Дж. Прескилл - Квантовая информация и квантовые вычисления. Тома 1-2, страница 96
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 96 страницы из PDF
Пусть$-супероператор, действующий на операторы плотности в гильбертоном пространстве Н. Будем рассматривать супероператоры$,действующие независимо в каждой копии 1{,содержащейся в п-кратном тензорном произведениинСп) = 1i 0 ... 01i.(7.242)Мы бы хотели выбрать такое кодовое подпространство 1{~~1е пространства 1{(n), чтобы содержащаяся в 1{~~1е квантовая информация подвергалась действию супероператора(7.243)и, тем не менее, могла быть декодирована с высокой точностью воспроизведения.Скорость воспроизведения кода определяется как'l..J(n)l og 1 Lcode.- logH(n) 'R-(7.244)это количество кубитов, предназначенных для переноса одного кубитазакодированной информации.
Пропускная способность квантового каналаQ($)супероператора$представляет собой максимум асимптотическойскорости воспроизведения, при которой квантовую информацию можно послать по каналу со сколь угодно высокой точностью воспроизведения. Другими словами,Q($)является таким наибольшим числом, что для любогоR < Q($) и любого Е > О существует такой код 1{~~1е со скоростью воспроизведения, по крайней мере равной R, что для любого I'Ф) Е 1{~~1е состояние р, восстановленное после того, как I'Ф) подвергалось действию $Сп),имеет точность воспроизведенияF = ('ФIРI'Ф)Таким образом,Q($)> 1 -Е.(7.245)представляет собой квантовую версию определенной IПенноном пропускной способности классического канала с шумом.
Как мы уже видели в пятой главе, это не единственный вид пропускной способности, которую можно связать с квантовым каналом. Также большой интерес представляет С($) -максимальная скорость, с которой классическую информацию можно передавать по квантовому каналу7.16.87ПРОПУСКНАЯ СПОСОБНОСТЬ КВАНТОВОГО КАНАЛАсо сколь угодно малой вероятностью ошибки. Формальный ответ на этотвопрос был сформулирован в разделе5.4,но только для ограниченногокласса возможных схем кодирования; общий ответ до сих пор неизвестен.Пропускная способность квантового канала Q($) даже еще менее понятна, чем классическая пропускная способность С($) квантового канала.
Отметим, что Q($) и максимальная асимптотическая скорость воспроизведения k/n, которая может быть достигнута хорошими [[п, k, d]] КККО с положительным djn, суть не одно и то же. В случае пропускной способностиквантового канала мы не должны требовать, чтобы код корректировал любое возможное распределениеpnошибок, при условии, что ошибки, которые невозможно исправить, становятся в высшей степени атипичными прибольшомn.Здесь мы в основном ограничимся обсуждением двух интересных примеров квантовых каналов, действующих на одиночный кубитстирающего канала (для которого точное значениезующего канала (для которогоQ- квантовогоQ известно) и деполярине известна до сих пор, но для нее можноустановить полезные верхнюю и нижнюю границы).Что это за каналы? В случае квантового стирающего канала, переданный кубит либо приходит неповрежденным, либо (с вероятностью р) теряется и его никогда не получают.
Мы можем найти унитарное представлениеэтого канала, погружая кубит в трехмерное гильбертоно пространство с ортонормированным базисом{\0), \1), \2) }. Канал действуетсогласно правилуJO) ® jo)E _" Jl=Pio) ®!О) Е+ y'pj2) ® J1)E,\1) ®\О) Егде { О) Е, \1) Е, \2) Е}1-->Jl=Pi1) ®!О) Е+ ур\2) ® J2)E,(7.246)взаимно ортогональные состояния окружения. Получатель может измерить наблюдаемую\2)(2\,чтобы определить, осталсяликубит неповрежденным или был «стерт».Деполяризующий канал (с вероятностью ошибки р) детально обеуждался в разделе3.4.1.Мы видим, что при р ~3/4судьбу переданного поканалу кубита можно описать следующим образом: с вероятностью(гдеq=4р/3) кубит доходит неповрежденным, а с вероятностью1- qq- разрушается; в последнем случае его состояние описывается случайной мат-рицей плотности! 1.И стирающий, и деполяризующий каналы разрушают кубит с определенной вероятностью.
Их главное различие состоит в том, что в случаестирающего канала получатель знает, какие кубиты были разрушены; в случае деполяризующего канала поврежденные кубиты не несут никаких способствующих восстановлению отличительных признаков. Конечно, в обоих88ГЛАВА7случаях, отправитель не может заранее знать, какие кубиты будут уничтожены.7.16.1.Стирающий каналПропускную способность квантового стирающего канала можно точно определить. Сначала мы установим верхнюю границу дляQ,а затемпокажем, что существуют коды, достигающие высокой точности воспроизведения и сколь угодно близкой к верхней границе скорости воспроизведения.
