Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна...
TRANSCRIPT
![Page 1: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/1.jpg)
Квантовые алгоритмы:возможности и ограничения.
Лекция 3: Сложность булевых функций в моделизапросов
М. Вялый
Вычислительный центрим. А.А.Дородницына
Российской Академии наук
Санкт-Петербург, 2011
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 1 / 30
![Page 2: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/2.jpg)
План
1 Определения и основные результаты
2 Квантовое вычисление дизъюнкции
3 Вероятностное вычисление дизъюнкции: нижняя оценка
4 Степень многочлена, приближающего булеву функцию
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 2 / 30
![Page 3: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/3.jpg)
Три вида запросов
Булева функция x 7→ f (x), x ∈ 0, 1n, f (x) ∈ 0, 1.
Классический запросПосылаем k , 1 6 k 6 n.Получаем xk .
Вероятностный запросПосылаем k , выбранное по некоторому вероятностному распределению(pk).Получаем xk .
Квантовый запросОператор Ox : |k , b〉 7→ |k , b ⊕ xk〉 (общий случай) или фазовый запросOx : |k〉 7→ (−1)xk |k〉.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 3 / 30
![Page 4: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/4.jpg)
Три вида запросов
Булева функция x 7→ f (x), x ∈ 0, 1n, f (x) ∈ 0, 1.
Классический запросПосылаем k , 1 6 k 6 n.Получаем xk .
Вероятностный запросПосылаем k , выбранное по некоторому вероятностному распределению(pk).Получаем xk .
Квантовый запросОператор Ox : |k , b〉 7→ |k , b ⊕ xk〉 (общий случай) или фазовый запросOx : |k〉 7→ (−1)xk |k〉.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 3 / 30
![Page 5: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/5.jpg)
Три вида запросов
Булева функция x 7→ f (x), x ∈ 0, 1n, f (x) ∈ 0, 1.
Классический запросПосылаем k , 1 6 k 6 n.Получаем xk .
Вероятностный запросПосылаем k , выбранное по некоторому вероятностному распределению(pk).Получаем xk .
Квантовый запросОператор Ox : |k , b〉 7→ |k , b ⊕ xk〉 (общий случай) или фазовый запросOx : |k〉 7→ (−1)xk |k〉.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 3 / 30
![Page 6: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/6.jpg)
Три вида запросов
Булева функция x 7→ f (x), x ∈ 0, 1n, f (x) ∈ 0, 1.
Классический запросПосылаем k , 1 6 k 6 n.Получаем xk .
Вероятностный запросПосылаем k , выбранное по некоторому вероятностному распределению(pk).Получаем xk .
Квантовый запросОператор Ox : |k , b〉 7→ |k , b ⊕ xk〉 (общий случай) или фазовый запросOx : |k〉 7→ (−1)xk |k〉.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 3 / 30
![Page 7: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/7.jpg)
Формулировка задачи
Задача(-и) вычисления булевой функции fДано: «Черный ящик», который выдает значения переменных изнекоторого набора (x1, . . . , xn).Найти: значение f (x).Сложность алгоритма: количество запросов.Вероятность ошибки: меньше 1/3.
ОпределенияD(f ) — минимальная сложность алгоритма вычисления f поклассическим запросам.R1/3(f ) — минимальная сложность алгоритма вычисления f повероятностным запросам.Q1/3(f ) — минимальная сложность алгоритма вычисления f поквантовым запросам.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 4 / 30
![Page 8: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/8.jpg)
Формулировка задачи
Задача(-и) вычисления булевой функции fДано: «Черный ящик», который выдает значения переменных изнекоторого набора (x1, . . . , xn).Найти: значение f (x).Сложность алгоритма: количество запросов.Вероятность ошибки: меньше 1/3.
ОпределенияD(f ) — минимальная сложность алгоритма вычисления f поклассическим запросам.R1/3(f ) — минимальная сложность алгоритма вычисления f повероятностным запросам.Q1/3(f ) — минимальная сложность алгоритма вычисления f поквантовым запросам.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 4 / 30
![Page 9: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/9.jpg)
Полиномиальная эквивалентность между сложностями
ТеоремаДля любой всюду определенной булевой функции f
Q1/3(f ) 6 R1/3(f ) 6 D(f ) = O(Q1/3(f )6
).
Наилучший известный разрывДля дизъюнкции OR = x1 ∨ x2 ∨ · · · ∨ xn выполняется
Q1/3(OR) = O(√
n); R1/3(OR) = Ω(n); D(OR) = n.
Открытая проблемаКакова точная величина разрыва между сложностями?
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 5 / 30
![Page 10: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/10.jpg)
Полиномиальная эквивалентность между сложностями
ТеоремаДля любой всюду определенной булевой функции f
Q1/3(f ) 6 R1/3(f ) 6 D(f ) = O(Q1/3(f )6
).
Наилучший известный разрывДля дизъюнкции OR = x1 ∨ x2 ∨ · · · ∨ xn выполняется
Q1/3(OR) = O(√
n); R1/3(OR) = Ω(n); D(OR) = n.
Открытая проблемаКакова точная величина разрыва между сложностями?
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 5 / 30
![Page 11: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/11.jpg)
Полиномиальная эквивалентность между сложностями
ТеоремаДля любой всюду определенной булевой функции f
Q1/3(f ) 6 R1/3(f ) 6 D(f ) = O(Q1/3(f )6
).
Наилучший известный разрывДля дизъюнкции OR = x1 ∨ x2 ∨ · · · ∨ xn выполняется
Q1/3(OR) = O(√
n); R1/3(OR) = Ω(n); D(OR) = n.
Открытая проблемаКакова точная величина разрыва между сложностями?
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 5 / 30
![Page 12: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/12.jpg)
Очевидные соотношения
Q1/3(f ) 6 R1/3(f ) 6 D(f )
Классический алгоритм — это вероятностный, который используеттолько детерминированные распределения (одна из вероятностейравна 1).Вероятностные и детерминированные запросы можно моделироватьквантовыми, как уже объяснялось.
D(OR) = nДизъюнкция от нулевого набора равна 0, а от остальных — 1. Еслисделать меньше n запросов противник даст нулевые ответы и затемобмануть алгоритм.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 6 / 30
![Page 13: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/13.jpg)
Очевидные соотношения
Q1/3(f ) 6 R1/3(f ) 6 D(f )
Классический алгоритм — это вероятностный, который используеттолько детерминированные распределения (одна из вероятностейравна 1).Вероятностные и детерминированные запросы можно моделироватьквантовыми, как уже объяснялось.
D(OR) = nДизъюнкция от нулевого набора равна 0, а от остальных — 1. Еслисделать меньше n запросов противник даст нулевые ответы и затемобмануть алгоритм.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 6 / 30
![Page 14: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/14.jpg)
План
1 Определения и основные результаты
2 Квантовое вычисление дизъюнкции
3 Вероятностное вычисление дизъюнкции: нижняя оценка
4 Степень многочлена, приближающего булеву функцию
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 7 / 30
![Page 15: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/15.jpg)
Квантовое вычисление дизъюнкции
Модификация алгоритма Гровера обеспечит вычисление дизъюнкцииза O(
√n) квантовых запросов.
Аналогично предыдущим случаям, попробуем фазовый запрос
Ox : |k〉 7→ (−1)xk |k〉.
