Ivanyos Gábor
Classial and quantum algorithms
for algebrai problems
(Klasszikus és kvantum-számítógépes
algoritmusok algebrai problémákra)
2007
1.1. A vizsgált feladatok
Az értekezésben különféle algebrai problémák algoritmikus vonatko-
zásait tárgyaljuk. Ezen problémák egy jó része mátrixalgebrák, illetve
modulusokstruktúrájávalkapsolatos.Azilyenfeladatokmaguktólérte-
t®d®en adódnak például soportok számítógépes reprezentáióelméleté-
ben, de felvet®dnek más struktúrákkal, például Lie-algebrákkal kapso-
latosszámítások során is.Hatékonymegoldásukjelent®sszerepet játszik
például a GAP [13 ℄ és a MAGMA[2℄ számítógépes algebrai rendszerek-
ben.
A mátrixalgebrás problémák mellett foglalkozunk olyan kérdések-
kelis, mint véges kommutatív soport szorzótáblájának tesztelése, mint
kvantum-kapukészletek számítási erejének algoritmikus vizsgálhatósága,
vagy mint az úgynevezett rejtett részsoport problémája. Ez utóbbi kö-
zösáltalánosításaolyanfeladatoknak,amelyekmegoldásábanakvantum-
számítógépekretervezettalgoritmusokexponeniálisangyorsabbakaz is-
mert klasszikus módszereknél és olyan érdekes problémáknak (például
gráfok izomorájának eldöntése), amelyeknek bonyolultságát intenzíven
vizsgálják.
1.2. Az alkalmazott módszerek
Adolgozatban kitüntetettszerepetjátszanakavéletlent használó al-
goritmusok, de bemutatunk determinisztikus eljárásokat is, ezek között
egy olyan eredménnyel, amely egy viszonylag egyszer¶ randomizált al-
goritmust helyettesít hatékony determinisztikus módszerrel. Ez utóbbi-
val hozható párhuzamba az az eredményünk, amelyben egy a kvantu-
mosvilágban természetesen adódó kvantumgépesmódszert váltunk ki
klasszikusrandomizáltalgoritmussalegykisitöbbletinformáióelérhet®-
ségénekfeltételezése mellett.Arejtettrészsoportproblémakörébenelért
kvantumgépeseredményünkben az alapvet® tehnikai összetev® egyfajta
alapszik.
1.3. Az értekezés szerkezete
Adisszertáiótízfejezetb®láll.Ezekközülazels®alegfontosabbered-
ményeket foglalja össze, a második pedig a vizsgált problémák elméleti
hátterétésa felhasznált algoritmikus módszerekettekinti át.Itt a többi
témánálrészletesebben tárgyaljuk azt a kvantumgép-modellt, amelyet a
kés®bbiekben használunk.
Eredményeinket a hátralev® nyol fejezetben mutatjuk be. Ezek kö-
zül öt foglalkozik mátrixalgebrákkal, illetve asszoiatív algebrák feletti
modulusokkal. Ebben a részben kitüntetett szerepet játszik a Jaobson-
radikál, az algebra legb®vebb nilpotens ideálja.Az utolsó háromfejezet-
ben kvantum-számítógépekkelkapsolatoseredményeketmutatunk be.
2. A f® eredmények
2.1. Algoritmusok mátrixalgebrákra és modulusokra
Az eredmények els® soportja mátrixalgebrákkal és modulusokkal
kapsolatos algoritmikus problémákra vonatkozik. Az ilyen algoritmu-
sok fontos szerepet játszanak a számítógépes matematika különböz® te-
rületein. Már szó volt a számítógépes reprezentáióelméletr®l és a Lie-
algebrákkalkapsolatosszámításokról.Itthaddemlítsünkmégegyalkal-
mazási irányt. A mátrixalgebrás eljárások fontos épít®kövei a [32 ℄ és a
[22 ℄ dolgozatokban javasolt nemkommutatív számelméleti algoritmusok-
nak,amelyekváratlanulszerephezjutottaka többsatornáskommuniká-
ióbanújabban alkalmazott kódolásieljárásokban [20 ℄.
A mátrixalgebrákkal kapsolatos korai algoritmikus jelleg¶ eredmé-
nyek közülitt L. E.Dikson 1923-banmegjelent m¶véb®l [5 ℄a nulla ka-
rakterisztikájúalaptest fölöttialgebrákradikáljának számításrakiválóan
alkalmaskarakterizáióját említenénk.Algebrákstruktúrájánakkiszámí-
FriedlKatalin ésRónyai Lajos 1983-as munkájában [12℄ lelhet® fel. Az-
óta a tárház jelent®s mértékben b®vült, immár a gyakorlatban legfon-
tosabb alaptestek feletti mátrixalgebrák legtöbb strukturális invariánsa
kiszámolhatópolinomid®ben.
