Формализм стабилизатора с помощью сцепления - Entanglement-assisted stabilizer formalism - Wikipedia

В теории квантовая связь, то формализм стабилизатора с помощью сцепления - это метод защиты квантовой информации с помощью запутанности, разделяемой отправителем и получателем, перед передачей квантовых данных по квантовому каналу связи. Он расширяет стандарт формализм стабилизатора включив общая запутанность (Брун и другие. Преимущество кодов-стабилизаторов, использующих сцепленность, состоит в том, что отправитель может использовать исправляющие ошибки свойства произвольного набора кодов. Операторы Паули. Отправителя Операторы Паули не обязательно формироватьАбелев подгруппа из Группа Паули ${\displaystyle \Pi ^{n}}$ над ${\displaystyle n}$ кубиты. Отправитель может разумно использовать свои общиеebits так что глобальный стабилизатор абелев и, таким образом, образует действительныйквантовый код исправления ошибок.

Определение

Мы рассматриваем построение кода с использованием сцепленности (Brun и другие. 2006). Предположим, что существует неабелевский подгруппа ${\displaystyle {\mathcal {S}}\subset \Pi ^{n}}$ размера ${\displaystyle n-k=2c+s}$.Применение основной теоремы симплектическая геометрия (Лемма 1 в первой внешней ссылке) утверждает, что существует минимальный набор независимых образующих${\displaystyle \left\{{\bar {Z}}_{1},\ldots ,{\bar {Z}}_{s+c},{\bar {X}}_{s+1},\ldots ,{\bar {X}}_{s+c}\right\}}$за ${\displaystyle {\mathcal {S}}}$ со следующими коммутация связи:

${\displaystyle \left[{\bar {Z}}_{i},{\bar {Z}}_{j}\right]=0\ \ \ \ \ \forall i,j,}$

${\displaystyle \left[{\bar {X}}_{i},{\bar {X}}_{j}\right]=0\ \ \ \ \ \forall i,j,}$

${\displaystyle \left[{\bar {X}}_{i},{\bar {Z}}_{j}\right]=0\ \ \ \ \ \forall i\neq j,}$

${\displaystyle \left\{{\bar {X}}_{i},{\bar {Z}}_{i}\right\}=0\ \ \ \ \ \forall i.}$

Разложение ${\displaystyle {\mathcal {S}}}$ в указанную выше минимальную генераторную установку определяет, что код требует ${\displaystyle s}$ вспомогательные кубиты и ${\displaystyle c}$ ebits. Код требует ebit для каждого антикоммутация пары в минимальном наборе образующих. Простая причина этого требования состоит в том, что ebit это одновременный${\displaystyle +1}$-собственное состояние из Операторы Паули ${\displaystyle \left\{XX,ZZ\right\}}$. Второй кубит в ebit преобразует антикоммутация пара ${\displaystyle \left\{X,Z\right\}}$ впоездка на работу пара ${\displaystyle \left\{XX,ZZ\right\}}$. Приведенное выше разложение также минимизирует количество ebits требуется для кода --- это оптимальная декомпозиция.

Мы можем разделить неабелева группа ${\displaystyle {\mathcal {S}}}$ на два подгруппы: изотропная подгруппа ${\displaystyle {\mathcal {S}}_{I}}$ и подгруппа запутанности${\displaystyle {\mathcal {S}}_{E}}$. Изотропная подгруппа ${\displaystyle {\mathcal {S}}_{I}}$ является коммутирующей подгруппой ${\displaystyle {\mathcal {S}}}$ и, таким образом, соответствует вспомогательным кубитам:

${\displaystyle {\mathcal {S}}_{I}=\left\{{\bar {Z}}_{1},\ldots ,{\bar {Z}}_{s}\right\}}$.

Элементы подгруппы сцепленности ${\displaystyle {\mathcal {S}}_{E}}$ приходят в пары и, таким образом, соответствуют ebits:

${\displaystyle {\mathcal {S}}_{E}=\left\{{\bar {Z}}_{s+1},\ldots ,{\bar {Z}}_{s+c},{\bar {X}}_{s+1},\ldots ,{\bar {X}}_{s+c}\right\}}$.

