Дж. Прескилл - Квантовая информация и квантовые вычисления. Тома 1-2, страница 87
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 87 страницы из PDF
приложение)].Квантовый код Стина может исправить одно инвертирование битаи одно обращение фазы любого одного из семи кубитов в блоке. Но восстановление не удастся, если инвертирование бита или обращение фазыодновременно возникает в двух разных кубитах. Если е 1 и е 2 -личные строки единичного веса, то Н е 1+ Не 2две разпредставляет собой суммудвух различных столбцов матрицы Н и, следовательно, совпадает с одним из ее пяти остальных столбцов (все семь нетривиальных строк длины3выступают в качестве столбцов Н). Поэтому существует другая строкас единичным весом, такая, что Не 1+ Не 2 = Не 3 , или(7.95)таким образом, е 1+ е2 + е3является словом кода Хэмминга с весом3.Будем интерпретировать синдром Н е 3 как признак возникновения ошибкиvv-->-->vv+ е3+ е3 .и попытаемел восстановить информацию, применяя операциюТогда совокупным эффектом от двух ошибок инвертированиябитов и нашей неудачной попытки восстановления будет добавление к информации е 1+ е2 + е3(кодовое слово Хэмминга с нечетиым весом), чтоприведет к инвертированию закодированного кубитаIO) F+-->11) F·Аналогично, обращение двух фазовых множителей в базисе(7.96)Fэквивалентно инвертированию двух битов в базисе Р, что (после неудачиого восстановления) вызывает в закодированном кубитеIO) р+-->11) р,(7.97)407ГЛАВАили, что эквивариантно,-!б) F--t!б) р,ll)p--t-ll)p(7.98)обращение фазы закодированного кубита в базисеF.Восстановлениебудет успешным только в случае одновременного инвертирования одногобита и обращения одного фазового множителя (в одном или разных кубитах).Некоторые ограничения па параметры кода7 .8.Код Шора защищает один закодированный кубит от ошибки в любомодном из девяти кубитов блока, а код Стина уменьшает размер блока с девяти до семи.
Можно ли добиться лучших результатов?7.8.1.Квантовая граница ХэммингаЧтобы понять, насколько лучших результатов мы можем добиться, посмотрим, можно ли при данных значенияхдля расстояния d =2t + 1 квантовогоnиkкода [[п, k,найти какие-либо границыd]].На первых порах ограничим наше внимание невыро:ж:денны.ми кодами, сопоставляющими свойсиндром каждой возможной ошибке. Для данного кубита существуют тривозможные линейно независимые ошибки Х, У илибитов имеется ( ~) способов выбратьjZ.В блоке изnку-возмущенных ошибками кубитови три возможные ошибки для каждого из них; следовательно, общее количество возможных ошибок с весом, не превышающимN(t)=t,равно"tзJ (~)-(7.99)JJ=OЕсли закодировано k кубитов, то существует 2k линейно независимых кодовых слов.
Если все векторы Е алинейно независимы, где Е а - произвольная ошибка с весом, не превышающим t, а 13) - произвольный эле!3)мент базиса кодовых слов, то размерность2nгильбертона пространствакубнто в должна быть достаточно большой, чтобы вместитьnN (t) · 2k неза-висимых векторов; следовательно,N(t)=t зJ (~) :(j=OJ2n-k.(7.100)7.8.НЕКОТОРЫЕ ОГРАНИЧЕНИЯ НА ПАРАМЕТРЫ КОДА41Этот результат называется квантовой границей Хэмминга.
Аналогичнаяграница, но без множителя 3j, применяется к классическим блоковым кодам, поскольку в этом случае существует только один тип ошибки (инвертирование бита), который может повредить классический бит. Подчеркнемтакже, что квантовая граница Хэмминга применяма только в случае невырожденного кодирования, в то время как классическая граница Хэммингаприменяма в общем случае. Однако до сих пор не было создано ни одноговырожденнога квантового кода, нарушающего квантовую границу Хэмминга (по положению на январь1999года).В частном случае кода с одним закодированным кубитомправляющим одну ошибку(t = 1),(k = 1),исквантовая граница Хэмминга выглядиткак(7.101)n ~ 5.
Фактически при n = 5 это неравенство пе(1 + 15 = 16). Невырожденный квантовый код [[5, 1, 3]],что удовлетворяется приреходит в равенствоесли такой существует, является совершенным 1 • Необходимо все 32-мерноегильбертоно пространство пяти кубитов, чтобы вместить все возможныедействующие на кодовые слова однокубитовые ошибки-излишков пространства нет.7.8.2.Граница невозможности клонированияБыло бы удивительно, если бы существовал вырожденный кодn = 4,способный исправить одну ошибку. В действительности нетрудно увидеть,что существование такого кода невозможно.
Мы уже знаем, что корректирующийtпроизвольно расположенных ошибок код можно также использовать для коррекции2t ошибок в известных позициях. Предположим, что мы[[4, 1, 3]]. Тогда мы могли бы закодировать одинимеем некий квантовый кодкубит в 4-кубитовом блоке и разделить его на два субблока, подвакубитав каждом (см. рис. на с.42). При добавлении к каждому из этих субблоков/00) исходный блок порождает двух потомков с двумя локализованнымиошибками в каждом.