Mintmáremlítettük,eredményeinkezensoportjábankitüntetettsze-
repetjátszikazegyikfontosstrukturálisinvariáns,aJaobson-féleradikál
(arövidségkedvéért:radikál).Egy
A
asszoiatívalgebraRad(A)
radikáljaA
-nak a legnagyobb nilpotens ideálja. Különféle alaptestekre ismertek a Dikson-féle jellemzés általánosításán alapuló módszerek, amelyek a ra-dikált(szemi-)lineáris egyenletrendszerekmegoldásávalszámítjákki.Vé-
gesalaptestekre RónyaiLajos adottel®szörpolinomidej¶módszert [31 ℄,
ennek W. Eberly készítette el egy a nem prímtest feletti algebrákra va-
lamivel hatékonyabban m¶köd® változatát [8 ℄. Véges testek transzen-
dens b®vítései feletti algebrákra a [23 ℄ dolgozatban található módszer,
amelyet diereniálalgebrában felmerül® problémákmegoldásárais lehet
használni [14 ℄. A legáltalánosabb
p
karakterisztikájú testek felett m¶- köd® hatékony módszer a [3 ℄ dolgozatban található. A m¶ködéshez egyolyan kiegészít® eljárás szükséges, amely megoldja az alaptest felett az
a 1 x p 1 + . . . , a m x p m = 0
alakúúgynevezettp
-szemilineárisegyenleteket.Az [I01 ℄ dolgozat alapján készült rövid harmadik fejezetben a radi-
kálszámítás egyalkalmazását mutatjuk be mátrixfélsoportokra:
•
Polinomid®beneldönthet®,hogyegyvégestestkonstanstranszen- deniafokú b®vítése feletti, generátorokkal adott mátrixfélsoportvéges-e.
Az [I99 ℄ ikken alapuló negyedik fejezet f® eredményeinek ismerteté-
sétegykis kerül®velkezdjük. Említettük,hogy
p
karakterisztikában a[3 ℄ dolgozatmódszerep
-szemilineárisegyenletrendszerekmegoldásán múlik.Az
x p 1 − ax p 2 = 0
nemnulla megoldásainak a megtalálása nyilván aza
együttható
p
-edikgyökénekkiszámításávalegyenérték¶.Gyökvonásmár- pedig supán a testm¶veleteket használó algoritmussal nem lehetséges:egy testelem
p
-edik gyökének létezése általános alaptest felett algorit-mikusan eldönthetetlen. Következésképpen ahogy W. Eberly megmu-
tatta [7℄ kommutatív mátrixalgebrák radikáljának kiszámítására sin-
senáltalános,sak atestm¶veletekethasználó módszer. Ennekkapsán
azt sejtette, hogy nins további nehézség a nemkommutatív esetben. A
[3℄ dolgozat alapján az adódik, hogy a kiszámíthatóság szintjén tényleg
ez a helyzet, de a módszer nem ad meg polinom idej¶ redukiót egyet-
lenkommutatívalgebraradikáljánakkiszámítására.Többekköztazilyen
visszavezetés létezésének kérdése kapsán kezdtük el vizsgálni a radikál
kiszámításának lehetséges alternatív (azaz nem a Dikson-féle jellemzés
általánosításainalapuló) módszereit.
Párhuzamosan W. A. de Graaf egy, a nulla karakterisztikájú Lie-
algebrákradikáljának kiszámítására szolgáló praktikusalgoritmuson dol-
gozott[15 ℄,amelysebességében agyakorlatban sokkalgyorsabbnakbizo-
nyultaDikson-féle jellemzéshezhasonlótételenalapuló"hagyományos"
módszernél. W. A. de Graaf eljárása úgynevezett Cartan-részalgebrák
kiszámításán (ld. [17 ℄) alapul. Módszerének gyakorlatban mutatott si-
keressége alapján arra jutottunk, hogy az asszoiatív esetben bizonyos
kommutatív részalgebrák (úgynevezett maximális tóruszok) hasznosak
lehetnek. (Megjegyezzük, hogy asszoiatív algebrák Lie-algebrájában a
Cartan-részalgebrákamaximális tóruszokentralizátorai.Az semmellé-
kes,hogymaximálistóruszokdeterminisztikuspolinomidej¶algoritmus-
saltalálhatók [16 ℄,s®t, sokféle alaptest esetében véletlenelemek segítsé-
gévelnagyongyorsankaphatók.) Anegyedik fejezet egyikf® eredménye,
hogyaz újmegközelítés megadja akeresett redukiót:
•
EgyA
mátrixalgebra radikáljának a kiszámítása determinisztikus polinomidej¶algoritmussal visszavezethet®egy olyankommutatívalgebra radikáljának a kiszámítására, amely faktora
A
egy részal-gebrájának.
