WikiDer > Алгоритм Дойча – Йожи

Deutsch–Jozsa algorithm

В Алгоритм Дойча – Йожи это детерминированный квантовый алгоритм предложено Дэвид Дойч и Ричард Джозса в 1992 г. с улучшениями Ричард Клив, Артур Экерт, Кьяра Макиавелло и Микеле Моска в 1998 г.^[1]^[2] Хотя в настоящее время он практически не используется, это один из первых примеров квантового алгоритма, который экспоненциально быстрее любого возможного детерминированного классического алгоритма. ^[3]

Постановка задачи

В проблеме Дойча – Йожи нам дается квантовый компьютер черного ящика, известный как оракул который реализует некоторую функцию ${ displaystyle f двоеточие {0,1 } ^ {n} rightarrow {0,1 }}$ . Функция принимает на вход n-значные двоичные значения и выдает на выходе 0 или 1 для каждого такого значения. Мы обещал что функция либо постоянный (0 на всех выходах или 1 на всех выходах) или сбалансированный (возвращает 1 для половины ввода домен и 0 для другой половины).^[4] Тогда задача состоит в том, чтобы определить, ${ displaystyle f}$ постоянна или сбалансирована с помощью оракула.

Мотивация

Проблема Дойча – Йожи специально разработана, чтобы быть простой для квантового алгоритма и сложной для любого детерминированного классического алгоритма. Мотивация состоит в том, чтобы показать проблему черного ящика, которая может быть эффективно решена квантовым компьютером без ошибок, тогда как детерминированному классическому компьютеру потребуется большое количество запросов к черному ящику для решения проблемы. Более формально это дает оракул, относительно которого EQP, класс задач, которые могут быть решены точно за полиномиальное время на квантовом компьютере, и п разные.^[5]

Поскольку задачу легко решить на вероятностном классическом компьютере, она не дает разделения оракула с BPP, класс задач, которые могут быть решены с ограниченной ошибкой за полиномиальное время на вероятностном классическом компьютере. Проблема Саймона пример проблемы, которая приводит к разделению оракула между BQP и BPP.

Классическое решение

Для обычного детерминированный алгоритм, где п это количество бит, ${ displaystyle 2 ^ {n-1} +1}$ оценки ${ displaystyle f}$ потребуется в худшем случае. Чтобы доказать, что ${ displaystyle f}$ является константой, необходимо оценить чуть более половины набора входов, и их выходы должны быть признаны идентичными (помня, что функция гарантированно будет либо сбалансированной, либо постоянной, а не где-то посередине). Наилучший случай имеет место, когда функция сбалансирована и первые два выходных значения, которые случаются, различны. Для обычного рандомизированный алгоритм, постоянная ${ displaystyle k}$ оценок функции достаточно, чтобы дать правильный ответ с высокой вероятностью (отказ с вероятностью ${ displaystyle epsilon leq 1/2 ^ {k}}$ с ${ Displaystyle к geq 1}$ ). Однако, ${ Displaystyle к = 2 ^ {п-1} +1}$ оценки по-прежнему необходимы, если мы хотим всегда правильный ответ. Квантовый алгоритм Дойча-Йожа дает ответ, который всегда верен с одной оценкой ${ displaystyle f}$ .

История

Алгоритм Дойча – Йозса обобщает более раннюю (1985 г.) работу Дэвида Дойча, которая предоставила решение для простого случая, когда ${ Displaystyle п = 1}$ .
В частности, нам дали логическая функция чей вход 1 бит, ${ displaystyle f: {0,1 } rightarrow {0,1 }}$ и спросил, постоянно ли он.^[6]

Алгоритм, как первоначально предлагал Дойч, на самом деле не был детерминированным. Алгоритм был успешным с вероятностью половина. В 1992 году Дойч и Йозса разработали детерминированный алгоритм, который был обобщен до функции, которая принимает ${ displaystyle n}$ бит для его ввода. В отличие от алгоритма Дойча, этот алгоритм требовал двух вычислений функции вместо одного.

Дальнейшие улучшения алгоритма Дойча – Йозса были сделаны Кливом и др.,^[2] в результате получается алгоритм, который является детерминированным и требует только одного запроса ${ displaystyle f}$ . Этот алгоритм до сих пор называют алгоритмом Дойча – Йозса в честь использованных в них новаторских методов.^[2]

Алгоритм

Чтобы алгоритм Дойча – Йожи работал, вычисления оракула ${ displaystyle f (x)}$ из ${ displaystyle x}$ должен быть квантовым оракулом, который не декогерировать ${ displaystyle x}$ . Также нельзя оставлять копии ${ displaystyle x}$ валяется в конце вызова оракула.