Если бы мы могли исправить две локализованныеошибки в каждом из этих потомков, то получили бы две идентичные копииисходного блока, то есть клонировали неизвестное квантовое состояние,что невозможно. Следовательно, квантовый кодким образом,n=5[[4, 1,.3]]невозможен. Тапредставляет собой минимальный размер блока квантового кода коррекции ошибок, независимо от того, вырожден он или нет.1По определению классический код называется совершенным, если он насыщает классическую границу Хэмминга. Классический совершенный код, исправляющийисправить все ошибки с весом, не превышающимс весом, большимt.t,tошибок, можетн не может исправить ни одной ошибкиЗдесь это понятие распространяется на квантовые коды.-Пр~.Uи.
ред.42ГЛАВА7Аналогичные рассуждения показывают, что код[[n, k~1, d]]возможентолько приn > 2(d- 1).7 .8.3.(7.102)Квантовая граница СинглтонаСейчас мы увидим, что результат(7 .1 02)можно усилить доn-k~2(d-1).Неравенство(7.103)(7.103)напоминает границу Синглтона для параметров классического кодаn-k~d-1(7.104)и поэтому называется «Квантовой границей Синглтона». Для классическоголинейного коданеравенство(7.104) почти тривиально: код может иметь расd - 1 столбцов матрицы контроля четностилинейно независимы.
Так как столбцы имеют длину n- k, то линейно независимыми могут быть не более чем n - k столбцов; следовательно, d- 1 неможет превосходить n- k. Классическая граница Синглтона справедливастояниеd,если только любыеи для нелинейных кодов.Можно найти изящное доказательство квантовой границы Синглтона,использующее субаддитивность рассмотренной в разделе5.2энтропии фонНеймана. Для начала определим k-кубитовое вспомогательное (служебное)пространство и построим чистое состояние, в котором векторы этого служебного пространства масимально запутаны с 2k кодовыми словами КККО(7.105)7.8.НЕКОТОРЫЕ ОГРАНИЧЕНИЯ НА ПАРАМЕТРЫ КОДА43где {ix) А} обозначает ортенормированный базис 2k-мерного служебногогильбертона пространстваk кубитов, а {lx)Q}- ортенормированный базис2k -мерного кодового подпространства. Вычисляя след по кодовому блоку Qдлины n, получим матрицу плотности служебных кубитов РА=~1, кото2рой соответствует энтропияS(A)= k = S(Q).Теперь, если код имеет расстояниеd,(7.106)то может быть исправленоd- 1локализованных ошибок, или, как мы уже видели, ни одна наблюдаемая, действующая наd- 1кубитов изn,не может открыть никакой информациио закодированном состоянии.
Или, что эквивалентно, наблюдаемая ничегоне может сказать о состоянии служебных кубитов, закодированном в состоянии IФ).Поскольку мы только что узнали, чтото мысленно разделим кодовый блокQn > 2(d- 1)(еслиk~1),на три непересекающиеся части:множество d- 1 кубитов Q~1}_ 1 , другое непересекающееся с предыдущиммножество d -1 кубитов Q~~ 1 и множество остальных кубитов Q~32 2 (d-l)·Если вычислить след по состояниям кубитов из Q( 2 ) и Q( 3 ), то полученнаяв результате матрица плотности не должна содержать никаких корреляциймежду Q(l) и служебными кубитами А.
Это означает, что энтропия системыAQ( 1 ) аддитивна(7.107)Аналогично,(7.108)Более того, в общем случае энтропия фон Неймана субаддитивна, так что+ S(Q(З)),~ S(Q(2)) + S(Q(ЗJ).S(Q(l)Q(З)) ~ S(Q(l))S(Q(2)Q(з))(7.109)Объединяя эти неравенства с предыдущими уравнениями, получим+ S(Q( 2)) ~ S(Q(l)) + S(QC 3 J),S(A) + S(QC 1 ))::::::; S(Q( 2)) + S(QC 3 J).S(A)(7.11 О)ГЛАВА 744Оба эти неравенства могут быть одновременно удовлетворены, если только(7 .111)Множество Q(з) имеет размерность n- 2( d -l ), и его энтропия ограниченасверху этой величиной, так чтоS(A)=k~n- 2(d- 1),(7.112)что и представляет собой квантовую границу Синглтона.Код[[5, 1, 3]] насыщает эту границу, но большинству кодов с другимиn и k до нее далеко.
Рейне получил более сильный результат,которому код [[n, k, 2t + 1]] при k):: 1 должен удовлетворять нера-значениямисогласновенствуt":::[n+1]"'6'(7.113)где [х] -«целая часть х», то есть наибольшее целое число, не превосходящее х.
Таким образом, минимальная длина кодаправитьt = 1, 2, 3, 4, 5 ошибок,равнаk = 1, который может исn = 5, 11, 17, 23, 29, соответственно.Коды со всеми этими параметрами фактически построены, за исключениемкода[[23, 1, 9]].7.9.Стабилизирующие коды7.9.1.Общая формулировкаМы сможем построить (невырожденный) квантовый код[[5, 1, 3]],нодля этого нам потребуется более мощная процедура построения квантовыхкодов, нежели процедура КШС.Как мы помним, чтобы установить критерий возможности исправления ошибок, оказалось весьма полезно разложить супероператор ошибокпо п-кубитовым операторам Паули.