĐLERĐ ĐÇĐ GĐZLĐLĐK ARTIRIMI

Đletim sırasında hem Bob hem de Eve ölçüm yapmışsa, ikisi de Alice’in gönderdiği anahtar bitleri üzerinde bir miktar klasik bilgiye sahiptirler. Eğer Bob, Alice tarafından gönderilen anahtar ile ilgili olarak Eve’den daha fazla bilgiye sahipse yani

‡Ž[;  > ‡(c; )‘ ise, Alice ve Bob tek yönlü iletişim kurarak Eve’in üzerinde kayda değecek kadar bilgi sahibi olamayacağı yeni bir gizli anahtar oluşturabilirler. Bunun için ilk olarak Alice ve Bob tamamen eşit bit dizine sahip olabilmek için bir hata düzeltme işlemi uygulamak zorundadırlar. Bunu yaparak Alice ve Bob eşit dizilere sahip olurlar. Fakat bu diziler tam olarak gizli olmayacaktır. Bundan sonra, gizlilik artırımı için aşağıdaki gibi bir algoritma uygularlar (Bennett, et al., 1988; 1992a; 1995).

Alice, elenmiş anahtardan rastgele k tane biti ([’_X, ’_N, … , ’_”]) seçer ve bunlar üzerinde ⊕ ile ifade edilen XOR işlemini uygular. Yani Mod 2’ye göre toplama işlemi yapar. Aslında bir parite biti hesaplar: [’_X⊕ ’_N ⊕ … ⊕ ’_”] ve sonucu saklar. Daha sonra Bob’a hangi bitler üzerinde çalışma yaptığını söyler, fakat sonucu paylaşmaz.

Bob bundan sonra aynı pozisyondaki kendi bitleri üzerinde aynı çalışmayı yapar:

[lX⊕ l_N ⊕ … ⊕ l_”] ve o da sonucu saklar. Alice ve Bob’un dizileri tamamen aynı, yani ’_ = l_ ise Bob’un sonucu Alice’inkiyle aynı olmalıdır. Alice ve Bob bundan sonra her bir k’li anahtar bitlerini hesaplanan XOR değeri ile değiştirirler. Böylece yeni bir anahtar oluşur. Bu arada eğer anahtarında birçok hata bulunan Eve, aynı işlemi denerse, bu yalnızca hatalarını arttırır. Dolayısıyla bilgisi azalır. Örneğin, Eve’in her bir bitin değerini doğru bilme ihtimali  = 1/2 (1 + •) ise, • < 1 iken parite bitini de

^| = 1/2 (1 + •^” ) <  ihtimaliyle bilecektir (Dusek, et al., 2006).

Bob ve Alice’in anahtar üzerindeki ortak bilgisi Eve ve Alice’in ortak bilgisinden az bile olsa, ‡Ž[;  ≤ ‡(c; )‘, Alice ve Bob için iki yönlü bir klasik iletişimkurarak, paylaşılan gizli bir anahtar oluşturmak hala mümkündür (Dusek, et al., 2006). Bunu yapabilmek için aşağıdaki gibi bir yol izlenebilir.

Alice elenmiş anahtar bitlerinden k bit’lik ([’_X, ’_N, … , ’_”]) bir blok alır. Daha sonra rastgele bir 0 biti üretir ve bloğun tüm bitlerini aynı 0 biti ile XOR işlemine sokar: [’_X⊕ 0, ’_N⊕ 0, … , ’_”⊕ 0 ]. Son olarak da bu kodlanmış bloğu Bob’a gönderir. Bob ise Alice’in bloğuna karşılık gelen kendi elenmiş anahtar bloğu [l_X, l_N, … , l_”] olmak koşuluyla,[(’_X⊕ 0) ⊕ l_X, (’_N⊕ 0) ⊕ l_N, … , (’_”⊕ 0) ⊕ l_”]’i hesaplar. Bob sadece [0, 0, . . . , 0] veya [1, 1, . . . , 1] gibi eşit bitlerden oluşan sonucu kabul eder. Bunu yakaladığında yeni anahtarı, her bir elemanını sırayla ya 0^|= 0 veya 0^|= 1 olarak kabul ederek oluşturur. Eğer ’_ = l_ ise, (’_ ⊕ 0) ⊕ l_ = 0 olmalıdır.

Eğer Bob’un hesaplaması farklı bitlerden oluşmuşsa, Bob bloğu reddeder.

Bu işlem elenmiş anahtarın diğer blokları ve diğer 0 rastgele bitleriyle de tekrar edilir. Alice tarafından gönderilip, Bob tarafından kabul edilen rastgele 0 bitlerinin dizisi Alice tarafından üretilen yeni bir anahtara ve Bob tarafından kabul edilen 0^| bitlerinin dizisi de Bob tarafından alınan yeni bir anahtara karşılık gelir. Bu yolla, Bob’un Alice tarafından gönderilen yanlış 0 bitini kabul etmesi ihtimali, ^” olduğundan artan k ile birlikte azalır. Burada , orijinal elenmiş anahtardaki bit-hata oranıdır. Eve, kendi tarafında 0 bitini tahmin etmek için bir tercih kullanmak zorundadır. Böylece, Bob’un Alice’in [’_X , ’_N , . . . , ’_” ] bitleri üzerindeki bilgisi Eve’inkinden az olsa bile 0 hakkındaki bilgisi Eve’den fazla olabilir. Yeni anahtar üzerinde hata düzeltme ve gizlilik artırımı sırasıyla uygulanabilir (Dusek, et al., 2006).