Будем применять итерацию Гровера G = RψOx , начиная с вектора |ψ〉.Здесь, как и раньше
Rψ = 2|ψ〉〈ψ| − I .
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 8 / 30
![Page 16: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/16.jpg)
Квантовое вычисление дизъюнкции
Модификация алгоритма Гровера обеспечит вычисление дизъюнкцииза O(
√n) квантовых запросов.
Аналогично предыдущим случаям, попробуем фазовый запрос
Ox : |k〉 7→ (−1)xk |k〉.
Будем применять итерацию Гровера G = RψOx , начиная с вектора |ψ〉.Здесь, как и раньше
Rψ = 2|ψ〉〈ψ| − I .
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 8 / 30
![Page 17: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/17.jpg)
Квантовое вычисление дизъюнкции
Модификация алгоритма Гровера обеспечит вычисление дизъюнкцииза O(
√n) квантовых запросов.
Аналогично предыдущим случаям, попробуем фазовый запрос
Ox : |k〉 7→ (−1)xk |k〉.
Будем применять итерацию Гровера G = RψOx , начиная с вектора |ψ〉.Здесь, как и раньше
Rψ = 2|ψ〉〈ψ| − I .
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 8 / 30
![Page 18: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/18.jpg)
Инвариантное двумерное подпространство
G : C(|ψ〉, |ξ〉) → C(|ψ〉, |ξ〉)
|ξ〉 =1√h
∑k:xk=1
|k〉
Проверим:
|ψ〉 =1√n
∑k:xk=1
|k〉+1√n
∑k:xk=0
|k〉 =
=
√hn|ξ〉+
√n − h
n1√
n − h
∑k:xk=0
|k〉 =
√hn|ξ〉+
√n − h
n|η〉
Ox |ξ〉 = −|ξ〉Ox |η〉 = |η〉
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 9 / 30
![Page 19: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/19.jpg)
Инвариантное двумерное подпространство
G : C(|ψ〉, |ξ〉) → C(|ψ〉, |ξ〉)
|ξ〉 =1√h
∑k:xk=1
|k〉
Проверим:
|ψ〉 =1√n
∑k:xk=1
|k〉+1√n
∑k:xk=0
|k〉 =
=
√hn|ξ〉+
√n − h
n1√
n − h
∑k:xk=0
|k〉 =
√hn|ξ〉+
√n − h
n|η〉
Ox |ξ〉 = −|ξ〉Ox |η〉 = |η〉
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 9 / 30
![Page 20: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/20.jpg)
Инвариантное двумерное подпространство
G : C(|ψ〉, |ξ〉) → C(|ψ〉, |ξ〉)
|ξ〉 =1√h
∑k:xk=1
|k〉
Проверим:
|ψ〉 =1√n
∑k:xk=1
|k〉+1√n
∑k:xk=0
|k〉 =
=
√hn|ξ〉+
√n − h
n1√
n − h
∑k:xk=0
|k〉 =
√hn|ξ〉+
√n − h
n|η〉
Ox |ξ〉 = −|ξ〉Ox |η〉 = |η〉
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 9 / 30
![Page 21: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/21.jpg)
Инвариантное двумерное подпространство
G : C(|ψ〉, |ξ〉) → C(|ψ〉, |ξ〉)
|ξ〉 =1√h
∑k:xk=1
|k〉
Проверим:
|ψ〉 =1√n
∑k:xk=1
|k〉+1√n
∑k:xk=0
|k〉 =
=
√hn|ξ〉+
√n − h
n1√
n − h
∑k:xk=0
|k〉 =
√hn|ξ〉+
√n − h
n|η〉
Ox |ξ〉 = −|ξ〉Ox |η〉 = |η〉
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 9 / 30
![Page 22: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/22.jpg)
Инвариантное двумерное подпространство
G : C(|ψ〉, |ξ〉) → C(|ψ〉, |ξ〉)
|ξ〉 =1√h
∑k:xk=1
|k〉
Проверим:
|ψ〉 =1√n
∑k:xk=1
|k〉+1√n
∑k:xk=0
|k〉 =
=
√hn|ξ〉+
√n − h
n1√
n − h
∑k:xk=0
|k〉 =
√hn|ξ〉+
√n − h
n|η〉
Ox |ξ〉 = −|ξ〉Ox |η〉 = |η〉
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 9 / 30
![Page 23: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/23.jpg)
Инвариантное двумерное подпространство
G : C(|ψ〉, |ξ〉) → C(|ψ〉, |ξ〉)
|ξ〉 =1√h
∑k:xk=1
|k〉
Проверим:
|ψ〉 =1√n
∑k:xk=1
|k〉+1√n
∑k:xk=0
|k〉 =
=
√hn|ξ〉+
√n − h
n1√
n − h
∑k:xk=0
|k〉 =
√hn|ξ〉+
√n − h
n|η〉
Ox |ξ〉 = −|ξ〉Ox |η〉 = |η〉
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 9 / 30
![Page 24: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/24.jpg)
Инвариантное двумерное подпространство
G : C(|ψ〉, |ξ〉) → C(|ψ〉, |ξ〉)
|ξ〉 =1√h
∑k:xk=1
|k〉
Проверим:
|ψ〉 =1√n
∑k:xk=1
|k〉+1√n
∑k:xk=0
|k〉 =
=
√hn|ξ〉+
√n − h
n1√
n − h
∑k:xk=0
|k〉 =
√hn|ξ〉+
√n − h
n|η〉
Ox |ξ〉 = −|ξ〉Ox |η〉 = |η〉
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 9 / 30
![Page 25: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/25.jpg)
Угол поворота
sinϑ = 〈ψ|ξ〉 = h1√n
1√h
=
√hn
|ψ〉
|ξ〉
ϑ
2ϑ
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 10 / 30
![Page 26: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/26.jpg)
Схема алгоритма
Количество итераций зависит от числа единиц. Оно нам неизвестно.Будем выбирать случайно.
Алгоритм Q∨:1 Повторить следующие действия 5 раз:
(a) выбрать номер переменной k по равномерному распределению на[1; n];
(b) запросить xk ;(c) если xk = 1, то завершить алгоритм с результатом 1.
2 Положить m =√
n.3 Выбрать t по равномерному распределению на [0; m − 1];4 Приготовить состояние |ψ〉.5 Выполнить t итераций Гровера.
6 Измерить полученное состояние, результат обозначим k .7 Закончить работу с результатом xk .
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 11 / 30
![Page 27: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/27.jpg)
Схема алгоритма
Количество итераций зависит от числа единиц. Оно нам неизвестно.Будем выбирать случайно.
Алгоритм Q∨:1 Повторить следующие действия 5 раз:
(a) выбрать номер переменной k по равномерному распределению на[1; n];
(b) запросить xk ;(c) если xk = 1, то завершить алгоритм с результатом 1.
2 Положить m =√
n.3 Выбрать t по равномерному распределению на [0; m − 1];4 Приготовить состояние |ψ〉.5 Выполнить t итераций Гровера.
6 Измерить полученное состояние, результат обозначим k .7 Закончить работу с результатом xk .
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 11 / 30
![Page 28: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/28.jpg)
Схема алгоритма
Количество итераций зависит от числа единиц. Оно нам неизвестно.Будем выбирать случайно.
Алгоритм Q∨:1 Повторить следующие действия 5 раз:
(a) выбрать номер переменной k по равномерному распределению на[1; n];
(b) запросить xk ;(c) если xk = 1, то завершить алгоритм с результатом 1.
