СПОСОБ АСИММЕТРИЧНОЙ КОРРЕКЦИИ ОШИБОК ПРИ ГЕНЕРИРОВАНИИ КЛЮЧА В СИСТЕМЕ КВАНТОВОГО РАСПРЕДЕЛЕНИЯ КЛЮЧА Российский патент 2024 года по МПК H04L9/08 H04B10/70 

ОБЛАСТЬ ТЕХНИКИ

[0001] Настоящее техническое решение относится к области квантовых технологий, в частности к способу асимметричной коррекции ошибок при генерации квантового ключа.

УРОВЕНЬ ТЕХНИКИ

[0002] В существующих системах квантового распределения ключа (КРК) обеспечивается двухсторонний обмен случайными данными таким способом, который имеет очень высокую вероятность обнаружения любых подслушивающих устройств. Это означает, что, если перехватчики (от англ. eavesdropper или Ева) не обнаружены, то стороны могут иметь высокую степень уверенности в том, что общие случайные данные являются секретными. Во многих известных системах КРК, например системах, основанных на протоколе ВВ84, случайно поляризованные фотоны отправляются от передающего устройства (Алиса) к приемному устройству (Боб).

[0003] Вне зависимости от конкретного примера КРК, методы работы включают, как правило, отправку набора случайных данных от передатчика КРК на приемник КРК по квантовому каналу, передатчик и приемник КРК затем обрабатывают соответственно данные, переданные и полученные посредством квантового сигнала с помощью сообщений, которыми они обмениваются по незащищенному классическому каналу связи, таким образом, чтобы получить общее подмножество случайного набора данных. Поскольку квантовый канал содержит помехи, обработка данных, полученных по такому каналу, включает в себя фазу исправления ошибок. Однако исправление ошибок данных, передаваемых по квантовому каналу, не может быть выполнено с использованием стандартных методов, таких как кодирование / декодирование данных с использованием линейных блочных кодов, потому что лишь малое число фотонов доходит до получателя.

[0004] Известно устройство КРК, которое выполнено с возможностью получения упорядоченного множества суммирований по модулю 2 соответствующих выборок битов данных набора двоичных данных (US 20100257434 А1, 07.10.2010). Устройство передачи данных может быть либо передающим устройством с устройством обработки, служащим для определения целевого синдрома для последующего использования при исправлении ошибок, либо устройством приема с устройством обработки данных, предназначенным для выполнения исправления ошибок принятых данных. Устройство обработки осуществляет выбор битов из набора двоичных данных в соответствии с взаимосвязью узлов в логической сети узлов.

[0005] Недостатками данного подхода является недостаточная эффективность коррекции ошибок, что обусловлено отсутствием исполнения асимметричной коррекции между передатчиком и приемником в сети КРК.

СУЩНОСТЬ ИЗОБРЕТЕНИЯ

[0006] Техническая проблема, решаемая заявленным изобретением, заключается в обеспечении эффективной коррекции ошибок между приемником и передатчиком сети КРК.

[0007] Технический результат заключается в повышение вычислительной и информационной эффективности процедуры коррекции ошибок в данных, передаваемых между узлами системы КРК с асимметричным распределением нагрузки.

[0008] Технический результат достигается за счет компьютерно-реализуемого способа асимметричной коррекции ошибок при генерировании ключа в системе квантового распределения ключа (КРК), содержащей блоки передачи и приема, при этом способ выполняется с помощью процессора и содержит этапы, на которых:

a) получают по меньшей мере блок данных S просеянного квантового ключа и контекст коррекции K блока данных просеянного квантового ключа;

b) формируют на основании данных, полученных на этапе а) контекст коррекции фрейма, в ходе которого определяют набор данных для исправления бит фрейма;

c) осуществляют реструктуризацию блока данных S просеянного квантового ключа в матрицу фреймов;

d) на основании полученной матрицы на этапе с) выполняют цикл коррекции ошибок, при котором:

осуществляют синхронизацию генераторов псевдослучайных чисел (ГПСЧ) блоков передатчика и приемника квантового ключа; осуществляют коррекцию фрейма, при котором блок передатчика:

вычисляет синдром Stx на основании данных просеянного ключа;

отправляет синдром Stx блоку приемника;

ожидает от блока Боба получения статуса коррекции ошибок фрейма для отправленного синдрома Stx в течение времени Т; блок приемника:

вычисляет синдром Srx на основании исходных данных просеянного ключа, полученных по квантовому каналу;

ожидает от блока передатчика получения парного синдрома Stx;

производит сравнение синдромов Stx и Srx и вычисляет разность ΔS;

заносит сведения об объеме синдрома Stx и количестве раскрытых бит в цикл коррекции ошибок;

декодирует полученное значение ΔS;

вычисляет вектор невязки на основании декодированного значения ΔS;

осуществляет корректировку ошибок посредством сложения исходной последовательности бит просеянного ключа с полученным вектором невязки;

отправляет статус проверки блоку передатчика.

[0009] В одном из частных примеров реализации способа блок данных просеянного ключа кратен 6800 Бит.

[0010] В другом частном примере реализации способа ГПСЧ основаны на механизме вихрей Мерсенна и обеспечивают синхронное слепое определение позиций сокращенных и проколотых бит, и обеспечивают генерацию значений сокращенных бит.

[0011] В другом частном примере реализации способа синдромы Stx и Srx вычисляются с помощью LDPC-кодера, установленного в блоках передатчика и приемника.

[0012] В другом частном примере реализации способа после отправки синдрома Stx блоку приемника выполняется обновление контекста раунда, путем занесения сведений в память блока передатчика о синдроме Stx и количестве раскрытых бит.

[0013] В другом частном примере реализации способа после отправки синдрома Stx блоку приемника выполняется обновление контекста раунда, путем занесения сведений о синдроме Stx и количестве раскрытых бит.

[0014] В другом частном примере реализации способа набор данных для исправления бит фрейма содержит набор LDPC кодов, сгенерированных по следующим параметрам:

- длина фрейма LDPC N;

- доля манипуляционных бит а;

- количество манипуляционных бит Е=s+р, где s - сокращенные биты, р - проколотые биты;

- размер полезной нагрузки 6800 бит;

- диапазон скоростей кода R с шагом ΔR=0.05.

[0015] В другом частном примере реализации способа скорость кода рассчитывается по формуле:

, где М - длина синдрома для выбранной скорости кода.

[0016] В другом частном примере реализации способа скорость кода R рассчитывается исходя из достижимости целевой скорости Rd, определяемой с помощью алгоритма, при котором осуществляется:

- расчет количества манипуляционных бит Е;

- формирование списка подходящих кодов С;

- если список пуст, вернуть наименее быстрый код в случае, если целевая скорость меньше наименьшей скорости в пуле, представляющий собой набор проверочных матриц, применяемых для коррекции фреймов блока, в противном случае, вернуть наиболее быстрый возможный код, характеризуемый максимальной скоростью кода из пула, отсутствием сокращенных бит и набором проколотых бит;

- сортировка списка подходящих кодов С по скорости кодов, причем выполняется

- определение среднего элемента как искомого кода, если С>1, в противном случае выбирается определенный код.

КРАТКОЕ ОПИСАНИЕ ЧЕРТЕЖЕЙ

[0017] Фиг. 1 иллюстрирует общую блок-схему выполнения способа.

[0018] Фиг. 2 иллюстрирует блок-схему цикла коррекции ошибок.

[0019] Фиг. 3 иллюстрирует пример проверочной матрицы и графа Таннера регулярного LDPC кода.

[0020] Фиг. 4 иллюстрирует фактический пул кодов при α>ΔR.

[0021] Фиг. 5 иллюстрирует трехмерный график функции выбора скорости кода.

[0022] Фиг. 6 иллюстрирует зависимость s и р от QBEB.