A bemenet olyan mátrixokból áll, amelyek generálják
A
-t. A kimene-tetpedig olyan mátrixok alkotják, amelyek által generált ideál Rad
(A)
.Ugyanez az eredmény (sak egy másik polinommal az id®korlátot ille-
t®en), ha akimenetben és/vagya bemenetben lineáris bázisokat követe-
lünkmeg. Abonyolultságotavégrehajtotttestm¶veletekszámábanmér-
jük.
Annakkedvéért,hogymegmutathassukakapsolatotakövetkez®két
fejezet tartalmával, megemlítjük, hogy a fenti algoritmust megalapozó
struktúratételekaztmondjákki,hogyRad
(A)
felbomlik kétlineárisalte-rének összegére,amelyekb®l az egyika
T
maximális tórusz entralizáto- ránaka radikáljaáltalgenerált ideál, amásik pediga kommutátorokbólálló
[A, C]
altér,aholC
aT
tóruszazonelemeib®láll,amelyekentrálisakmoduloRad
(A)
.A kés®bbiekbenC
-re mintT
szemi-entrális részére és az[A, C]
altérre mint Rad(A)
kommutátor-részére hivatkozunk. Termé- szetesenahhoz, hogy aC
szemi-entrális részt Rad(A)
el®zetes ismeretenélkül kiszámítsuk, szükségünk van
C
egy alternatív jellemzésére. Egy ilyenjellemzést megis adunka dolgozatban.Kidolgoztunk egy, a fent említettredukiós módszer elvi részein ala-
pulóvéletlent használómódszertis,amelyolyanperfekttestekfelettm¶-
ködik, amelyekben polinomok négyzetmentes részét hatékonyan ki lehet
számítani.Azalgoritmustegykiegészítettinputmodellelírtukle:feltéte-
leztünkegy olyan eljárássegítségétis, amely
A
-nak bizonyos algebraiér-telemben vett"véletlen"elemeitállítjael®. A"véletlen" alattaztértjük,
hogyaeljárásáltalkiadottelemek jóeséllyelelkerülikrögzített alasony
fokú polinomok zérushelyeit. Megjegyezzük, hogy ez a feltétel közvetve
aztis maga után vonja, hogy az alaptestnek "elég nagynak" kell lennie.
Fordítva, ha az alaptest "elég nagy" és
A
-nak egy lineáris bázisa adott,akkor egy ilyen eljárás
O(n 4 )
id®ben implementálható elég nagy tarto- mányból véletlenül választott együtthatókkal vett lineáris kombináióksegítségével. Ugyanakkor ha
A
-nak sak algebra generátorai állnak ren- delkezésre,akés®bbrészletesebbenistárgyalandóMeatAxe[21 ℄program-rendszervéletlenelem-generátoranéhánymátrixszorzásárán agyakorlat-
ban jól használható elemeket ad. Algoritmusunk eredménye egy olyan
rendszer, amely mint ideált generálja Rad
(A)
-t. Egy ilyen rendszerb®l persze polinom id®ben kiszámolható Rad(A)
egy lineáris bázisa is, denagydimenziósradikáleseténezapolinomelégmagasfokú.Ugyanakkor
sokgyakorlati esetbentényleg elég ideál-generátorokat megadni.Rando-
mizált algoritmusunk bonyolultságát itt az egyszer¶ség kedvéért abban
afontosspeiális esetbenismertetjük,amikoragenerátorok száma kons-
tans.
•
Tegyük fel, hogyK
egy perfekt test és azA ≤ M n (K)
mártix-algebra
m
generátorral adott, aholm
konstans. Ekkor nagyjábólO(n 4 )
alapm¶velettel el®állítható mátrixok egy olyan rendszere, amely általgeneráltideál éppen Rad(A)
.Fent
M n (K)
-valaszokásoknakmegfelel®enaK
testelemeib®lállón × n
-esmátrixok alkotta algebrát jelöltük.Az eredménypontos leírása az ér-
tekezésben Theorem 4.3 ím alatt szerepel. Az algoritmus Monte Carlo
típusú,azaz kis valószín¶séggel az output lehet hibás is. A hiba valószí-
n¶sége a szokásos módon ismétléssel exponeniálisan kisivé tehet®.