2 Положить m =√
n.3 Выбрать t по равномерному распределению на [0; m − 1];4 Приготовить состояние |ψ〉.5 Выполнить t итераций Гровера.
6 Измерить полученное состояние, результат обозначим k .7 Закончить работу с результатом xk .
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 11 / 30
![Page 29: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/29.jpg)
Схема алгоритма
Количество итераций зависит от числа единиц. Оно нам неизвестно.Будем выбирать случайно.
Алгоритм Q∨:1 Повторить следующие действия 5 раз:
(a) выбрать номер переменной k по равномерному распределению на[1; n];
(b) запросить xk ;(c) если xk = 1, то завершить алгоритм с результатом 1.
2 Положить m =√
n.3 Выбрать t по равномерному распределению на [0; m − 1];4 Приготовить состояние |ψ〉.5 Выполнить t итераций Гровера.
6 Измерить полученное состояние, результат обозначим k .7 Закончить работу с результатом xk .
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 11 / 30
![Page 30: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/30.jpg)
Схема алгоритма
Количество итераций зависит от числа единиц. Оно нам неизвестно.Будем выбирать случайно.
Алгоритм Q∨:1 Повторить следующие действия 5 раз:
(a) выбрать номер переменной k по равномерному распределению на[1; n];
(b) запросить xk ;(c) если xk = 1, то завершить алгоритм с результатом 1.
2 Положить m =√
n.3 Выбрать t по равномерному распределению на [0; m − 1];4 Приготовить состояние |ψ〉.5 Выполнить t итераций Гровера.
6 Измерить полученное состояние, результат обозначим k .7 Закончить работу с результатом xk .
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 11 / 30
![Page 31: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/31.jpg)
Схема алгоритма
Количество итераций зависит от числа единиц. Оно нам неизвестно.Будем выбирать случайно.
Алгоритм Q∨:1 Повторить следующие действия 5 раз:
(a) выбрать номер переменной k по равномерному распределению на[1; n];
(b) запросить xk ;(c) если xk = 1, то завершить алгоритм с результатом 1.
2 Положить m =√
n.3 Выбрать t по равномерному распределению на [0; m − 1];4 Приготовить состояние |ψ〉.5 Выполнить t итераций Гровера.
6 Измерить полученное состояние, результат обозначим k .7 Закончить работу с результатом xk .
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 11 / 30
![Page 32: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/32.jpg)
Схема алгоритма
Количество итераций зависит от числа единиц. Оно нам неизвестно.Будем выбирать случайно.
Алгоритм Q∨:1 Повторить следующие действия 5 раз:
(a) выбрать номер переменной k по равномерному распределению на[1; n];
(b) запросить xk ;(c) если xk = 1, то завершить алгоритм с результатом 1.
2 Положить m =√
n.3 Выбрать t по равномерному распределению на [0; m − 1];4 Приготовить состояние |ψ〉.5 Выполнить t итераций Гровера.
6 Измерить полученное состояние, результат обозначим k .7 Закончить работу с результатом xk .
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 11 / 30
![Page 33: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/33.jpg)
Схема алгоритма
Количество итераций зависит от числа единиц. Оно нам неизвестно.Будем выбирать случайно.
Алгоритм Q∨:1 Повторить следующие действия 5 раз:
(a) выбрать номер переменной k по равномерному распределению на[1; n];
(b) запросить xk ;(c) если xk = 1, то завершить алгоритм с результатом 1.
2 Положить m =√
n.3 Выбрать t по равномерному распределению на [0; m − 1];4 Приготовить состояние |ψ〉.5 Выполнить t итераций Гровера.
6 Измерить полученное состояние, результат обозначим k .7 Закончить работу с результатом xk .
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 11 / 30
![Page 34: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/34.jpg)
Схема алгоритма
Количество итераций зависит от числа единиц. Оно нам неизвестно.Будем выбирать случайно.
Алгоритм Q∨:1 Повторить следующие действия 5 раз:
(a) выбрать номер переменной k по равномерному распределению на[1; n];
(b) запросить xk ;(c) если xk = 1, то завершить алгоритм с результатом 1.
2 Положить m =√
n.3 Выбрать t по равномерному распределению на [0; m − 1];4 Приготовить состояние |ψ〉.5 Выполнить t итераций Гровера.
6 Измерить полученное состояние, результат обозначим k .7 Закончить работу с результатом xk .
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 11 / 30
![Page 35: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/35.jpg)
Схема алгоритма
Количество итераций зависит от числа единиц. Оно нам неизвестно.Будем выбирать случайно.
Алгоритм Q∨:1 Повторить следующие действия 5 раз:
(a) выбрать номер переменной k по равномерному распределению на[1; n];
(b) запросить xk ;(c) если xk = 1, то завершить алгоритм с результатом 1.
2 Положить m =√
n.3 Выбрать t по равномерному распределению на [0; m − 1];4 Приготовить состояние |ψ〉.5 Выполнить t итераций Гровера.
6 Измерить полученное состояние, результат обозначим k .7 Закончить работу с результатом xk .
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 11 / 30
![Page 36: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/36.jpg)
Свойства алгоритма
Количество запросов O(√
n).Если OR(x) = 0, то вероятность ошибки 0.
УтверждениеЕсли OR(x) = 1, то вероятность ошибки < 3/4.
Повторив алгоритм k раз, сделаем вероятность ошибки < (3/4)k .
ТеоремаСуществует алгоритм, который вычисляет дизъюнкцию n переменныхс вероятностью ошибки ε за O(
√n log ε−1) квантовых запросов.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 12 / 30
![Page 37: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/37.jpg)
Свойства алгоритма
Количество запросов O(√
n).Если OR(x) = 0, то вероятность ошибки 0.
УтверждениеЕсли OR(x) = 1, то вероятность ошибки < 3/4.
Повторив алгоритм k раз, сделаем вероятность ошибки < (3/4)k .
ТеоремаСуществует алгоритм, который вычисляет дизъюнкцию n переменныхс вероятностью ошибки ε за O(
√n log ε−1) квантовых запросов.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 12 / 30
![Page 38: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/38.jpg)
Свойства алгоритма
Количество запросов O(√
n).Если OR(x) = 0, то вероятность ошибки 0.
УтверждениеЕсли OR(x) = 1, то вероятность ошибки < 3/4.
Повторив алгоритм k раз, сделаем вероятность ошибки < (3/4)k .
ТеоремаСуществует алгоритм, который вычисляет дизъюнкцию n переменныхс вероятностью ошибки ε за O(
√n log ε−1) квантовых запросов.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 12 / 30
![Page 39: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/39.jpg)
Свойства алгоритма
Количество запросов O(√
n).Если OR(x) = 0, то вероятность ошибки 0.
УтверждениеЕсли OR(x) = 1, то вероятность ошибки < 3/4.
Повторив алгоритм k раз, сделаем вероятность ошибки < (3/4)k .
ТеоремаСуществует алгоритм, который вычисляет дизъюнкцию n переменныхс вероятностью ошибки ε за O(
√n log ε−1) квантовых запросов.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 12 / 30
![Page 40: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/40.jpg)
Свойства алгоритма
Количество запросов O(√
n).Если OR(x) = 0, то вероятность ошибки 0.
УтверждениеЕсли OR(x) = 1, то вероятность ошибки < 3/4.