ОСУЩЕСТВЛЕНИЕ ИЗОБРЕТЕНИЯ

[0023] Система КРК, реализованная в соответствие протоколом ВБ84, предполагает передачу слабо когерентных импульсов от блока передатчика (Алиса) к блоку приемника (Боб) по однонаправленному квантовому каналу (ВОЛС) с последующим обменом метаданными по классическому двунаправленному аутентифицируемому каналу. При этом каждый импульс "сырого" ключа (raw key), передаваемый модулятором Алисы, может иметь один из четырех базисов поляризации, выбранный случайным образом. На стороне Боба измерение базиса поляризации также производится случайно. После этого стороны проводят процедуру просеивания (sifting) для "сырого" ключа. Алиса передает Бобу по классическому каналу таблицу соответствия индексов импульсов и выбранных базисов. На стороне Алисы производится исключение импульсов с несовпавшими базисами из ключа, после чего индексы корректно измеренных импульсов передаются Бобу по классическому каналу. После проведения процедуры просеивания на стороне Алисы и Боба имеются коррелированные копии ключа, переданного по квантовому каналу, называемые "просеянным" ключом (sifted key). Копия ключа, полученная на стороне Боба, не идентична копии Алисы вследствие искажения данных шумами квантового канала.

[0024] Процедура коррекции ошибок следует в процессе генерации квантового ключа за этапом просеивания. Цель проведения процедуры коррекции ошибок заключается в получении на стороне Алисы и Боба идентичных копий данных ключа.

[0025] На Фиг. 1 представлена последовательность этапов заявленного способа (100), выполняемых вычислительным устройством, например, процессором.

[0026] На первом этапе (110) выполняется получение блока данных S просеянного квантового ключа и контекст коррекции К блока данных просеянного квантового ключа.

[0027] Для реализации процедуры коррекции ошибок предлагается использовать код с коротким размером фрейма, равным 8000 бит, из которых 6800 бит представляют собой полезную нагрузку, а 1200 бит - дополнительные данные для адаптации скорости кодирования. В качестве проверочных матриц будет использоваться пул, сгенерированный с помощью модифицированного алгоритма Progressive Edge Growth (httpsi//ieeexplore.ieee.org/document/965567) с различными скоростями кода R={0.9, 0.85, … 0.5}. Количество проверочных узлов, и соответственно, длина синдрома определяется как m=(1 - R) * n.

[0028] Входными данными корректора ошибок LDPC (Код с малой плотностью проверок на четность или LDPC-код от англ. Low-density parity-check code) (верхний уровень) являются:

- блок данных просеянного ключа S, кратный длине полезной нагрузки фрейма LDPC L;

- контекст коррекции блока K;

- текущий уровень эффективности f;

- априорное значение QBER_apriori.

[0029] Выходными данными корректора ошибок являются:

- набор бит просеянного ключа с откорректированными значениями S';

- массив векторов невязки для каждого фрейма;

- данные о статусе коррекции (успех/неудача) для каждого фрейма.

[0030] На основании данных, полученных на этапе (110), на этапе (120) выполняется создание контекста коррекции фрейма (рабочего набора данных для LDPC кодера/декодера, состоящего из бит просеянного ключа и манипуляционных бит). В ходе данного этапа на основе контекста коррекции блока К определяется набор данных, необходимых для исправления бит фрейма. Также на этом этапе может производиться выбор скорости кода, алгоритм которого будет раскрыт далее в настоящих материалах заявки.

[0031] Контекст коррекции блока К формируется на верхнем уровне программной логики, выполняемой процессором устройства, связанного с системой КРК, например, компьютером или любым другим вычислительным устройством, обеспечивающим возможность выполнения требуемых функций.

[0032] Контекст коррекции блока К служит для передачи параметров для разных этапов постобработки, а также сохранения результатов деятельности каждого этапа, и передается между модулями (Алисы или Боба). Основные поля структуры, формирующей контекст блока К, имеющие значение в процессе работы корректора:

- идентификатор блока;

- идентификатор парного узла;

- вектор статусов коррекции фреймов;

- распределение ошибок по фреймам;

- общая длина синдромов, переданных в процессе коррекции блока;

- исходные данные просеянного ключа в виде битовой строки;

- исправленные данные просеянного ключа в виде битовой строки;

- оценка QBER на основе обманных (decoy) импульсов;

- временной бюджет коррекции фрейма.

