Об оптимальности алгоритма Гровера с высокой вероятностью успеха

9

Хорошо известно, что сложность квантового запроса с ограниченной функцией функции равна . Теперь вопрос в том, что если мы хотим, чтобы наш квантовый алгоритм работал успешно для каждого входа с вероятностью а не обычным . Теперь с точки зрения какие будут соответствующие верхние и нижние границы?OR(x1,x2,,xn)Θ(n)1ϵ2/3ϵ

Непосредственно для этой задачи достаточно запросов путем повторения алгоритма Гровера. Но из того, что я помню, это совсем не оптимально, так как даже простой алгоритм Гровера, если он выполняется аккуратно, то есть для соответствующего числа итераций, может достичь чего-то вроде всего за итераций. И, следовательно, используя это можно получить улучшение для всех . С другой стороны, я не ожидаю, что будет правильным ответом для очень маленьких .O(nlog(1/ϵ))ϵ=O(1/n)O(n)ϵΩ(n)ϵ

Но мне интересно посмотреть, что можно показать в терминах зависимых верхних и нижних границ для разных диапазонов особенно когда очень мала, скажем, или для больших .ϵϵϵϵ=exp(Ω(n))ϵ=1/nkk

(Чтобы дать некоторый контекст, общее явление, к которому я обращаюсь, - это усиление в контексте сложности квантовых запросов.)

Мухаммед Баварский
источник
3
В этом документе должны быть даны ответы на ваши вопросы: arxiv.org/abs/cs/9904019v2
Джон Уотроус,
1
Хммм, я немного запутался в случае с . Кажется, что в этой статье arxiv.org/pdf/quant-ph/9605034v1.pdf говорится, что с помощью итераций можно получить результат с высокой вероятностью, т.е. . (страница 2 внизу первого столбца) С другой стороны, в упомянутой вами статье в конце страницы 3 на странице 4 говорится, что вероятность невозможна для запросов. ϵ=1Nπ4Nϵ=1No(1)O(N)
Мухаммед Баварский
1
@MohammadBavarian: Я думаю, что это только в том случае, если число решений известно (или есть уникальное решение).
Робин Котари

Ответы:

3

Для полноты вот ответ.

Пусть обозначает сложность квантового запроса -error для вычисления функции а - это функция OR для битов, определяемая как . (Обратите внимание, что это отличается от проблемы, когда вам обещают, что вход имеет ровно 1, и цель состоит в том, чтобы найти это 1. Эта проблема может быть решена без ошибок в запросах .)Qϵ(f)ϵfORnnORn(x1,,xn)=i=1nxiΘ(n)

Тогда для всех ,ϵ[2n,1/3]

Qϵ(ORn)=Θ(nlog(1/ϵ)) .

Это следует из границ для квантовых алгоритмов малой и нулевой ошибок .

На самом деле, мы знаем что-то более общее. Для всех симметричных функций , которые являются функциями, которые зависят только от веса Хэмминга на входе, мы имеем это для всех ,fϵ[2n,1/3]

Qϵ(f)=Θ(Q1/3(f)+nlog(1/ϵ)) .

Это было показано в заметке о квантовых алгоритмах и минимальной степени полиномов с ошибками эпсилона для симметричных функций .

Робин Котари
источник