Условия исправления ошибок кода стабилизатора с помощью сцепления

Две подгруппы ${\displaystyle {\mathcal {S}}_{I}}$ и ${\displaystyle {\mathcal {S}}_{E}}$ играют роль в условиях исправления ошибок для формализма стабилизатора с помощью сцепления. Код, поддерживающий сцепленность, исправляет ошибки в наборе${\displaystyle {\mathcal {E}}\subset \Pi ^{n}}$ если для всех ${\displaystyle E_{1},E_{2}\in {\mathcal {E}}}$,

${\displaystyle E_{1}^{\dagger }E_{2}\in {\mathcal {S}}_{I}\cup \left(\Pi ^{n}-{\mathcal {Z}}\left(\left\langle {\mathcal {S}}_{I},{\mathcal {S}}_{E}\right\rangle \right)\right).}$

Операция

Код, поддерживающий сцепленность, работает следующим образом. Отправитель выполняет унитарное кодирование своих незащищенных кубитов, вспомогательных кубитов и своей половины ebits. Незашифрованное состояние - это одновременный + 1-собственное состояние из следующих Операторы Паули:

${\displaystyle \left\{Z_{1},\ldots ,Z_{s},Z_{s+1}|Z_{1},\ldots ,Z_{s+c}|Z_{c},X_{s+1}|X_{1},\ldots ,X_{s+c}|X_{c}\right\}.}$

В Операторы Паули справа от вертикальных полосок указывают половину общего ebits. Унитарное кодирование преобразует некодированное Операторы Паули к следующему закодированному Операторы Паули:

${\displaystyle \left\{{\bar {Z}}_{1},\ldots ,{\bar {Z}}_{s},{\bar {Z}}_{s+1}|Z_{1},\ldots ,{\bar {Z}}_{s+c}|Z_{c},{\bar {X}}_{s+1}|X_{1},\ldots ,{\bar {X}}_{s+c}|X_{c}\right\}.}$

Отправитель передает все ее кубиты над шумным квантовый канал. Приемник тогда получает переданные кубиты и его половину ebits. Hemeasures вышеуказанные закодированные операторы для диагностики ошибки. Последний шаг - исправить ошибку.

Скорость кода с поддержкой запутанности

Мы можем интерпретировать скорость кода с помощью запутанности тремя разными способами (Wilde and Brun 2007b). Предположим, что квантовый код с помощью запутанности кодирует ${\displaystyle k}$ информационные кубиты в ${\displaystyle n}$ физические кубиты с помощью ${\displaystyle c}$ ебиты.

• В запутанный rate предполагает, что запутанность, разделяемая отправителем и получателем, свободна. Bennett et al. сделать это предположение при выводе способность с помощью запутывания квантового канала отправки квантовой информации. Скорость с помощью запутывания равна ${\displaystyle k/n}$ для кода с указанными выше параметрами.
• В компромисс rate предполагает, что запутывание не является свободным, и пара скоростей определяет производительность. Первое число в паре - это количество бесшумных кубитов, сгенерированных при использовании канала, а второе число в паре - это количество электронных битов, потребляемых при использовании канала. Курсовая пара ${\displaystyle \left(k/n,c/n\right)}$ для кода с указанными выше параметрами. Теоретики квантовой информации вычислили асимптотические кривые компромисса, которые ограничивают область скоростей, в которой находятся достижимые пары скоростей. Конструкция квантово-блочного кода с помощью сцепленности минимизирует число ${\displaystyle c}$ ebits при фиксированном количестве ${\displaystyle k}$ и ${\displaystyle n}$ соответствующих информационных кубитов и физических кубитов.
• В каталитическая скорость предполагает, что биты запутанности создаются за счет передаваемых кубитов. Бесшумный квантовый канал или закодированное использование шумного квантового канала - это два разных способа создания запутанности между отправителем и получателем. Каталитическая скорость ${\displaystyle \left[n,k;c\right]}$ код ${\displaystyle \left(k-c\right)/n}$.

Какая интерпретация наиболее разумна, зависит от контекста, в котором мы используем код. В любом случае параметры ${\displaystyle n}$, ${\displaystyle k}$, и ${\displaystyle c}$ в конечном итоге управляют производительностью, независимо от того, какое определение ставки мы используем для интерпретации этой производительности.