[0033] Также на этапе (120) осуществляется выбор параметров кода на основе априорных оценок QBER в линии и целевой эффективности коррекции ошибок. Предлагаемый к использованию набор LDPC кодов сгенерирован со следующими базовыми параметрами:

- длина фрейма LDPC N=8000 бит;

- доля манипуляционных бит а=0.15;

- количество манипуляционных бит Е=s+р=1200 бит;

- размер полезной нагрузки 6800 бит;

- диапазон скоростей R=[0.5, 0.55, 0.9];

- шаг диапазона скоростей ΔR=0.05.

[0034] Эффективность коррекции является оценочным критерием процесса в целом и определяется согласно следующей формуле:

где: М - длина синдрома для выбранной скорости кода;

р - количество проколотых бит.

Фактическая скорость кода, вычисляется в таком случае по формуле:

[0035] Определенная доля данных фрейма α не относится к полезной нагрузке, а используется для дополнительной манипуляции скоростью кода, позволяя расширить ограниченный диапазон скоростей применяемого пула кодов, чтобы лучше адаптировать алгоритм коррекции к флуктуирующему уровню шума в квантовом канале, отождествляемого с QBER.

[0036] На этапе (130) исходный набор бит просеянного ключа S организован в виде одномерного массива. На данном этапе S преобразуется в матрицу, содержащую L столбцов и N строк, которая и будет служить основной структурой данных для главного цикла коррекции ошибок на этапе (140).

[0037] Контекст коррекции фрейма создается перед началом основного цикла корректора на этапе (140) и содержит основные параметры, относящиеся к работе кодера:

- проверочную матрицу четности LDPC, выбранной для блока скорости;

- длину кадра LDPC, который задается в конфигурации модуля постобработки симметрично на Алисе и Бобе;

- генератор псевдослучайных чисел (ГПСЧ) на основе вихрей Мерсенна, синхронизированный перед началом коррекции блока;

- количество «сокращенных» бит (shortened bits);

- количество проколотых» 6HT(puncturedbits);

- априорная оценка стартовой эффективности на основе усредненных данных по предыдущим блокам, при этом усреднение выполняется с помощью алгоритма ЕМА (exponential moving average);

- априорная оценка QBERaprian на основе усредненных данных по предыдущим блокам, при этом усреднение выполняется с помощью алгоритма ЕМА (exponential moving average);

- нормировочный коэффициент декодера, который задается в конфигурации модуля постобработки симметрично на Алисе и Бобе;

- лимит итераций декодера на синдром, который задается в конфигурации модуля постобработки симметрично на Алисе и Бобе;

- размер окна оценки сходимости декодера, задается в конфигурации модуля постобработки симметрично на Алисе и Бобе.

[0038] Далее выполняется цикл коррекции ошибок, который осуществляется итеративно для всех фреймов матрицы. ГПСЧ Алисы и Боба основаны на механизме вихрей Мерсенна и применяются для синхронного слепого определения позиций сокращенных и проколотых бит, а также для генерации значений сокращенных бит.

[0039] Контекст раунда коррекции создается перед проведением базового раунда. В последующем передается для дополнительных раундов в случае их необходимости, и содержит данные, меняющиеся в ходе работы декодера над фреймом:

- текущий вид сообщения после предыдущих запусков декодера;

- вектор невязки, полученный в результате работы предыдущих запусков декодера;

- расширенные данные фрейма (полезная нагрузка + значения s-бит + значения р-бит), определенные перед началом процесса коррекции;

- списки позиций s-бит, р-бит и бит полезной нагрузки, определенные перед началом процесса коррекции;

- разность синдромов абонентов, вычисленная в ходе базового раунда;

- список позиций бит, раскрытых в ходе дополнительных раундов;

- количество раскрытых в раунде бит;

- общее количество бит, раскрытых во всех дополнительных раундах;

- индекс целевого значения эффективности f из рабочего диапазона целевых значений эффективности f_pat;

- текущее апостериорное значение эффективности f.

