Дж. Прескилл - Квантовая информация и квантовые вычисления. Тома 1-2, страница 7
Описание файла
PDF-файл из архива "Дж. Прескилл - Квантовая информация и квантовые вычисления. Тома 1-2", который расположен в категории "". Всё это находится в предмете "квантовые вычисления" из 7 семестр, которые можно найти в файловом архиве МГУ им. Ломоносова. Не смотря на прямую связь этого архива с МГУ им. Ломоносова, его также можно найти и в других разделах. .
Просмотр PDF-файла онлайн
Текст 7 страницы из PDF
Двойноеинвертирование может произойти в трех разных случаях, таким образом,его вероятность равна Зр 2 (1 - р), в то время как веJЮятность тройногоинвертирования равна р 3 . Тогда в целом вероятность того~ что 110дсчет простого большинства tютерпит неудачу, равна Зр 2 (! - р) р 3 ·~ Зр' - Zp'- Но+нриили( 1.21)КО;J увеличивает достоверность информации.Мы можем еще больше увс:шчить достоверность, испо;Iьзуя более)L.1ИННЫЙ код.
Один такой код (хотя и далеко не самый зффективный)-ГЛАВА341код повторения N -битов. Согласно центральной предельной теореме, nриN ~ оо распределение верояnюстей д.t"""IЯ среЮiеГО значения бита стремитсяк гауссавекому с шириной 1/-./N. Если Р = ~ + Е: - верояmость того, чтокаждый бит имеет истинное значение, rогда вероятность ТОI'О, что подсчетпростого большинства потерпит неудачу (для большогоN),определяетсяхвостом распределения Гаусса и равнаperrar ~ еТаким образом, для moбoro Е>-NE 2(1.22)О, вводя доста·rочное количество вспомогательных битов, можно достичь сколь угодно высокой надежности. Всев порядке будет даже при Е:<О, если учитывать, что в этом случае большипстно голосов отдается ошибочному результату.
Лишь nри Р = ~ зтасхема не обоснована, ибо тоrда блок из N битов будет случайным и небудет содерж~пъ никакой информации.В 1950-х гг. Джон Фон Неймаи показал, что клеенческий компьютерс шумящими злементами может надежно работюъ, используя достаточноекшшчество вспомогательных битов. Он обратнА внимание на то, что принеобходимости каждую логическую операцию можно выполнить мноrокраmо и получить мажоритарный результат. (Фон Нейману быно особенноинтересно, почему его мозг так хорошо функционировал.
несмотря на ненацежпость нейронов. Думаю. что ему бьmо прияnю найти объяснение своейсообразительности).Но теперь мы хотим использовать коррекцию ошибок для того, чтобысохраюпъ работоспособность квантового компьютера. Нетрудно видетьсвязанные с зтим трудности:1.Фазовые ошибки. Квантовая информация более подвержена ошибкам.В дополнение к ошибкам инвертирования битовIO)11)~~11),JO)(1.23)в ней также могут появляться и фазовые ошибки:IO) ~ IO),Jl)--> -11).(1.24)Фазовая ошибка влечет за собой серьезные последствия, потому чтоона иревращает состояние ~ [IO)+ 11)] в ортогона.оьное ему состоя-ние ~ [JO) - 11)]. Однако классическое КОJщрование не обеспечиваетзащиты от фазовых ошибок.1.8. КВАНТОВЫЕ КОДЫ, КОРРЕКТИРУЮЩИЕ ОШИБКИ2.35Малые ошибки.
Как уже отмечалось, квантовая информация непрерьшна. Если кубит находится в состоянииaiO)+ bll),(1.25)то опшбка может изменить а и Ь на величину nорядка Е. Со временем эти малые ошибки могут накашшваться. Классические же методыпредназначены для исправлеirия больших ошибок (ошибок инвертирования биюв).3. Измерение -roпричина возмущения. Согпасно схеме подсчета пpocroбо.Jьшинства голосов, для обнаружения и исправления ощибок нужно было измерять би'IЪI н коде. Однако нельзя измерять кубиты, невозмущая зако11ированную в них·ипформапию.4. Невозможиосп.
кдоuнроваиня.При классическом кодировании информация защищалась путем создания ее дополнительных коnий. Однакоизвестно, что квшповую информацию нслия воспроизвести с абсолютной то'[mостью.1.8.Квантовые коды, корректирующие ошибкиНесмотря на эти трудности, оказывается, что квантовая коррекцияошибок действительно возможна. Первый пример квантового кода, исправ.1яюшсго ошибки, был построен оКОJЮ двух ;тет назад (утадайте, кем') Питером Шором.
Это открытие привепо к возникновению новой, удивительнобыстро развившсйся, 1\ИСциrшины·-теории квантовых кодов коррекцииошибок. Мы рассмотрим ее позже в этом курсе.По-видимому, проше всего понять принцип работы квантовой коррекции ошибок~ рассматривая оригинадьный код Шора.
Это наиболее простоеквантовое обобщение классического трсхбитово1'0 кода повторения.Давайте еще раз рассмотрим этот трехбитовый код, но на этот раз учитывая требование, что в случае с квантовым кодом мы 11:олжны быть в состоянии исправлять ошибки без измерения какой бы то ни было закодированпой информации.Предположим, что мы кодируем один кубит тремя кубитами:IO) -> IO)11) _, 11)се=IOOO),1111),(1.26);~рутими словами, мы кодируем супернозициюaiO) +Ьil) _, a.IO) +Ьii)=aiOOO) t- ЬIШ).(1.27)ГЛАВА 136Мы хотели бы суметь иснравить ошибку инвертирования бита, не разрушаяэту суперпозицию.Конечно, нельзя измерять значение одного кубита.