Повторив алгоритм k раз, сделаем вероятность ошибки < (3/4)k .
ТеоремаСуществует алгоритм, который вычисляет дизъюнкцию n переменныхс вероятностью ошибки ε за O(
√n log ε−1) квантовых запросов.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 12 / 30
![Page 41: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/41.jpg)
Оценка вероятности ошибки: два случая
1 Количество единиц велико: h > n/5.Вторая стадия алгоритма потребуется с вероятностью, непревосходящей (
1− 15
)5
≈ e−1
и вероятность ошибки не больше этой величины.2 Количество единиц мало: 0 < h < n/5.
Будем оценивать вероятность успеха при итерациях Гровера.Успех: такое измерение, которое дает номер переменной, равной 1.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 13 / 30
![Page 42: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/42.jpg)
Оценка вероятности ошибки: два случая
1 Количество единиц велико: h > n/5.Вторая стадия алгоритма потребуется с вероятностью, непревосходящей (
1− 15
)5
≈ e−1
и вероятность ошибки не больше этой величины.2 Количество единиц мало: 0 < h < n/5.
Будем оценивать вероятность успеха при итерациях Гровера.Успех: такое измерение, которое дает номер переменной, равной 1.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 13 / 30
![Page 43: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/43.jpg)
Оценка вероятности ошибки: два случая
1 Количество единиц велико: h > n/5.Вторая стадия алгоритма потребуется с вероятностью, непревосходящей (
1− 15
)5
≈ e−1
и вероятность ошибки не больше этой величины.2 Количество единиц мало: 0 < h < n/5.
Будем оценивать вероятность успеха при итерациях Гровера.Успех: такое измерение, которое дает номер переменной, равной 1.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 13 / 30
![Page 44: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/44.jpg)
Оценка вероятности ошибки: два случая
1 Количество единиц велико: h > n/5.Вторая стадия алгоритма потребуется с вероятностью, непревосходящей (
1− 15
)5
≈ e−1
и вероятность ошибки не больше этой величины.2 Количество единиц мало: 0 < h < n/5.
Будем оценивать вероятность успеха при итерациях Гровера.Успех: такое измерение, которое дает номер переменной, равной 1.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 13 / 30
![Page 45: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/45.jpg)
Оценка вероятности успеха для заданного числаитераций
ЛеммаВероятность успеха после t итераций Гровера, начиная с состояния|ψ〉, равна sin2((2t + 1)ϑ).
Доказательство
|ψ〉
|ξ〉
ϑ
2ϑ
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 14 / 30
![Page 46: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/46.jpg)
Оценка вероятности успеха для заданного числаитераций
ЛеммаВероятность успеха после t итераций Гровера, начиная с состояния|ψ〉, равна sin2((2t + 1)ϑ).
Доказательство
Начальный угол ϑ.|ψ〉
|ξ〉
ϑ
2ϑ
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 14 / 30
![Page 47: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/47.jpg)
Оценка вероятности успеха для заданного числаитераций
ЛеммаВероятность успеха после t итераций Гровера, начиная с состояния|ψ〉, равна sin2((2t + 1)ϑ).
Доказательство
Начальный угол ϑ.Каждая итерация поворачиваетвектор на угол 2ϑ.
|ψ〉
|ξ〉
ϑ
2ϑ
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 14 / 30
![Page 48: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/48.jpg)
Оценка вероятности успеха для заданного числаитераций
ЛеммаВероятность успеха после t итераций Гровера, начиная с состояния|ψ〉, равна sin2((2t + 1)ϑ).
Доказательство
Начальный угол ϑ.Каждая итерация поворачиваетвектор на угол 2ϑ.Координаты вектора после t итераций
(cos((2t + 1)ϑ), sin((2t + 1)ϑ))
|ψ〉
|ξ〉
ϑ
2ϑ
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 14 / 30
![Page 49: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/49.jpg)
Оценка вероятности успеха для заданного числаитераций
ЛеммаВероятность успеха после t итераций Гровера, начиная с состояния|ψ〉, равна sin2((2t + 1)ϑ).
Доказательство
Вероятность успеха — квадрат модуляамплитуды базисного вектора |ξ〉:
sin2((2t + 1)ϑ)
|ψ〉
|ξ〉
ϑ
2ϑ
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 14 / 30
![Page 50: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/50.jpg)
Случайный выбор числа итераций
ЛеммаВероятность успеха
Pm =12− sin(4mϑ)
4m sin(2ϑ).
ДоказательствоПо формуле полной вероятности
Pm =1m
m−1∑j=0
sin2((2j + 1)ϑ) =1
2m
m−1∑j=0
(1− cos((2j + 1)2ϑ)
).
Теперь свернем сумму косинусов, используя формулуm−1∑j=0
cos((2j + 1)ϕ) =sin(2mϕ)
2 sinϕ.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 15 / 30
![Page 51: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/51.jpg)
Случайный выбор числа итераций
ЛеммаВероятность успеха
Pm =12− sin(4mϑ)
4m sin(2ϑ).
ДоказательствоПо формуле полной вероятности
Pm =1m
m−1∑j=0
sin2((2j + 1)ϑ) =1
2m
m−1∑j=0
(1− cos((2j + 1)2ϑ)
).
Теперь свернем сумму косинусов, используя формулуm−1∑j=0
cos((2j + 1)ϕ) =sin(2mϕ)
2 sinϕ.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 15 / 30
![Page 52: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/52.jpg)
Вероятность успеха на второй стадии алгоритма
Из второй леммы
Pm =12− sin(4mϑ)
4m sin(2ϑ)
При m > 1/ sin(2ϑ) вероятность успеха не меньше 1/4.Если h < n/5, то sin(2ϑ) > sinϑ =
√h/n.
Поэтому√
n >√
nh
=1
sinϑ>
1sin(2ϑ)
.
Вероятность успеха не меньше 1/4.Вероятность ошибки меньше 3/4.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 16 / 30
![Page 53: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/53.jpg)
Вероятность успеха на второй стадии алгоритма
Из второй леммы
Pm =12− sin(4mϑ)
4m sin(2ϑ)
При m > 1/ sin(2ϑ) вероятность успеха не меньше 1/4.Если h < n/5, то sin(2ϑ) > sinϑ =
√h/n.
Поэтому√
n >√
nh
=1
sinϑ>
1sin(2ϑ)
.
Вероятность успеха не меньше 1/4.Вероятность ошибки меньше 3/4.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 16 / 30
![Page 54: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/54.jpg)
Вероятность успеха на второй стадии алгоритма
Из второй леммы
Pm =12− sin(4mϑ)
4m sin(2ϑ)
При m > 1/ sin(2ϑ) вероятность успеха не меньше 1/4.Если h < n/5, то sin(2ϑ) > sinϑ =
√h/n.
Поэтому√
n >√
nh
=1
sinϑ>
1sin(2ϑ)
.
Вероятность успеха не меньше 1/4.Вероятность ошибки меньше 3/4.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 16 / 30
![Page 55: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/55.jpg)
Вероятность успеха на второй стадии алгоритма
Из второй леммы
Pm =12− sin(4mϑ)
4m sin(2ϑ)
При m > 1/ sin(2ϑ) вероятность успеха не меньше 1/4.Если h < n/5, то sin(2ϑ) > sinϑ =
√h/n.