[0040] На Фиг. 2 представлена этапы, выполняемые на цикле коррекции ошибок (140). На первом этапе (141) выполняется синхронизация ГПСЧ блоков передатчика и приемника. ГПСЧ основаны на механизме вихрей Мерсенна и обеспечивают синхронное слепое определения позиций сокращенных и проколотых бит, а также обеспечивают генерацию значений сокращенных бит.

[0041] Использование «сокращенных» бит (shortened bits) заключается в том, что выполняется синхронная инициализация s бит внутри фрейма псевдослучайными значениями. Синхронность означает, что позиции бит определяются с помощью синхронизированных ГПСЧ, что позволяет снизить фактическую скорость кода.

[0042] Сущность применения «проколотых» бит (punctured bits) состоит в синхронной инициализации р бит на фиксированных позициях случайными значениями, представляющими собой дополнительную шумовую компоненту.

[0043] Семантику данной манипуляции можно представить примером на Фиг. 3, на котором изображена проверочная матрица в виде двудольного графа (граф Таннера).

[0044] На Фиг. 3 проверочные узлы (check nodes) с0, …, с3, представляющие собой элементы проверочной матрицы решения уравнений четности, ставятся в соответствии переменным узлам (variable nodes) - битам фрейма. Узлы v3 и v 7 проколотые узлы, v2, v5 - сокращенные. В алгоритме декодирования, описанном далее, проколотым узлам будет сопоставлен коэффициент правдоподобия LLR=0, сокращенным LLR=∞. Таким образом, проколотые узлы повышают скорость кода R, исключая действия декодера, а сокращенные узлы увеличивают вероятность сходимости, но понижают скорость кода, добавляя действия декодера. С выбранным шагом ΔR=0.05 и α=0.15 (при α>ΔR) формируется перекрывающийся пул кодов, суть которого представлена на Фиг. 4.

[0045] В целях сокращения количества дополнительных раундов, необходимо выбрать код, где р>s, и алгоритм выбора спроектирован с учетом этого условия. Входом функции выбора параметров кода является:

- априорная оценка QBER_apriori;

- диапазон скоростей R;

- длина фрейма N;

- доля манипуляционных бит α;

- целевая априорная эффективность f.

Выходом функции выбора является:

- R - скорость кода;

- s - количество сокращенных бит;

- р количество проколотых бит.

[0046] Далее на этапе (142) выполняется создание контекста раунда коррекции и его выполнение на этапе (143). В основном раунде участвуют оба блока - Алиса (отправитель, ТХ) и Боб (получатель, RX).

[0047] Общая последовательность действий основного раунда со стороны блока передатчика, следующая:

- вычисление синдрома Stx, подавая на вход LDPC-кодера исходные данные отправленного по квантовому каналу фрейма, а также значения манипуляционных бит (shortened и punctured);

- отправки синдрома Stx блоку приемнику;

- обновление контекста раунда, занося сведения об объеме синдрома Stx и количестве раскрытых бит;

- ожидание от блока приемника получения статуса коррекции ошибок фрейма для отправленного синдрома Stx в течение времени Т.

[0048] Если на этапе (144) приемника удалось исправить ошибки, то блок передатчика отправляет на этапе (146) функции коррекции фрейма статус «успех», а если не удалось, или истекло время Т - статус «неудача».

[0049] Блок приемника со своей стороны выполняет следующие действия:

- вычисление синдрома S_rx, подавая на вход LDPC-кодера исходные данные полученного по квантовому каналу фрейма, значения манипуляционных бит (shortened и punctured);

- ожидание от блока передатчика получения парного синдрома S_tx;

- сравнение синдромов S_tx и S_rx, получая разность ΔS;

- обновление контекста раунда, занося сведения об объеме синдрома S_tx и количестве раскрытых бит;

- декодирование ΔS;

- передача статуса («успех»/ «неудача») блоку передатчика.