Алгоритм Дойча-Йозса квантовая схема

Алгоритм начинается с ${ displaystyle n + 1}$ состояние бита ${ displaystyle | 0 rangle ^ { otimes n} | 1 rangle}$ . То есть каждый из первых n битов находится в состоянии ${ displaystyle | 0 rangle}$ и последний бит ${ displaystyle | 1 rangle}$ . А Преобразование Адамара применяется к каждому биту для получения состояния

{ displaystyle { frac {1} { sqrt {2 ^ {n + 1}}}} sum _ {x = 0} ^ {2 ^ {n} -1} | x rangle (| 0 rangle - | 1 rangle)}

.

У нас есть функция ${ displaystyle f}$ реализован как квантовый оракул. Оракул отображает состояние ${ Displaystyle | х rangle | у rangle}$ к ${ Displaystyle | х rangle | у oplus f (x) rangle}$ , где ${ displaystyle oplus}$ сложение по модулю 2 (подробности реализации см. ниже). Применение квантового оракула дает

{ displaystyle { frac {1} { sqrt {2 ^ {n + 1}}}} sum _ {x = 0} ^ {2 ^ {n} -1} | x rangle (| f (x ) rangle - | 1 oplus f (x) rangle)}

.

Для каждого ${ Displaystyle х, е (х)}$ равно 0 или 1. Проверяя эти две возможности, мы видим, что указанное выше состояние равно

{ displaystyle { frac {1} { sqrt {2 ^ {n + 1}}}} sum _ {x = 0} ^ {2 ^ {n} -1} (- 1) ^ {f (x )} | x rangle (| 0 rangle - | 1 rangle)}

.

На этом этапе последний кубит ${ displaystyle { frac {| 0 rangle - | 1 rangle} { sqrt {2}}}}$ могут быть проигнорированы, поэтому ниже остается:

{ displaystyle { frac {1} { sqrt {2 ^ {n}}}} sum _ {x = 0} ^ {2 ^ {n} -1} (- 1) ^ {f (x)} | x rangle}

.

Мы применяем Преобразование Адамара каждому кубиту, чтобы получить

{ displaystyle { frac {1} { sqrt {2 ^ {n}}}} sum _ {x = 0} ^ {2 ^ {n} -1} (- 1) ^ {f (x)} left [{ frac {1} { sqrt {2 ^ {n}}}} sum _ {y = 0} ^ {2 ^ {n} -1} (- 1) ^ {x cdot y} | y rangle right] = { frac {1} {2 ^ {n}}} sum _ {y = 0} ^ {2 ^ {n} -1} left [ sum _ {x = 0 } ^ {2 ^ {n} -1} (- 1) ^ {f (x)} (- 1) ^ {x cdot y} right] | y rangle}

где ${ displaystyle x cdot y = x_ {0} y_ {0} oplus x_ {1} y_ {1} oplus cdots oplus x_ {n-1} y_ {n-1}}$ - сумма побитового произведения.

Наконец, мы исследуем вероятность измерения ${ displaystyle | 0 rangle ^ { otimes n}}$ ,

{ displaystyle { bigg |} { frac {1} {2 ^ {n}}} sum _ {x = 0} ^ {2 ^ {n} -1} (- 1) ^ {f (x) } { bigg |} ^ {2}}

который оценивается в 1, если ${ displaystyle f (x)}$ постоянно (конструктивное вмешательство) и 0, если ${ displaystyle f (x)}$ сбалансирован (деструктивное вмешательство). Другими словами, окончательное измерение будет ${ displaystyle | 0 rangle ^ { otimes n}}$ (т.е. все нули), если ${ displaystyle f (x)}$ постоянна и даст некоторые другие состояния, если ${ displaystyle f (x)}$ сбалансирован.

Алгоритм Дойча

Алгоритм Дойча является частным случаем общего алгоритма Дойча – Йоже. Нам нужно проверить состояние ${ Displaystyle f (0) = f (1)}$ . Это эквивалентно проверке ${ Displaystyle f (0) oplus f (1)}$ (куда ${ displaystyle oplus}$ сложение по модулю 2, которое также можно рассматривать как квантовую Ворота XOR реализовано как Контролируемые ворота НЕ), если ноль, то ${ displaystyle f}$ постоянно, иначе ${ displaystyle f}$ не является постоянным.