Пример кода с поддержкой запутывания

Мы представляем пример кода, поддерживающего сцепленность, который исправляет произвольную однокубитную ошибку (Brun и другие. 2006). Предположим, отправитель хочет использовать свойства квантовой коррекции ошибок следующей неабелевой подгруппы ${\displaystyle \Pi ^{4}}$:

${\displaystyle {\begin{array}{cccc}Z&X&Z&I\\Z&Z&I&Z\\X&Y&X&I\\X&X&I&X\end{array}}}$

Первые два генератора антикоммутируют. Мы получаем модифицированный третий генератор, умножая третий генератор на второй. Затем мы умножаем последний генератор на первый, второй и модифицированный третий генераторы. Свойства генераторов по исправлению ошибок остаются неизменными при этих операциях. Модифицированные генераторы следующие:

${\displaystyle {\begin{array}{cccccc}g_{1}&=&Z&X&Z&I\\g_{2}&=&Z&Z&I&Z\\g_{3}&=&Y&X&X&Z\\g_{4}&=&Z&Y&Y&X\end{array}}}$

Приведенный выше набор генераторов имеет коммутационные соотношения, заданные основной теоремой симплектической геометрии:

${\displaystyle \left\{g_{1},g_{2}\right\}=\left[g_{1},g_{3}\right]=\left[g_{1},g_{4}\right]=\left[g_{2},g_{3}\right]=\left[g_{2},g_{4}\right]=\left[g_{3},g_{4}\right]=0.}$

Приведенный выше набор генераторов унитарно эквивалентен следующим каноническим генераторам:

${\displaystyle {\begin{array}{cccc}X&I&I&I\\Z&I&I&I\\I&Z&I&I\\I&I&Z&I\end{array}}}$

Мы можем добавить один ebit, чтобы разрешить антикоммутативность первых двух генераторов и получить канонический стабилизатор:

${\displaystyle {\begin{array}{c}X\\Z\\I\\I\end{array}}\left\vert {\begin{array}{cccc}X&I&I&I\\Z&I&I&I\\I&Z&I&I\\I&I&Z&I\end{array}}\right.}$

Получатель Боб владеет кубитом слева, а отправитель Алиса - четырьмя кубитами справа. Следующее состояние является собственным состоянием вышеуказанного стабилизатора.

${\displaystyle \left\vert \Phi ^{+}\right\rangle ^{BA}\left\vert 00\right\rangle ^{A}\left\vert \psi \right\rangle ^{A}.}$

куда ${\displaystyle \left\vert \psi \right\rangle ^{A}}$ - кубит, который отправитель хочет закодировать. Унитарное кодирование затем поворачивает канонический стабилизатор к следующему набору глобально коммутирующих генераторов:

${\displaystyle {\begin{array}{c}X\\Z\\I\\I\end{array}}\left\vert {\begin{array}{cccc}Z&X&Z&I\\Z&Z&I&Z\\Y&X&X&Z\\Z&Y&Y&X\end{array}}\right.}$

Приемник измеряет вышеупомянутые генераторы после получения всех кубитов для обнаружения и исправления ошибок.

Алгоритм кодирования

Продолжим предыдущий пример. Мы подробно опишем алгоритм для определения схемы кодирования и оптимального количества ebit для кода с поддержкой сцепленности - этот алгоритм впервые появился в приложении к (Wilde and Brun 2007a), а затем в приложении к (Shaw и другие. 2008 г.). Операторы в приведенном выше примере имеют следующее представление в виде двоичной матрицы (см. код стабилизатора статья):

${\displaystyle H=\left[\left.{\begin{array}{cccc}1&0&1&0\\1&1&0&1\\0&1&0&0\\0&0&0&0\end{array}}\right\vert {\begin{array}{cccc}0&1&0&0\\0&0&0&0\\1&1&1&0\\1&1&0&1\end{array}}\right].}$

Назовите матрицу слева от вертикальной черты "${\displaystyle Z}$матрица "и матрица справа от вертикальной черты"${\displaystyle X}$ матрица ".