[0050] Если в рамках основного раунда исправить ошибки не удалось, то выполняется дополнительный раунд на этапе (145). Дополнительный раунд проводится, если блоку приемника не удалось декодировать синдром в ходе предыдущего завершенного раунда (основного либо дополнительного). Число дополнительных раундов ограничивается рабочим диапазоном эффективностей и временным бюджетом на коррекцию фрейма.

[0051] Основные действия абонентов (блоков передатчика и приемника) выполняют следующий алгоритм.

[0052] На стороне блока передатчика осуществляется:

- обновление в своем контексте раунда сведения о количестве уже раскрытых бит;

- синхронизированным с блоком приемника образом определение позиции дополнительных бит для блока приемника. Данный принцип заключается в том, что прежде всего будут раскрыты все проколотые биты, так как они устраняют для декодера больший объем неопределенности (т.к. они имеют низкие значения LLR), и только затем, если все еще проводятся новые раунды, будут раскрываться биты полезной нагрузки, позиции которых определяются по синхронизированным ГПСЧ. Раскрытые биты будут удалены из итогового фрейма;

- отправка в блок приемника значений выбранных бит;

- перевод контекста на следующее значение эффективности из рабочего диапазона на случай проведения новых раундов;

- блокировку на ожидании получения статуса коррекции от блока приемника.

[0053] На стороне блока приемника выполняются следующие этапы:

- определение синхронизированным образом позиции дополнительных бит от блока передатчика;

- блокировка на ожидании получения значений дополнительных бит от блока передатчика;

- добавление полученных значений в паттерн ошибок внутри контекста раунда;

- обновление разметки позиций полезных и манипуляционных бит ("проколотые" и "сокращенные" биты) для декодера внутри фрейма;

- обновление числа раскрытых бит и длину синдромов;

- вычисление текущего фактического значения эффективности;

- декодирование AS с учетом новых данных и отправка статуса блоку передатчика.

[0054] Под кодом подразумевается сочетание {R, s, р} - скорость кода в пуле R, количество "сокращенных бит" s, количество "проколотых бит" р, позволяющие достичь целевой скорости R_d.

[0055] В ходе выполнения алгоритма нахождения скорости кода выполняется следующая последовательность действий:

- расчет целевой скорости кода R_d;

- расчет количества манипуляционных бит Е;

- формирование списка подходящих кодов S;

- если список пуст, то возвращается наименее быстрый код в случае, если целевая скорость R_d меньше наименьшей скорости в пуле. В противном случае возвращается наиболее быстрый возможный код (максимальная скорость кода из пула, отсутствие сокращенных бит, наибольший из возможных набор проколотых бит);

- сортировка списка S по скорости кодов;

- определение среднего элемента, если размер списка более единицы. В противном случае возвращается единственный элемент;

- искомый код - средний элемент списка.

[0056] Длина списка S будет определяться как

где ΔR=0.05 - шаг диапазона скоростей используемого пула кодов. Для выбранных параметров корректора l=3, т.е. выбор будет осуществляться из трех возможных кодов.

[0057] На Фиг. 5 представлен график скорости кода в пространстве в зависимости от QBER и целевой эффективности.

[0058] На Фиг. 6 показано изменение s и р в зависимости от QBER. Максимальные значения р соответствуют границам между кодами пула, их положения определяются ΔR. Видно, что коды выбираются таким образом, чтобы число р никогда не стремилось к минимумам и по возможности выполнялось неравенство p>s.

[0059] Алгоритм декодирования синдрома

[0060] Для декодирования синдрома используется модифицированный алгоритм sum-product на основе обратного распространения ошибки. Для каждого бита фрейма X определяется вероятностная величина - логарифмический коэффициент правдоподобия LLR:

Как видно из соотношения (4), знак LLR соответствует наибольшей вероятности 0 или 1 для бита X.