Pratikte fiziksel olarak müdahale edilemeyen açık bir kanal mümkün olmadığından, kuantum anahtar dağıtımı yapılırken açık kanaldan gönderilen ek bilgi değiştirilebilir. Örneğin Eve hem kuantum hem de klasik kanalı kesebilir ve Alice’in karşısında Bob’muş gibi davranabilir. Bunun önüne geçebilmek için açık kanaldan gönderilen mesajların doğru göndericiden geldiğinin ve değiştirilmediğinin doğrulanması gereklidir. Buna yönelik bir işlem ilave anahtar materyalinin depolanması ve gönderilmesini gerektirir. Kuantum kriptografinin koşulsuz güvenlik sağlaması için açık görüşmeyi doğrulamak için kullanılan işlemin de aynı zamanda koşulsuz olarak

güvenli olması gerekir. Bu amaca uygun doğrulama algoritmaları mevcuttur (Wegman and Carter, 1981; Stinson, 1995). Doğrulama şifresi her zaman doğrulanan metinden daha uzun olmalıdır fakat doğrulama etiketi yani mesajla birlikte mesajın kaynağını ve gerçekliğini doğrulamak için gönderilen bilgi nispeten daha kısadır. Doğrulama etiketi doğrulama şifresi hakkında Eve’e bilgi sızmasını engellemek için OTP ile şifrelenir.

Dolayısıyla doğrulama etiketi ile aynı uzunlukta rastlantısal bir dizinin, her KAD iletiminden sonra yenilenmesi gerekir (Dusek, et al., 2006).

Kuantum anahtar dağıtımının hedefi kullanıcılara gizli anahtarlar ulaştırmaktır.

Fakat deneysel bir uygulamada direkt olarak güvenli kuantum anahtar dağıtımı gösterilemez. Çünkü güvenlik teorik bir ifadedir ve deneyden elde edilecek veriden süzülen gizli anahtarı elde etmek için kullanılan belirgin protokollere dayanır. Bu protokoller de hata oranı, kaynağın ortalama foton sayısı ve sinyallerin kayıp oranı gibi gözlenebilir parametrelere dayanır. Dolayısıyla bir deneyde teorik güvenlik analizinin model varsayımları doğrulanır ve aygıtın gözlenen parametrelere ve seçilen protokole göre gizli bir anahtar üretebilecek şekilde nasıl çalıştırılabileceği gösterilir.

Kuantum anahtar dağıtımı sistemlerinin gerçek hayattaki pratik uygulamaları sorununa daha yakından bakılacak olunursa, kullanılmakta olan tüm aygıtların bir dereceye kadar kusurları olduğu göz önüne alınmalıdır. Đlaveten tüm aygıtlar gibi kuantum kanallar da bazı kusurlar gösterir. Temel KAD protokolleri bir gizli dinleyicinin varlığını kuantum mekanik sinyallerdeki değişikliklere bakarak kontrol eder. Kusurlar neticesinde, Alice ve Bob’un ellerinde ideal olanlardan sapmış veriler kalacağı gerçeği söz konusudur. Dolayısıyla, yalnızca bir gizli dinleyicinin varlığını kontrol eden ideal bir basit protokolde Alice ve Bob’un iletişimlerini iptal etmeleri gerekecektir. Çünkü veri bozulmalarının aygıt veya kanal kusurlarından değil de aktif bir gizli dinleyiciden kaynaklandığına dair en kötü senaryo ilk olarak akla gelir. Yani gizli dinleyici Alice ve Bob’un verisiyle ilgili bilgiye sahip olmuş olabilir. Đşin kötüsü Alice ve Bob genelde tamamen hatasız bir dizisi de paylaşmamaktadırlar (Dusek, et al., 2006).

Eve’in bir gizli dinleme aktivitesini nasıl uygulayabileceğine bakılacak olunursa;

kuantum mekaniği ölçüm teorisinden bilinmektedir ki, gizli dinleme sonda ile sinyaller arasında bir etkileşim olarak düşünülebilir. Eve bundan sonra sondayı ölçerek sinyaller hakkında bilgi sahibi olabilir. Gizli dinleme saldırıları üç’e ayrılır: Eğer Eve her bir kübitten bağımsız yoklamalar alır ve birbiri ardına bu yoklamaları ölçümlerse, bu çeşit ataklara “münferit” ya da “tutarsız ataklar” denir. Eğer Eve çeşitli kübitleri birbiriyle tutarlı şekilde işlerse, bu da “tutarlı atak” olarak adlandırılır. Bir de Eve her kübit başına bir yoklama alır fakat bunları tutarlı atakta olduğu gibi ölçümleyebilir. Bunlar da

“kollektif ataklar” olarak adlandırılırlar (Dalkılıç ve Ayhan, 2005).