Поэтому√
n >√
nh
=1
sinϑ>
1sin(2ϑ)
.
Вероятность успеха не меньше 1/4.Вероятность ошибки меньше 3/4.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 16 / 30
![Page 56: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/56.jpg)
Вероятность успеха на второй стадии алгоритма
Из второй леммы
Pm =12− sin(4mϑ)
4m sin(2ϑ)
При m > 1/ sin(2ϑ) вероятность успеха не меньше 1/4.Если h < n/5, то sin(2ϑ) > sinϑ =
√h/n.
Поэтому√
n >√
nh
=1
sinϑ>
1sin(2ϑ)
.
Вероятность успеха не меньше 1/4.Вероятность ошибки меньше 3/4.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 16 / 30
![Page 57: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/57.jpg)
Вероятность успеха на второй стадии алгоритма
Из второй леммы
Pm =12− sin(4mϑ)
4m sin(2ϑ)
При m > 1/ sin(2ϑ) вероятность успеха не меньше 1/4.Если h < n/5, то sin(2ϑ) > sinϑ =
√h/n.
Поэтому√
n >√
nh
=1
sinϑ>
1sin(2ϑ)
.
Вероятность успеха не меньше 1/4.Вероятность ошибки меньше 3/4.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 16 / 30
![Page 58: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/58.jpg)
План
1 Определения и основные результаты
2 Квантовое вычисление дизъюнкции
3 Вероятностное вычисление дизъюнкции: нижняя оценка
4 Степень многочлена, приближающего булеву функцию
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 17 / 30
![Page 59: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/59.jpg)
Чувствительность
ОпределениеЧувствительность sx(f ) функции f в точке x равна количествупеременных xk , для которых f (x) 6= f (x ⊕ ek). Здесьek = (0, . . . , 0︸ ︷︷ ︸
k−1
, 1, 0, . . . , 0).
(Сколько соседей на булевом кубе имеют другое значение функции.)
Чувствительность s(f ) функции f равна maxx sx(f ).
Примерs(OR) = n, так как s0n(OR) = n (у всех соседей точки 0n значение 1, ау самой точки — 0).
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 18 / 30
![Page 60: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/60.jpg)
Чувствительность
ОпределениеЧувствительность sx(f ) функции f в точке x равна количествупеременных xk , для которых f (x) 6= f (x ⊕ ek). Здесьek = (0, . . . , 0︸ ︷︷ ︸
k−1
, 1, 0, . . . , 0).
(Сколько соседей на булевом кубе имеют другое значение функции.)
Чувствительность s(f ) функции f равна maxx sx(f ).
Примерs(OR) = n, так как s0n(OR) = n (у всех соседей точки 0n значение 1, ау самой точки — 0).
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 18 / 30
![Page 61: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/61.jpg)
Чувствительность
ОпределениеЧувствительность sx(f ) функции f в точке x равна количествупеременных xk , для которых f (x) 6= f (x ⊕ ek). Здесьek = (0, . . . , 0︸ ︷︷ ︸
k−1
, 1, 0, . . . , 0).
(Сколько соседей на булевом кубе имеют другое значение функции.)
Чувствительность s(f ) функции f равна maxx sx(f ).
Примерs(OR) = n, так как s0n(OR) = n (у всех соседей точки 0n значение 1, ау самой точки — 0).
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 18 / 30
![Page 62: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/62.jpg)
Чувствительность
ОпределениеЧувствительность sx(f ) функции f в точке x равна количествупеременных xk , для которых f (x) 6= f (x ⊕ ek). Здесьek = (0, . . . , 0︸ ︷︷ ︸
k−1
, 1, 0, . . . , 0).
(Сколько соседей на булевом кубе имеют другое значение функции.)
Чувствительность s(f ) функции f равна maxx sx(f ).
Примерs(OR) = n, так как s0n(OR) = n (у всех соседей точки 0n значение 1, ау самой точки — 0).
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 18 / 30
![Page 63: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/63.jpg)
Нижняя оценка вероятностной сложности
Теоремаs(f ) 6 3R1/3(f )
ДоказательствоАналогично оценке для числа вероятностных запросов в задачепоиска.Пусть в x достигается максимум sx(f ) = s, а x1, . . . , xs —соответствующие переменные.Если алгоритм делает k 6 s/3 запросов, то вероятность того, что однаиз этих переменных пропущена, не меньше 1/3.
Но в этом случае противник может гарантировать ошибку, так какf (x) 6= f (x ⊕ ej).
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 19 / 30
![Page 64: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/64.jpg)
Нижняя оценка вероятностной сложности
Теоремаs(f ) 6 3R1/3(f )
ДоказательствоАналогично оценке для числа вероятностных запросов в задачепоиска.Пусть в x достигается максимум sx(f ) = s, а x1, . . . , xs —соответствующие переменные.Если алгоритм делает k 6 s/3 запросов, то вероятность того, что однаиз этих переменных пропущена, не меньше 1/3.
Но в этом случае противник может гарантировать ошибку, так какf (x) 6= f (x ⊕ ej).
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 19 / 30
![Page 65: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/65.jpg)
Нижняя оценка вероятностной сложности
Теоремаs(f ) 6 3R1/3(f )
ДоказательствоАналогично оценке для числа вероятностных запросов в задачепоиска.Пусть в x достигается максимум sx(f ) = s, а x1, . . . , xs —соответствующие переменные.Если алгоритм делает k 6 s/3 запросов, то вероятность того, что однаиз этих переменных пропущена, не меньше 1/3.
Но в этом случае противник может гарантировать ошибку, так какf (x) 6= f (x ⊕ ej).
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 19 / 30
![Page 66: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/66.jpg)
Нижняя оценка вероятностной сложности
Теоремаs(f ) 6 3R1/3(f )
ДоказательствоАналогично оценке для числа вероятностных запросов в задачепоиска.Пусть в x достигается максимум sx(f ) = s, а x1, . . . , xs —соответствующие переменные.Если алгоритм делает k 6 s/3 запросов, то вероятность того, что однаиз этих переменных пропущена, не меньше 1/3.
Но в этом случае противник может гарантировать ошибку, так какf (x) 6= f (x ⊕ ej).
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 19 / 30
![Page 67: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/67.jpg)
Нижняя оценка вероятностной сложности
Теоремаs(f ) 6 3R1/3(f )
ДоказательствоАналогично оценке для числа вероятностных запросов в задачепоиска.Пусть в x достигается максимум sx(f ) = s, а x1, . . . , xs —соответствующие переменные.Если алгоритм делает k 6 s/3 запросов, то вероятность того, что однаиз этих переменных пропущена, не меньше 1/3.
Но в этом случае противник может гарантировать ошибку, так какf (x) 6= f (x ⊕ ej).
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 19 / 30
![Page 68: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/68.jpg)
План
1 Определения и основные результаты
2 Квантовое вычисление дизъюнкции
3 Вероятностное вычисление дизъюнкции: нижняя оценка
4 Степень многочлена, приближающего булеву функцию
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 20 / 30
![Page 69: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/69.jpg)
Многочлены и булевы функции
ОпределенияМногочлен p : Rn → R приближает булеву функциюf : 0, 1n → 0, 1, если для любого x ∈ 0, 1n выполняется
|p(x)− f (x)| < 13.
Степенью (приближения) deg(f ) булевой функции f называетсянаименьшая степень многочлена, приближающего f .