[0061] Для алгоритма декодирования удобно представление проверочной матрицы выбранного из пула кода как двудольного графа Таннера (Фиг. 3) где каждое ребро соответствует связи i-ого символьной вершины с j-ой проверочной вершиной тогда и только тогда, когда соответствующий элемент проверочной матрицы Н имеет ненулевое значение: H(i,j)=1. Процесс декодирования может быть описан как обмен сообщениями о символьных вершинах.

[0062] На вход процедуры декодирования поступают контексты коррекции фрейма и раунда, из структур которых используются следующие величины:

- синдром s;

- данные фрейма Е, включая манипуляционные биты;

- проверочная матрица Н,

- оценка QBER q_est, представляемая как априорный уровень вероятности изменения значения бита X;

- позиции манипуляционных бит.

Выходом процедуры являются:

- статус декодирования;

- обновленные данные контекста коррекции раунда.

[0063] Алгоритм начинается с определения вектора начальных значений LLR для символьных вершин такого, что

где К - множество позиций бит полезной нагрузки; S - множество позиций сокращенных бит; Р - множество позиций проколотых бит.

[0064] Для информационных бит LLR определяется как

[0065] Значение LLR сокращенных бит в реализации определяется как ±100000, значение LLR проколотых бит=0. Нулевые значения LLR деактивируют j-ую проверочную вершину, обращая все сообщения от этой вершины к символьным также в ноль.

[0066] Для хранения значений LLR используется матрица М, количество столбцов в которой соответствует размеру фрейма, количество строк - размеру синдрома, или, в контексте представления в виде графа, количеству проверочных вершин. Таким образом, элемент M(i, j) семантически является сообщением от проверочной вершины i к символьной вершине j. Сообщения от символьной вершины j к проверочной вершине i определяются как

где S[j] - соответствующее значение элемента синдрома; Bj - множество символьных вершин, соединенных ребрами с j-ой проверочной вершиной.

[0067] Значение LLR i-ой символьной вершины на k-ой итерации декодера обновляется на основе сообщений от всех связанных проверочных вершин:

[0068] Из этого значения, в свою очередь, получаются оценки значений бит целевого вектора оценок для k-ой итерации декодера:

Если вектор оценок сходится, то есть то алгоритм останавливается.

[0069] Как дополнительный критерий сходимости процесса декодирования используется оценка поведения усредненной величины LLR проколотых и информационных бит на k-ой итерации:

[0070] Процесс декодирования расходится, если выполняется неравенство для некоторого окна оценок размера N:

в котором в реализации N=5. Это интерпретируется как окончание повышения вероятностей оценок значений бит фрейма. В таком случае для проведения дополнительных раундов в контексте коррекции раунда сохраняются сведения о позициях бит с минимальным LLR. Если неравенство не выполняется (процесс продолжает сходиться), то значения сообщений обновляются и выполняется новая итерация.

Изобретение относится к области квантовых технологий. Техническим результатом является повышение вычислительной и информационной эффективности процедуры коррекции ошибок в данных, передаваемых между узлами системы КРК с асимметричным распределением нагрузки. Способ содержит этапы, на которых: a) получают блок данных S просеянного квантового ключа и контекст коррекции K блока данных просеянного квантового ключа; b) формируют на основании данных, полученных на этапе а контекст коррекции фрейма, в ходе которого определяют набор данных для исправления бит фрейма; c) осуществляют реструктуризацию блока данных S просеянного квантового ключа в матрицу фреймов; d) на основании полученной матрицы на этапе с выполняют цикл коррекции ошибок, при котором блок передатчик вычисляет синдром Stx на основании данных просеянного ключа и отправляет его блоку приемника; блок приемника вычисляет синдром Srx на основании исходных данных просеянного ключа, полученных по квантовому каналу; производит сравнение синдромов Stx и Srx и вычисляет разность ΔS; декодирует полученное значение ΔS; вычисляет вектор невязки на основании декодированного значения ΔS; осуществляет корректировку ошибок посредством сложения исходной последовательности бит просеянного ключа с полученным вектором невязки. 8 з.п. ф-лы, 6 ил.