Алгоритм состоит из операций со строками и столбцами над указанной выше матрицей. Строковые операции не влияют на свойства кода, исправляющие ошибки, но имеют решающее значение для получения оптимального разложения из фундаментальной теоремы симплектической геометрии. Операции, доступные для управления столбцами вышеуказанной матрицы, являются операциями Клиффорда. Операции Клиффорда сохраняют группу Паули ${\displaystyle \Pi ^{n}}$ при спряжении. Вентиль CNOT, вентиль Адамара и фазовый вентиль генерируют группу Клиффорда. Вентиль CNOT из кубита. ${\displaystyle i}$ кубит ${\displaystyle j}$ добавляет столбец ${\displaystyle i}$ в колонку ${\displaystyle j}$ в${\displaystyle X}$ матрица и добавляет столбец ${\displaystyle j}$ в колонку ${\displaystyle i}$ в ${\displaystyle Z}$ матрица. Гейт Адамара на кубите ${\displaystyle i}$ столбец свопов ${\displaystyle i}$ в ${\displaystyle Z}$ матрица со столбцом ${\displaystyle i}$ в${\displaystyle X}$ матрица и наоборот. Фазовый вентиль на кубите ${\displaystyle i}$ добавляет столбец ${\displaystyle i}$ в${\displaystyle X}$ матрица в столбец ${\displaystyle i}$ в ${\displaystyle Z}$ матрица. Три шлюза CNOT реализуют операцию обмена акбитами. Влияние свопа на кубиты${\displaystyle i}$ и ${\displaystyle j}$ это поменять местами столбцы ${\displaystyle i}$ и ${\displaystyle j}$ в обоих ${\displaystyle X}$ и ${\displaystyle Z}$ матрица.

Алгоритм начинается с вычисления симплектического произведения между первой строкой и всеми остальными строками. Подчеркнем, что симплектическое произведение здесь является стандартным симплектическим произведением. Оставьте матрицу как есть, если первая строка не является полностью ортогональной ко второй строке или если первая строка является полностью ортогональной ко всем остальным строкам. В противном случае замените вторую строку первой доступной строкой, которая не является симплектически ортогональной первой строке. В нашем примере первая строка не является симплектически ортогональной второй, поэтому мы оставляем все строки такими, какие они есть.

Расположите первую строку так, чтобы верхняя левая запись в ${\displaystyle X}$ матрица едина. ACNOT, swap, Hadamard или комбинации этих операций могут достичь этого результата. В нашем примере мы можем получить этот результат, поменяв местами кубиты один и два.

${\displaystyle \left[\left.{\begin{array}{cccc}0&1&1&0\\1&1&0&1\\1&0&0&0\\0&0&0&0\end{array}}\right\vert {\begin{array}{cccc}1&0&0&0\\0&0&0&0\\1&1&1&0\\1&1&0&1\end{array}}\right].}$

Выполните CNOT, чтобы очистить записи в ${\displaystyle X}$ матрица в верхнем ряду справа от самой левой записи. В этом примере эти записи уже нулевые, поэтому ничего делать не нужно. Приступите к очистке записей в первой строке ${\displaystyle Z}$ матрица. Выполните фазовый вентиль, чтобы очистить крайнюю левую запись в первой строке ${\displaystyle Z}$ матрица, если она равна единице. В этом случае он равен нулю, поэтому нам не нужно ничего делать. Затем мы используем Адамара и CNOT, чтобы очистить другие элементы в первой строке таблицы. ${\displaystyle Z}$ матрица.

Проделаем указанные выше операции для нашего примера. Выполните Адамара для кубитов два и три. Матрица становится

${\displaystyle \left[\left.{\begin{array}{cccc}0&0&0&0\\1&0&0&1\\1&1&1&0\\0&1&0&0\end{array}}\right\vert {\begin{array}{cccc}1&1&1&0\\0&1&0&0\\1&0&0&0\\1&0&0&1\end{array}}\right].}$

Выполните CNOT с первого кубита на второй и с первого кубита на третий.