Начнем с двухкубитного состояния ${ displaystyle | 0 rangle | 1 rangle}$ и применить Преобразование Адамара на каждый кубит. Это дает

{ displaystyle { frac {1} {2}} (| 0 rangle + | 1 rangle) (| 0 rangle - | 1 rangle).}

Нам дана квантовая реализация функции ${ displaystyle f}$ что отображает ${ Displaystyle | х rangle | у rangle}$ к ${ Displaystyle | х rangle | е (х) oplus y rangle}$ . Применяя эту функцию к нашему текущему состоянию, мы получаем

{ displaystyle { frac {1} {2}} (| 0 rangle (| f (0) oplus 0 rangle - | f (0) oplus 1 rangle) + | 1 rangle (| f ( 1) oplus 0 rangle - | f (1) oplus 1 rangle))}

{ displaystyle = { frac {1} {2}} ((- 1) ^ {f (0)} | 0 rangle (| 0 rangle - | 1 rangle) + (- 1) ^ {f ( 1)} | 1 rangle (| 0 rangle - | 1 rangle))}

{ displaystyle = (- 1) ^ {е (0)} { frac {1} {2}} left (| 0 rangle + (- 1) ^ {f (0) oplus f (1)} | 1 rangle right) (| 0 rangle - | 1 rangle).}

Мы игнорируем последний бит и глобальную фазу и поэтому имеем состояние

{ displaystyle { frac {1} { sqrt {2}}} (| 0 rangle + (- 1) ^ {f (0) oplus f (1)} | 1 rangle).}

Применяя преобразование Адамара к этому состоянию, мы имеем

{ Displaystyle { гидроразрыва {1} {2}} (| 0 rangle + | 1 rangle + (- 1) ^ {f (0) oplus f (1)} | 0 rangle - (- 1) ^ {е (0) oplus f (1)} | 1 rangle)}

{ displaystyle = { frac {1} {2}} ((1 + (- 1) ^ {f (0) oplus f (1)}) | 0 rangle + (1 - (- 1) ^ { f (0) oplus f (1)}) | 1 rangle).}

${ Displaystyle f (0) oplus f (1) = 0}$ тогда и только тогда, когда мы измеряем нуль и ${ Displaystyle f (0) oplus f (1) = 1}$ тогда и только тогда, когда мы измеряем единицу. Итак, мы с уверенностью знаем, ${ displaystyle f (x)}$ постоянный или сбалансированный.

Смотрите также

Алгоритм Бернштейна – Вазирани

внешняя ссылка

Лекция Дойча об алгоритме Дойча-Йозса

[DJ92-1] Дэвид Дойч & Ричард Джозса (1992). «Быстрое решение задач квантовыми вычислениями». Труды Лондонского королевского общества A. 439 (1907): 553–558. Bibcode:1992RSPSA.439..553D. CiteSeerX 10.1.1.655.5997. Дои:10.1098 / rspa.1992.0167.

[CEMM98-2] а ^б ^c Р. Клив; А. Экерт; К. Маккиавелло; М. Моска (1998). «Возвращение к квантовым алгоритмам». Труды Лондонского королевского общества A. 454 (1969): 339–354. arXiv:Quant-ph / 9708016. Bibcode:1998RSPSA.454..339C. Дои:10.1098 / rspa.1998.0164.

[3] Саймон, Дэниел (ноябрь 1994 г.). «О силе квантовых вычислений». 94 Материалы 35-го ежегодного симпозиума по основам компьютерных наук: 116–123.

[4] "Уверенность от неопределенности". Архивировано из оригинал на 2011-04-06. Получено 2011-02-13.^{[ненадежный источник?]}

[Johansson2017-5] Johansson, N .; Ларссон, Дж. (2017). «Эффективное классическое моделирование алгоритмов Дойча – Йозсы и Саймона». Quantum Inf Process (2017). 16 (9): 233. arXiv:1508.05027. Дои:10.1007 / s11128-017-1679-7.

[Deu85-6] Дэвид Дойч (1985). «Квантовая теория, принцип Черча-Тьюринга и универсальный квантовый компьютер» (PDF). Труды Лондонского королевского общества A. 400 (1818): 97–117. Bibcode:1985RSPSA.400 ... 97D. CiteSeerX 10.1.1.41.2382. Дои:10.1098 / RSPA.1985.0070.^{[постоянная мертвая ссылка]}

[1]

[2]

[3]

[4]

[5]

[6]

Navigation