ЗадачаДокажите, что для любой булевой функции f от n переменныхсуществует единственный мультилинейный многочлен p степени невыше n, который точно представляет f : равенство f (x) = p(x)выполняется для всех x ∈ 0, 1n.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 21 / 30
![Page 70: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/70.jpg)
Многочлены и булевы функции
ОпределенияМногочлен p : Rn → R приближает булеву функциюf : 0, 1n → 0, 1, если для любого x ∈ 0, 1n выполняется
|p(x)− f (x)| < 13.
Степенью (приближения) deg(f ) булевой функции f называетсянаименьшая степень многочлена, приближающего f .
ЗадачаДокажите, что для любой булевой функции f от n переменныхсуществует единственный мультилинейный многочлен p степени невыше n, который точно представляет f : равенство f (x) = p(x)выполняется для всех x ∈ 0, 1n.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 21 / 30
![Page 71: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/71.jpg)
Многочлены и булевы функции
ОпределенияМногочлен p : Rn → R приближает булеву функциюf : 0, 1n → 0, 1, если для любого x ∈ 0, 1n выполняется
|p(x)− f (x)| < 13.
Степенью (приближения) deg(f ) булевой функции f называетсянаименьшая степень многочлена, приближающего f .
ЗадачаДокажите, что для любой булевой функции f от n переменныхсуществует единственный мультилинейный многочлен p степени невыше n, который точно представляет f : равенство f (x) = p(x)выполняется для всех x ∈ 0, 1n.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 21 / 30
![Page 72: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/72.jpg)
Многочлены и булевы функции
ОпределенияМногочлен p : Rn → R приближает булеву функциюf : 0, 1n → 0, 1, если для любого x ∈ 0, 1n выполняется
|p(x)− f (x)| < 13.
Степенью (приближения) deg(f ) булевой функции f называетсянаименьшая степень многочлена, приближающего f .
ЗадачаДокажите, что для любой булевой функции f от n переменныхсуществует единственный мультилинейный многочлен p степени невыше n, который точно представляет f : равенство f (x) = p(x)выполняется для всех x ∈ 0, 1n.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 21 / 30
![Page 73: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/73.jpg)
Оценка Q1/3(f ) через степень приближения
Теорема
Для любой булевой функции deg(f ) 6 2Q1/3(f ).
ЛеммаЕсли алгоритм вычисления f делает d квантовых запросов, тосостояние его памяти перед финальным измерением имеет вид∑
w∈W
αw (x)|w〉,
где w — состояния памяти алгоритма, а αw (x) — (комплексные)многочлены от x степени не выше d .
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 22 / 30
![Page 74: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/74.jpg)
Оценка Q1/3(f ) через степень приближения
Теорема
Для любой булевой функции deg(f ) 6 2Q1/3(f ).
ЛеммаЕсли алгоритм вычисления f делает d квантовых запросов, тосостояние его памяти перед финальным измерением имеет вид∑
w∈W
αw (x)|w〉,
где w — состояния памяти алгоритма, а αw (x) — (комплексные)многочлены от x степени не выше d .
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 22 / 30
![Page 75: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/75.jpg)
Оценка Q1/3(f ) через степень приближения
Перед измерением:∑
w∈W
αw (x)|w〉, degαw (x) 6 d .
Вывод теоремы из леммыИсход w наблюдается при измерении с вероятностьюpw (x) = |αw (x)|2.W1 — множество тех состояний памяти, в которых алгоритм выдаетответ «1». Вероятность ответа 1 равна
p1(x) =∑
w∈W1
pw (x).
Это многочлен от x степени 6 2d и такой, что1 > p1(x) > 2/3 при f (x) = 1;1/3 > p1(x) > 0 при f (x) = 0.
Таким образом, deg(f ) 6 deg p1(x) 6 2d .
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 23 / 30
![Page 76: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/76.jpg)
Оценка Q1/3(f ) через степень приближения
Перед измерением:∑
w∈W
αw (x)|w〉, degαw (x) 6 d .
Вывод теоремы из леммыИсход w наблюдается при измерении с вероятностьюpw (x) = |αw (x)|2.W1 — множество тех состояний памяти, в которых алгоритм выдаетответ «1». Вероятность ответа 1 равна
p1(x) =∑
w∈W1
pw (x).
Это многочлен от x степени 6 2d и такой, что1 > p1(x) > 2/3 при f (x) = 1;1/3 > p1(x) > 0 при f (x) = 0.
Таким образом, deg(f ) 6 deg p1(x) 6 2d .
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 23 / 30
![Page 77: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/77.jpg)
Оценка Q1/3(f ) через степень приближения
Перед измерением:∑
w∈W
αw (x)|w〉, degαw (x) 6 d .
Вывод теоремы из леммыИсход w наблюдается при измерении с вероятностьюpw (x) = |αw (x)|2.W1 — множество тех состояний памяти, в которых алгоритм выдаетответ «1». Вероятность ответа 1 равна
p1(x) =∑
w∈W1
pw (x).
Это многочлен от x степени 6 2d и такой, что1 > p1(x) > 2/3 при f (x) = 1;1/3 > p1(x) > 0 при f (x) = 0.
Таким образом, deg(f ) 6 deg p1(x) 6 2d .
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 23 / 30
![Page 78: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/78.jpg)
Оценка Q1/3(f ) через степень приближения
Перед измерением:∑
w∈W
αw (x)|w〉, degαw (x) 6 d .
Вывод теоремы из леммыИсход w наблюдается при измерении с вероятностьюpw (x) = |αw (x)|2.W1 — множество тех состояний памяти, в которых алгоритм выдаетответ «1». Вероятность ответа 1 равна
p1(x) =∑
w∈W1
pw (x).
Это многочлен от x степени 6 2d и такой, что1 > p1(x) > 2/3 при f (x) = 1;1/3 > p1(x) > 0 при f (x) = 0.
Таким образом, deg(f ) 6 deg p1(x) 6 2d .
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 23 / 30
![Page 79: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/79.jpg)
Оценка Q1/3(f ) через степень приближения
Перед измерением:∑
w∈W
αw (x)|w〉, degαw (x) 6 d .
Вывод теоремы из леммыИсход w наблюдается при измерении с вероятностьюpw (x) = |αw (x)|2.W1 — множество тех состояний памяти, в которых алгоритм выдаетответ «1». Вероятность ответа 1 равна
p1(x) =∑
w∈W1
pw (x).
Это многочлен от x степени 6 2d и такой, что1 > p1(x) > 2/3 при f (x) = 1;1/3 > p1(x) > 0 при f (x) = 0.
Таким образом, deg(f ) 6 deg p1(x) 6 2d .
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 23 / 30
![Page 80: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/80.jpg)
deg(f ) 6 2Q1/3(f ): доказательство леммы
Состояние памяти алгоритма после k запросов:
|ψk〉 = UkOxUk−1Ox . . .U1Ox |ψ0〉.
Доказательство индукцией по k .Для k = 0 амплитуды не зависят от x , степень 0.Применение запроса.
Было· · ·+ α(x)|w , k, 0〉+ β(x)|w , k, 1〉+ . . .
Стало
· · ·+(β(x)xk +α(x)(1−xk))|w , k, 0〉+(α(x)xk +β(x)(1−xk))|w , k, 1〉+. . .
