Core Concepts
秘密裏な通信を行う2人のユーザと、秘密裏な通信制約のない1人のユーザが同一の受信機に通信する際の基本的な限界を明らかにした。秘密裏なユーザと非秘密ユーザを組み合わせることで、厳しい秘密鍵レート制約の下でも秘密裏な容量を改善できることを示した。
Abstract
本論文では、2人の秘密裏なユーザと1人の非秘密ユーザが同一の受信機に通信する際の基本的な限界を明らかにしている。
主な内容は以下の通り:
2人の秘密裏なユーザ(ユーザ1とユーザ2)と1人の非秘密ユーザ(ユーザ3)が同一の受信機に通信する際の問題設定を定義した。秘密裏なユーザの通信は外部の監視者に検知されてはならない。
秘密裏なユーザと非秘密ユーザの間のレートトレードオフを明らかにした。秘密裏なユーザのレートは√n(nはブロック長)のオーダーに制限されるが、非秘密ユーザのレートは通常のn次元オーダーとなる。
複数のコード位相を多重化することが、秘密裏なユーザと非秘密ユーザの間のレートトレードオフ領域全体を達成するために不可欠であることを示した。これは、複数の非秘密ユーザが存在する場合にも同様の性質が見られる。
非秘密ユーザの存在が、厳しい秘密鍵レート制約の下でも秘密裏なユーザの容量を改善できることを示した。
提案するコーディングスキームの性能を数値例で示した。
Stats
秘密裏なユーザ1のメッセージサイズの対数は、√n * ωn * EPT[ρ1,T * D(1)_Y(X3,T)]の程度である。ここでωnは0に収束する正の数列である。
秘密裏なユーザ2のメッセージサイズの対数は、√n * ωn * EPT[ρ2,T * D(2)_Y(X3,T)]の程度である。
非秘密ユーザ3のメッセージサイズの対数は、n * I(X3;Y|X1=0,X2=0,T)の程度である。
秘密裏なユーザ1の秘密鍵サイズの対数は、√n * ωn * EPT[ρ1,T * D(1)_Z-Y(X3,T)]の程度である。
秘密裏なユーザ2の秘密鍵サイズの対数は、√n * ωn * EPT[ρ2,T * D(2)_Z-Y(X3,T)]の程度である。
Quotes
"秘密裏な通信を行う2人のユーザと、秘密裏な通信制約のない1人のユーザが同一の受信機に通信する際の基本的な限界を明らかにした。"
"秘密裏なユーザと非秘密ユーザを組み合わせることで、厳しい秘密鍵レート制約の下でも秘密裏な容量を改善できることを示した。"
"複数のコード位相を多重化することが、秘密裏なユーザと非秘密ユーザの間のレートトレードオフ領域全体を達成するために不可欠である。"