1. Компьютерно-реализуемый способ асимметричной коррекции ошибок при генерировании ключа в системе квантового распределения ключа (КРК), выполняемый с помощью процессора и содержащий этапы, на которых:

а) получают по меньшей мере блок данных S просеянного квантового ключа и контекст коррекции K блока данных просеянного квантового ключа;

b) формируют на основании данных, полученных на этапе a) контекст коррекции фрейма, в ходе которого определяют набор данных для исправления бит фрейма;

c) осуществляют реструктуризацию блока данных S просеянного квантового ключа в матрицу фреймов;

d) на основании полученной матрицы на этапе c) выполняют цикл коррекции ошибок, при котором:

- осуществляют синхронизацию генераторов псевдослучайных чисел (ГПСЧ) блоков передатчика и приемника квантового ключа;

- осуществляют коррекцию фрейма, при котором

блок передатчик:

- вычисляет синдром Stx на основании данных просеянного ключа;

- отправляет синдром Stx блоку приемника;

- ожидает от блока приемника получения статуса коррекции ошибок фрейма для отправленного синдрома Stx в течение времени T;

блок приемника:

- вычисляет синдром Srx на основании исходных данных просеянного ключа, полученных по квантовому каналу;

- ожидает от блока передатчика получения парного синдрома Stx;

- производит сравнение синдромов Stx и Srx и вычисляет разность ΔS;

- заносит сведения об объёме синдрома Stx и количестве раскрытых бит в цикл коррекции ошибок;

- декодирует полученное значение ΔS;

- вычисляет вектор невязки на основании декодированного значения ΔS;

- осуществляет корректировку ошибок посредством сложения исходной последовательности бит просеянного ключа с полученным вектором невязки;

- отправляет статус проверки блоку передатчика.

2. Способ по п.1, характеризующийся тем, что блок данных просеянного ключа кратен 6800 бит.

3. Способ по п.1, характеризующийся тем, что ГПСЧ основаны на механизме вихрей Мерсенна и обеспечивают синхронное слепое определение позиций сокращенных и проколотых бит, и обеспечивают генерацию значений сокращенных бит.

4. Способ по п.1, характеризующийся тем, что синдромы Stx и Srx вычисляются с помощью LDPC-кодера, установленного в блоках передатчика и приемника.

5. Способ по п.4, характеризующийся тем, что после отправки синдрома Stx блоку приемника выполняется обновление контекста раунда путем занесения сведений в память блока передатчика о синдроме Stx и количестве раскрытых бит.

6. Способ по п.4, характеризующийся тем, что после отправки синдрома Stx блоку Боба выполняется обновление контекста раунда путем занесения сведений о синдроме Stx в память блока приемника и передатчика, и количестве раскрытых бит.

7. Способ по п.1, характеризующийся тем, что набор данных для исправления бит фрейма содержит набор LDPC кодов, сгенерированных по следующим параметрам:

- длина фрейма LDPС N;

- доля манипуляционных бит α;

- количество манипуляционных бит E=s+p , где s – сокращенные биты, p – проколотые биты;

- размер полезной нагрузки 6800 бит;

- диапазон скоростей кода R с шагом ΔR = 0,05.

8. Способ по п.7, характеризующийся тем, что скорость кода рассчитывается по формуле:

, где M - длина синдрома для выбранной скорости кода.

9. Способ по п.8, характеризующийся тем, что скорость кода R рассчитывается исходя из достижимости целевой скорости Rd, определяемой с помощью алгоритма, при котором осуществляется:

- расчёт количества манипуляционных бит E;

- формирование списка подходящих кодов C;

- если список пуст, вернуть наименее быстрый код в случае, если целевая скорость меньше наименьшей скорости в пуле, представляющий собой набор проверочных матриц, применяемых для коррекции фреймов блока, в противном случае, вернуть наиболее быстрый возможный код, характеризуемый максимальной скоростью кода из пула, отсутствием сокращённых бит и набором проколотых бит;

- сортировка списка подходящих кодов C по скорости кодов, причем выполняется определение среднего элемента как искомого кода, если C>1, в противном случае выбирается определенный код.