Степень увеличилась самое большее на 1.Унитарное преобразование: новая амплитуда — линейнаякомбинация старых (коэффициенты от x не зависят). Степень неувеличивается.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 24 / 30
![Page 81: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/81.jpg)
deg(f ) 6 2Q1/3(f ): доказательство леммы
Состояние памяти алгоритма после k запросов:
|ψk〉 = UkOxUk−1Ox . . .U1Ox |ψ0〉.
Доказательство индукцией по k .Для k = 0 амплитуды не зависят от x , степень 0.Применение запроса.
Было· · ·+ α(x)|w , k, 0〉+ β(x)|w , k, 1〉+ . . .
Стало
· · ·+(β(x)xk +α(x)(1−xk))|w , k, 0〉+(α(x)xk +β(x)(1−xk))|w , k, 1〉+. . .
Степень увеличилась самое большее на 1.Унитарное преобразование: новая амплитуда — линейнаякомбинация старых (коэффициенты от x не зависят). Степень неувеличивается.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 24 / 30
![Page 82: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/82.jpg)
deg(f ) 6 2Q1/3(f ): доказательство леммы
Состояние памяти алгоритма после k запросов:
|ψk〉 = UkOxUk−1Ox . . .U1Ox |ψ0〉.
Доказательство индукцией по k .Для k = 0 амплитуды не зависят от x , степень 0.Применение запроса.
Было· · ·+ α(x)|w , k, 0〉+ β(x)|w , k, 1〉+ . . .
Стало
· · ·+(β(x)xk +α(x)(1−xk))|w , k, 0〉+(α(x)xk +β(x)(1−xk))|w , k, 1〉+. . .
Степень увеличилась самое большее на 1.Унитарное преобразование: новая амплитуда — линейнаякомбинация старых (коэффициенты от x не зависят). Степень неувеличивается.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 24 / 30
![Page 83: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/83.jpg)
deg(f ) 6 2Q1/3(f ): доказательство леммы
Состояние памяти алгоритма после k запросов:
|ψk〉 = UkOxUk−1Ox . . .U1Ox |ψ0〉.
Доказательство индукцией по k .Для k = 0 амплитуды не зависят от x , степень 0.Применение запроса.
Было· · ·+ α(x)|w , k, 0〉+ β(x)|w , k, 1〉+ . . .
Стало
· · ·+(β(x)xk +α(x)(1−xk))|w , k, 0〉+(α(x)xk +β(x)(1−xk))|w , k, 1〉+. . .
Степень увеличилась самое большее на 1.Унитарное преобразование: новая амплитуда — линейнаякомбинация старых (коэффициенты от x не зависят). Степень неувеличивается.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 24 / 30
![Page 84: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/84.jpg)
deg(f ) 6 2Q1/3(f ): доказательство леммы
Состояние памяти алгоритма после k запросов:
|ψk〉 = UkOxUk−1Ox . . .U1Ox |ψ0〉.
Доказательство индукцией по k .Для k = 0 амплитуды не зависят от x , степень 0.Применение запроса.
Было· · ·+ α(x)|w , k, 0〉+ β(x)|w , k, 1〉+ . . .
Стало
· · ·+(β(x)xk +α(x)(1−xk))|w , k, 0〉+(α(x)xk +β(x)(1−xk))|w , k, 1〉+. . .
Степень увеличилась самое большее на 1.Унитарное преобразование: новая амплитуда — линейнаякомбинация старых (коэффициенты от x не зависят). Степень неувеличивается.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 24 / 30
![Page 85: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/85.jpg)
deg(f ) 6 2Q1/3(f ): доказательство леммы
Состояние памяти алгоритма после k запросов:
|ψk〉 = UkOxUk−1Ox . . .U1Ox |ψ0〉.
Доказательство индукцией по k .Для k = 0 амплитуды не зависят от x , степень 0.Применение запроса.
Было· · ·+ α(x)|w , k, 0〉+ β(x)|w , k, 1〉+ . . .
Стало
· · ·+(β(x)xk +α(x)(1−xk))|w , k, 0〉+(α(x)xk +β(x)(1−xk))|w , k, 1〉+. . .
Степень увеличилась самое большее на 1.Унитарное преобразование: новая амплитуда — линейнаякомбинация старых (коэффициенты от x не зависят). Степень неувеличивается.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 24 / 30
![Page 86: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/86.jpg)
deg(f ) 6 2Q1/3(f ): доказательство леммы
Состояние памяти алгоритма после k запросов:
|ψk〉 = UkOxUk−1Ox . . .U1Ox |ψ0〉.
Доказательство индукцией по k .Для k = 0 амплитуды не зависят от x , степень 0.Применение запроса.
Было· · ·+ α(x)|w , k, 0〉+ β(x)|w , k, 1〉+ . . .
Стало
· · ·+(β(x)xk +α(x)(1−xk))|w , k, 0〉+(α(x)xk +β(x)(1−xk))|w , k, 1〉+. . .
Степень увеличилась самое большее на 1.Унитарное преобразование: новая амплитуда — линейнаякомбинация старых (коэффициенты от x не зависят). Степень неувеличивается.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 24 / 30
![Page 87: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/87.jpg)
Насколько хорошо степень приближает Qε(f )?
Амбайнис (2006) построил семейство функций, для которыхdeg(fk) = 2k , а Q1/3(f ) = Ω(2.5k).Для доказательства нижней оценки на квантовую сложность ониспользовал метод квантового противника (Амбайнис, 2002).Рейхарт (2010) доказал для одной из версий метода квантовогопротивника, что она дает оценку Qε(f ) с точностью домультипликативной константы.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 25 / 30
![Page 88: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/88.jpg)
Насколько хорошо степень приближает Qε(f )?
Амбайнис (2006) построил семейство функций, для которыхdeg(fk) = 2k , а Q1/3(f ) = Ω(2.5k).Для доказательства нижней оценки на квантовую сложность ониспользовал метод квантового противника (Амбайнис, 2002).Рейхарт (2010) доказал для одной из версий метода квантовогопротивника, что она дает оценку Qε(f ) с точностью домультипликативной константы.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 25 / 30
![Page 89: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/89.jpg)
Насколько хорошо степень приближает Qε(f )?
Амбайнис (2006) построил семейство функций, для которыхdeg(fk) = 2k , а Q1/3(f ) = Ω(2.5k).Для доказательства нижней оценки на квантовую сложность ониспользовал метод квантового противника (Амбайнис, 2002).Рейхарт (2010) доказал для одной из версий метода квантовогопротивника, что она дает оценку Qε(f ) с точностью домультипликативной константы.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 25 / 30
![Page 90: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/90.jpg)
Оценка квантовой сложности дизъюнкции
Теорема
deg(OR) >√
n/6.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 26 / 30
![Page 91: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/91.jpg)
Оценка квантовой сложности дизъюнкции
Доказательствоp(x1, . . . , xn) приближает OR(x1, . . . , xn).Симметризация многочлена:
psym(x1, . . . , xn) =1n!
∑σ∈Sn
p(xσ(1), xσ(2), . . . , xσ(n)).
psym(x1, . . . , xn) — симметрический мультилинейный многочлен отпеременных x1, . . . , xn. Поэтому он представляется в виде
psym(x1, . . . , xn) = a0 + a1σ1(x) + · · ·+ adσd (x),
гдеσj(x1, . . . , xn) =
∑S⊂1,...,n, |S |=j
∏k∈S
xk
— элементарный симметрический многочлен.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 27 / 30
![Page 92: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/92.jpg)
Оценка квантовой сложности дизъюнкции
Доказательствоp(x1, . . . , xn) приближает OR(x1, . . . , xn).Симметризация многочлена:
psym(x1, . . . , xn) =1n!