Если я измери.1 первый кубит и получил результат /0), то это :шачит, ~по я приi'Отовил состояние 10) для всех трех кубиmв, и мы потершти квантовую информющю,закодированную в I<Оэффициентах а и Ь.Но нет никакой необходимости ограничиваться измерением одного кубита. Я мог бы также выполнить кош1ективное измерение на двух кубитахсразу, и этого достаточно д.-ш диагностики ошибки инвертирования бита.Для трехкубитового состояния [х, у,кубитолыс наблюдаемые у в7модупю два). Как дляz)я мог бы измерить, скажем, двухилн х @z[x,y,z) = [000},z(гдеEDтак и дляобозначает сложение по[x,y,z) = [111}результат бын бы равен нулю, но если какой-нибудь бит инвертируется, тогда покрайней мере одна И:3 этих величин будет равна е~~~нiшце.
Фtlктически, еслиинвертируется один бит, то два бита(у El)z,xв7z)(1.28)неносрсJ1СТВенно опре11еляют в двоичной записи позицию(1, 2илн3)инвертированного бита. Эти два бита составляют синдром, ;щагностирующийпоявившуюся ошибку.Например, еспи инвертиронался первый битafOOO} + bflll} ---> af100}тогда измерение (у Е9z, хЕЕ;+ bf011},дает результатz)(0, 1},(1.29)информирующий насо необходимости инвертировать первый бит; зто действительно исправляетошибку.Конечно, вместо (большой ошибки) инвертирования бита, возможнамалая ошибка:[000)---> [000}[Ш}+ фОО},___, [lll}- с[011}.(J .30)Но даже в этом случае вышеописанная продедура будет прекрасно работать. Измеряя (у ЕРz,x 6 z).мы восстанавливаем собственное состояние этой наблюдаемой.
В большинстве случаев (с вероятностью 1 - IE/ 2 )мы получаем результат (0, О) и проецируем понрсж;tснпое состояние наисходное, исправляя таким образом ошибку. Иногда (с верон·шостью [с [2 )мы получаем результат (0, 1) и проецируем сосшяние на уравнение (1.29).Но то1 да синл;ром прика:~ывает нам инвертировать первый бит, что носстанавшшаст исходное состояние.
Аналогично, если амrumтуда вероятностиинвертирования каждого из трех кубитов имеет порядок .с, тОIJЩ измерение синдрома с вероятностью порядка IE-J2 спроеuирует состояние на то,371.8. KRAJITORЫE КОДЫ, КОРРЕКТИРУЮЩИЕ ОШИБКИв котором один из трех битов инвертирован, а синдром укажеткакой-ИЗ НИХ.Итак, мы преодолели три из четырех ранее упомянутых трудностей.Мы ВИI\ИМ, что без ущерба для информании можно вытюинить диагностирующее ошибку измерение [ответ на пункт(3)].Квантовое измерение может проецировать состояние с малой ошибкой на сосrояние без ошибкиили на состояние с большой дискреп~ой ошибJrой, способ исправленияторой нам известен [ответ на пункт(2)].Что касается пут1кта(4),IQ)·то этапроблема вообще не возникла, поскольку состояние aiO) ! bii) получено неюонированисм - оно не совпадает с ( aiO) -! Ьll) )'; то есть не образованотремя копиями незакодированного с_остояния.Остается rолъко одна проблема:(1)фюовые ошибки.
Наш код пока необеспечивает никакой защиты от них. ЕсJШ в любом одном из трех кубитоввозникнет фазовая ошибка, тогда наше закодированное состояние aiO)преобразуетсJ! вaliJ)- ЬII)1 Ьii)и закодированная квантовая информация разрушится. В действите.1ьности исподьзованис кода троекрапюго повторениявтрое упсJIНчивает часто1у возниюювения фазовых ошибок. Но, располагаяметодами, преодолевшими проблемымы можем с уверенностью(2)-(4),по;rойти и к первой проблеме.
Введя вспомогательные (дополнительные)биты, мы заш.итились от ошибок инвертирования битов. Это подсказываеткак защитип,ся от фазовых ошибок с помощью кодирования вспомогательных (дополните.тыrых) фаз.Стедуя Шару, :.акодируем один кубит девятьюIO) ~ JO) ~ ,1 , (IOOO) ~ IJll))(looo)2 111)IO)и~ II)II)=2~2 (IOOO)+ IJ!l))(looo) + IШ)),(1.31)-1111))(1000) -1111))(1000) -1111))состоят из трех кластеров, в каждом нз которых по три кубита, причем каждый кластер приготовлен в оююм и том же квантовом состоянии.Каждый из кластеров имеет три вспомогательных бита, поэтому мы можемисправить инвертирование одного бита в mобом кластере описанным вышеметодом.Ilредположим, что в одном из кластеров происходит обращение фа:ш.Ошибка изменяет относительный знакIOOO)и1111)в этом юшстере так,чтоIOOO) 1-1111) ~ IOOO)IOOO) -1!11)-+ IOOO)-IШ),~1111)(1.32)ГЛАВА 138Это значит, что относительная фаза поврежденного кластера отличается отфаз двух других кластеров.