${\displaystyle \left[\left.{\begin{array}{cccc}0&0&0&0\\1&0&0&1\\1&1&1&0\\1&1&0&0\end{array}}\right\vert {\begin{array}{cccc}1&0&0&0\\0&1&0&0\\1&1&1&0\\1&1&1&1\end{array}}\right].}$

Первый ряд завершен. Теперь приступим к очистке записей во второй строке. Выполните метод Адамара на первом и четвертом кубитах. Матрица становится

${\displaystyle \left[\left.{\begin{array}{cccc}1&0&0&0\\0&0&0&0\\1&1&1&0\\1&1&0&1\end{array}}\right\vert {\begin{array}{cccc}0&0&0&0\\1&1&0&1\\1&1&1&0\\1&1&1&0\end{array}}\right].}$

Выполните CNOT с первого кубита на второй и с первого кубита на четвертый. Матрица принимает вид

${\displaystyle \left[\left.{\begin{array}{cccc}1&0&0&0\\0&0&0&0\\0&1&1&0\\1&1&0&1\end{array}}\right\vert {\begin{array}{cccc}0&0&0&0\\1&0&0&0\\1&0&1&1\\1&0&1&1\end{array}}\right].}$

Первые два ряда завершены. Им нужен один ebit, чтобы компенсировать их антикоммутативность или их неортогональность по отношению к симплектическому произведению.

Теперь мы выполняем "ортогонализацию по Граму-Шмидту" по отношению к симплектическому произведению. Добавляем первую строку к любой другой строке, которая имеет один крайний левый элемент в своем ${\displaystyle Z}$матрица. Добавьте строку два к любой другой строке, которая имеет одну в качестве крайней левой записи в своем${\displaystyle X}$ матрица. В нашем примере мы добавляем первую строку к четвертой и добавляем вторую строку к третьей и четвертой. Матрица становится

${\displaystyle \left[\left.{\begin{array}{cccc}1&0&0&0\\0&0&0&0\\0&1&1&0\\0&1&0&1\end{array}}\right\vert {\begin{array}{cccc}0&0&0&0\\1&0&0&0\\0&0&1&1\\0&0&1&1\end{array}}\right].}$

Первые две строки теперь симплектически ортогональны всем остальным строкам согласно основной теореме симплектической геометрии. Мы действуем по тому же алгоритму для следующих двух строк. Следующие две строки полностью ортогональны друг другу, поэтому мы можем работать с ними индивидуально. Выполните Адамара на кубите номер два. Матрица становится

${\displaystyle \left[\left.{\begin{array}{cccc}1&0&0&0\\0&0&0&0\\0&0&1&0\\0&0&0&1\end{array}}\right\vert {\begin{array}{cccc}0&0&0&0\\1&0&0&0\\0&1&1&1\\0&1&1&1\end{array}}\right].}$

Выполните CNOT от второго кубита к третьему кубиту и со второго кубита на четвертый. Матрица становится

${\displaystyle \left[\left.{\begin{array}{cccc}1&0&0&0\\0&0&0&0\\0&1&1&0\\0&1&0&1\end{array}}\right\vert {\begin{array}{cccc}0&0&0&0\\1&0&0&0\\0&1&0&0\\0&1&0&0\end{array}}\right].}$

Выполните фазовый вентиль на втором кубите:

${\displaystyle \left[\left.{\begin{array}{cccc}1&0&0&0\\0&0&0&0\\0&0&1&0\\0&0&0&1\end{array}}\right\vert {\begin{array}{cccc}0&0&0&0\\1&0&0&0\\0&1&0&0\\0&1&0&0\end{array}}\right].}$

Выполните Адамара на третьем кубите, а затем CNOT от второго кубита к третьему кубиту:

${\displaystyle \left[\left.{\begin{array}{cccc}1&0&0&0\\0&0&0&0\\0&0&0&0\\0&0&0&1\end{array}}\right\vert {\begin{array}{cccc}0&0&0&0\\1&0&0&0\\0&1&0&0\\0&1&1&0\end{array}}\right].}$

Добавьте строку три в строку четыре и выполните Адамара на кубите два:

${\displaystyle \left[\left.{\begin{array}{cccc}1&0&0&0\\0&0&0&0\\0&1&0&0\\0&0&0&1\end{array}}\right\vert {\begin{array}{cccc}0&0&0&0\\1&0&0&0\\0&0&0&0\\0&0&1&0\end{array}}\right].}$