На первом этапе вывода верхней границы пропускной способностипокажем, чтоQ =Опри р> 1/2.Стирающий канал может быть реализован, если Алиса посылает кубитБобу, а третья сторона в лице Чарли решает случайным образом, украстькубит (с вероятностью р) или позволить кубиту дойти до Боба неповрежденным (с вероятностью 1-р). Если Алиса посылает большое количествокубитов n, то примерно (1- p)n кубитов доходят до Боба, а pn- перехватываются Чарли. Следовательно, при р > 1/2 Чарли обладает большим количеством кубитов, чем Боб, и если Боб может восстановить закодированную Алисой квантовую информацию, то вне всякоrо сомнения это можетсделать и Чарли. Следовательно, еслиQ(p) >О при р> 1/2,Боб и Чарли могут клонировать отправленные Алисой неизвестные закодированныеквантовые состояния, что невозможно.
(Строго говоря, они могут клонироF = 1 -Е, для любого Е > 0.) Такимобразом, при р > 1/2 пропускпая способность квантового канала Q(p) =О.Чтобы найти границу для Q(p) в случае р < 1/2, мы обратимся к слевать с точностью воспроизведениядующей лемме. Предположим, Алиса и Боб связаны посредством идеального канала и канала с шумом с пропускной способностьюQ>О.
Допустимтакже, что Алиса посылает т кубитов по идеальному каналу ипо каналу с шумом. Тогда количество закодированных кубитовnr,кубитовкоторыеБоб может восстановить со сколь угодно высокой точностью воспроизведения, должно удовлетворять неравенствуr~ т+Qn.(7.247)Мы получим его, заметив, что Алиса и Боб могут имитировать т отправленных по идеальному каналу кубитов, посылая т/Q кубитов по каналус шумом и таким образом достигая скорости воспроизведенияR=rт/Q+n(7.248)7.16.Если быrПРОПУСКИЛЯ СПОСОБНОСТЬ КВАНТОВОГО КАНАЛАпревысило т+ Qn, эта скорость Rспособность канала с шумомливо неравенствоQ,89превысила бы пропускнуючто невозможно.
Следовательно, справед(7.247).Теперь рассмотрим стирающий канал с вероятностью ошибки р 1и предположим, чтоQ(p2 ) неравенствомQ(p 1 ) >О. Тогда для р 2 ~ р 1 мы можем ограничить(7.249)(Другими словами, если мы строим график Q(p) на плоскости (р, Q) и проводим секущую линию из любой точки (р 1 , Q1 ) до точки (рО, Q1),то в интервале О ~ р ~ р 1 кривая Q(p) не может лежать выше секущей;=еслиQ(p)=дважды дифференцируема, то ее вторая производпая не можетбыть отрицательной.) Чтобы получить эту границу, представим, что Алисапосылает Бобу n кубитов, заранее зная, какие n(1- p 2 jp 1 ) из них прибудутнеповрежденными. Оставшиеся n(p 2 jp 1 ) кубитов стираются с вероятностью р 1 . Следовательно, Алиса и Боб используют как идеальный канал,так и канал с шумом с вероятностью стирания р 1 ; неравенствоно, а скорость воспроизведенияR,(7.247)веркоторой они могут достичь, ограниченанеравенствомР2R ~ 1 - PlС другой стороны, при большиха(1- p 2 )nP2Q( )+ PlPl .(7.250)n стирается всего около пр 2 кубитов,кубитов доходят неповрежденными.
Таким образом, Алисаи Боб имеют стирающий канал с вероятностью стирания р 2 , но с тем дополнительным преимуществом, чтоони заранее знают, что некоторые изотправленных Алисой кубитов неуязвимы для стирания. Располагая этойинформацией, они оказываются в менее затруднительном положении, чембез нее; отсюда следует(7.249).Эта же граница применимаи для деполяризующего канала.Теперь результат Q(p) =О при р > 1/2 можно скомбинировать с неравенством (7.249). Мы делаем вывод, что кривая Q(p) не может находитьсявыше прямой линии, соединяющей точки (p=O,Q=1) и (p=1/2,Q=0),илиQ(p)~1- 2р,(7.251)Действительно, существуют стабилизирующие коды, которые фактически достигают скорости воспроизведения1-2р при О ~ р ~1/2.Этоможно увидеть, позаимствовав идею Клода Шеинона и усреднив по случайным стабилизирующим кодам.
Представим выбор (подряд) всехn - kГЛАВА907генераторов стабилизатора. Каждый выбирается среди4nоператоров Паули, имеющих одинаковую априорную вероятность, за исключением того,что каждый новый генератор должен коммутировать со всеми выбраннымив предыдущих раундах генераторами.Теперь Алиса использует этот стабилизирующий код, чтобы закодировать Произвольное квантовое состояние в 2k-мерном кодовом подпространстве, и посылает Бобуnкубитов по стирающему каналу с вероятностьюстирания р.