∑σ∈Sn
p(xσ(1), xσ(2), . . . , xσ(n)).
psym(x1, . . . , xn) — симметрический мультилинейный многочлен отпеременных x1, . . . , xn. Поэтому он представляется в виде
psym(x1, . . . , xn) = a0 + a1σ1(x) + · · ·+ adσd (x),
гдеσj(x1, . . . , xn) =
∑S⊂1,...,n, |S |=j
∏k∈S
xk
— элементарный симметрический многочлен.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 27 / 30
![Page 93: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/93.jpg)
Оценка квантовой сложности дизъюнкции
Доказательствоp(x1, . . . , xn) приближает OR(x1, . . . , xn).Симметризация многочлена:
psym(x1, . . . , xn) =1n!
∑σ∈Sn
p(xσ(1), xσ(2), . . . , xσ(n)).
psym(x1, . . . , xn) — симметрический мультилинейный многочлен отпеременных x1, . . . , xn. Поэтому он представляется в виде
psym(x1, . . . , xn) = a0 + a1σ1(x) + · · ·+ adσd (x),
гдеσj(x1, . . . , xn) =
∑S⊂1,...,n, |S |=j
∏k∈S
xk
— элементарный симметрический многочлен.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 27 / 30
![Page 94: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/94.jpg)
Оценка квантовой сложности дизъюнкции (окончание)
Завершение доказательстваСпециализация
p(t) = psym(1, 1, . . . , 1︸ ︷︷ ︸t единиц
, 0, . . . , 0) = psym(xt).
Это многочлен степени d , так как σj(xt) =(tj
).
Свойства специализации|p(0)| < 1/3;|p(k)− 1| < 1/3 при 1 6 k 6 n.
Отсюда следует
d = deg p > deg psym > deg p >√
n/6.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 28 / 30
![Page 95: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/95.jpg)
Оценка квантовой сложности дизъюнкции (окончание)
Завершение доказательстваСпециализация
p(t) = psym(1, 1, . . . , 1︸ ︷︷ ︸t единиц
, 0, . . . , 0) = psym(xt).
Это многочлен степени d , так как σj(xt) =(tj
).
Свойства специализации|p(0)| < 1/3;|p(k)− 1| < 1/3 при 1 6 k 6 n.
Отсюда следует
d = deg p > deg psym > deg p >√
n/6.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 28 / 30
![Page 96: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/96.jpg)
Оценка квантовой сложности дизъюнкции (окончание)
Завершение доказательстваСпециализация
p(t) = psym(1, 1, . . . , 1︸ ︷︷ ︸t единиц
, 0, . . . , 0) = psym(xt).
Это многочлен степени d , так как σj(xt) =(tj
).
Свойства специализации|p(0)| < 1/3;|p(k)− 1| < 1/3 при 1 6 k 6 n.
Отсюда следует
d = deg p > deg psym > deg p >√
n/6.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 28 / 30
![Page 97: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/97.jpg)
Оценка квантовой сложности дизъюнкции (окончание)
Завершение доказательстваСпециализация
p(t) = psym(1, 1, . . . , 1︸ ︷︷ ︸t единиц
, 0, . . . , 0) = psym(xt).
Это многочлен степени d , так как σj(xt) =(tj
).
Свойства специализации|p(0)| < 1/3;|p(k)− 1| < 1/3 при 1 6 k 6 n.
Отсюда следует
d = deg p > deg psym > deg p >√
n/6.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 28 / 30
![Page 98: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/98.jpg)
Оценка квантовой сложности дизъюнкции (окончание)
Завершение доказательстваСпециализация
p(t) = psym(1, 1, . . . , 1︸ ︷︷ ︸t единиц
, 0, . . . , 0) = psym(xt).
Это многочлен степени d , так как σj(xt) =(tj
).
Свойства специализации|p(0)| < 1/3;|p(k)− 1| < 1/3 при 1 6 k 6 n.
Отсюда следует
d = deg p > deg psym > deg p >√
n/6.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 28 / 30
![Page 99: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/99.jpg)
Оценка степени многочлена
Теорема (нижняя оценка на степень многочлена)Пусть f (x) — многочлен и |f (0)| < 1/3, |f (1)− 1| < 1/3, а−1/3 < f (k) < 4/3 при 2 6 k 6 n.Тогда deg f >
√n/6.
Теорема (Марков, 1889)
Если |f (x)| 6 1 на отрезке [−1; 1], то |f ′(x)| 6 (deg f )2 на отрезке[−1; 1].
ЗадачаВыведите нижнюю оценку на степень многочлена из неравенстваМаркова.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 29 / 30
![Page 100: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/100.jpg)
Оценка степени многочлена
Теорема (нижняя оценка на степень многочлена)Пусть f (x) — многочлен и |f (0)| < 1/3, |f (1)− 1| < 1/3, а−1/3 < f (k) < 4/3 при 2 6 k 6 n.Тогда deg f >
√n/6.
Теорема (Марков, 1889)
Если |f (x)| 6 1 на отрезке [−1; 1], то |f ′(x)| 6 (deg f )2 на отрезке[−1; 1].
ЗадачаВыведите нижнюю оценку на степень многочлена из неравенстваМаркова.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 29 / 30
![Page 101: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/101.jpg)
Оценка степени многочлена
Теорема (нижняя оценка на степень многочлена)Пусть f (x) — многочлен и |f (0)| < 1/3, |f (1)− 1| < 1/3, а−1/3 < f (k) < 4/3 при 2 6 k 6 n.Тогда deg f >
√n/6.
Теорема (Марков, 1889)
Если |f (x)| 6 1 на отрезке [−1; 1], то |f ′(x)| 6 (deg f )2 на отрезке[−1; 1].
ЗадачаВыведите нижнюю оценку на степень многочлена из неравенстваМаркова.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 29 / 30
![Page 102: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/102.jpg)
Оценка степени многочлена
Теорема (нижняя оценка на степень многочлена)Пусть f (x) — многочлен и |f (0)| < 1/3, |f (1)− 1| < 1/3, а−1/3 < f (k) < 4/3 при 2 6 k 6 n.Тогда deg f >
√n/6.
Теорема (Марков, 1889)
Если |f (x)| 6 1 на отрезке [−1; 1], то |f ′(x)| 6 (deg f )2 на отрезке[−1; 1].
ЗадачаВыведите нижнюю оценку на степень многочлена из неравенстваМаркова.
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 29 / 30
![Page 103: Квантовые алгоритмы: возможности и ограничения, весна 2011: Сложность булевых функций в модели запросов](https://reader031.vdocuments.pub/reader031/viewer/2022022414/587d72531a28ab634b8b4705/html5/thumbnails/103.jpg)
Оценка квантовой сложности дизъюнкции: итог
Теорема1√24
√n 6 Q1/3(OR) 6
√n.
Зазор между вероятностной и квантовой сложностью
13√
n 6R1/3(OR)
Q1/3(OR)6√
24√
n
М. Вялый (ВЦ РАН) Лекция 3: сложность запросов Санкт-Петербург, 2011 30 / 30