Выполните Адамара на четвертом кубите, а затем выполните CNOT с третьего кубита на четвертый. Закончите, выполнив Адамар на кубите номер три:

${\displaystyle \left[\left.{\begin{array}{cccc}1&0&0&0\\0&0&0&0\\0&1&0&0\\0&0&1&0\end{array}}\right\vert {\begin{array}{cccc}0&0&0&0\\1&0&0&0\\0&0&0&0\\0&0&0&0\end{array}}\right].}$

Приведенная выше матрица теперь соответствует каноническим операторам Паули. Добавление одной половины ebit к стороне приемника дает канонический стабилизатор, одновременное + 1-собственное состояние которого является указанным выше состоянием. Вышеупомянутые операции в обратном порядке переводят канонический стабилизатор в кодированный стабилизатор.

Рекомендации

• Брун, Т.; Деветак, И .; Се, М.-Х. (2006-10-20). «Исправление квантовых ошибок запутыванием». Наука. Американская ассоциация развития науки (AAAS). 314 (5798): 436–439. arXiv:Quant-ph / 0610092. Дои:10.1126 / science.1131563. ISSN  0036-8075. PMID  17008489. S2CID  18106089.
• Мин-Сю Се. Теория кодирования с помощью запутывания. Кандидат наук. Диссертация, Университет Южной Калифорнии, август 2008 г. Доступно на https://arxiv.org/abs/0807.2080
• Марк М. Уайлд. Квантовое кодирование с запутанностью. Кандидат наук. Диссертация, Университет Южной Калифорнии, август 2008 г. Доступно на https://arxiv.org/abs/0806.4214
• Се, Мин-Сю; Деветак, Игорь; Брун, Тодд (2007-12-19). "Общие квантовые коды исправления ошибок с помощью сцепленности". Физический обзор A. 76 (6): 062313. arXiv:0708.2142. Дои:10.1103 / Physreva.76.062313. ISSN  1050-2947. S2CID  119155178.
• Кремский, Исаак; Се, Мин-Сю; Брун, Тодд А. (21 июля 2008 г.). «Классическое усовершенствование кодов с квантовым исправлением ошибок». Физический обзор A. 78 (1): 012341. arXiv:0802.2414. Дои:10.1103 / Physreva.78.012341. ISSN  1050-2947. S2CID  119252610.
• Уайльд, Марк М .; Брун, Тодд А. (19 июня 2008 г.). «Формулы оптимальной сцепленности для квантового кодирования с помощью сцепления». Физический обзор A. 77 (6): 064302. arXiv:0804.1404. Дои:10.1103 / Physreva.77.064302. ISSN  1050-2947. S2CID  118411793.
• Уайльд, Марк М .; Сериал, Хари; Брун, Тодд А. (2010). Сверточная дистилляция. IEEE. arXiv:0708.3699. Дои:10.1109 / isit.2010.5513666. ISBN  978-1-4244-7892-7.
• Уайльд, Марк М .; Брун, Тодд А. (30 апреля 2010 г.). «Квантовое сверточное кодирование с помощью запутывания». Физический обзор A. 81 (4): 042333. arXiv:0712.2223. Дои:10.1103 / Physreva.81.042333. ISSN  1050-2947. S2CID  8410654.
• Уайльд, Марк М .; Брун, Тодд А. (08.06.2010). «Квантовое сверточное кодирование с общей запутанностью: общая структура». Квантовая обработка информации. ООО "Спрингер Сайенс энд Бизнес Медиа". 9 (5): 509–540. arXiv:0807.3803. Дои:10.1007 / s11128-010-0179-9. ISSN  1570-0755. S2CID  18185704.
• Шоу, Билал; Уайльд, Марк М .; Орешков, Огнян; Кремский, Исаак; Лидар, Даниэль А. (18.07.2008). «Кодирование одного логического кубита в шесть физических кубитов». Физический обзор A. 78 (1): 012337. arXiv:0803.1495. Дои:10.1103 / Physreva.78.012337. ISSN  1050-2947. S2CID  40040752.