Afenti hozzávet®leges ismertetésben a durva
O(n 4 )
-eskorlátból elhagy-tunkpolilogaritmikusfaktorokat.Elhanyagoltuktovábbánagyjából
O(n)
algebraiértelemeben vettvéletlen elemel®állításának ésugyanannyi po-
linom négyzetmentes részének a költségét. Az
O(n 4 )
-es korlát poliloga-ritmikus faktor erejéig akkor igaz tehát, ha a
K
test felett a polinomoknégyzetmentesrésze kiszámítható
O(n 3 )
m¶velettel ésO(n 3 )
m¶velettelnyerhet®k "véletlen" elemek
A
-ból. Megjegyezzük, hogy nulla karakte- risztikában vagyvégestestekfelett azel®bbifeladat közellineáris id®benmegoldható.Ha
A
bázisa is adottésa véletlen elemeket véletlenlineáriskombináiók képzésével állítjuk el®, akkor a módszer költsége (a legtöbb
fontosalaptestfelett)nagyjából
O(n 5 )
.Az összehasonlításkedvéértmeg- jegyezzük, hogy 0 karakterisztikában a Dikson-féle jellemzésen alapulómódszerköltsége tudomásunk szerint legalább
n 6-osnagyságrend¶.
Az ötödik és hatodik fejezetekben a fenti módszerével közeli rokon-
ságbanállóalapelveken m¶köd® algoritmusokat ismertetünk végestestek
letlen elemek konstruálhatósága helyett azt tesszük fel, hogy egy olyan
segédeszköz áll rendelkezésre, amely az algebra véletlen elemeit adja az
uniform(vagylegalábbis megközelít®leguniform)eloszlás szerint.
Sok esetben mint például a már érint®legesen említett MeatAxe
rendszeresetébenelegend®aradikálegynemtriviáliselemétel®állítani.
A MeatAxe egy széles körben elterjedt eljárásgy¶jtemény véges testek
feletti algebrák feletti modulusok kezelésére. A legfontosabb alkotóelem
egyfajta konstruktív irreduibilitás-teszt, amely reduibilis modulusok-
bantalálegy nemtriviálisrészmodulust.R. Parkereredeti módszere [30 ℄
a gyakorlatban kit¶n®en m¶ködik kis alaptestek esetén. D. F. Holt és
S. Rees kidolgozott egy általánosabb esetben is hatékony, véletlen ele-
mekethasználó eljárást. Az új módszer elméletben is ésa gyakorlatban
is igen jól teljesít tetsz®leges véges alaptest felett, kivéve néhány spei-
ális szerkezet¶algebraosztályt. Észrevettük,hogy ezekben a kedvez®tlen
esetekbenaradikál"kommutátor-része"(ld.fentebb)játszikjelent®ssze-
repet. Az is kiderült, hogya rossz esetekben egy primitív idempotenssel
helyettesíteni lehet a maximális tórusz szemi-entrális részét. Primitív
idempotens pedig igenjó eséllyelnyerhet®véletlenelemkarakterisztikus
polinomjának felbontása segítségével. Ezt a gondolatmenetet az [IL00 ℄
dolgozatalapjánkészültötödikfejezetbenfejtjükkirészletesen.Az ered-
ményakövetkez®:
•
AHolt-ReesféleMeatAxeeljáráslényegeslassulásnélkülkiegészít- het®egyolyanalgoritmussá,amelypozitívkonstansvalószín¶séggelminden reduibilis modulusban találegyvalódirészmodulust.
A kiegészítéssel együtt a MeatAxe eljárás egy Las Vegas típusú algo-
ritmussá válik. Egy Las Vegas típusú randomizált eljárás kis valószín¶-
séggel lehet sikertelen, de sosem ad hibás kimenetet. Kisit konkrétab-
ban, a kiegészített MeatAxe pozitív konstans valószín¶séggel vagy egy
irreduibilitás-bizonyítást,vagyegyvalódirészmodulusttalál.Az ötödik
GAP[13 ℄ ésaMAGMA[2℄ rendszerekben isimplementálták.
Algebrákradikáljánakkiszámításáraszolgáló,általánostestfelettm¶-
köd®módszerünkbenasz¶kkeresztmetszetnekamaximálistóruszszemi-
entrális részének a kiszámítása bizonyult. Párhuzamosan W. Eberly és
M. Giesbreht javasolt egyigen gyors módszert véges testekfeletti félig-
egyszer¶ (triviális radikállal rendelkez®) algebrák felbontására [9℄. Dol-
gozatukban ®kis azalgebra véletlenelemeinek konstruálhatóságát felté-
telezték. Felvetették, hogy ki lehet-e terjeszteni eljárásukat nemtriviális
radikálesetéreis.Az[I00 ℄dolgozatalapjánkészülthatodikfejezetbenegy
ilyen kiterjesztéssel foglalkozunk. Eberly és Giesbreht észrevette, hogy
f®eszközük, aprimitív idempotensekegy teljesortogonális rendszerének
hatékonykonstruálhatóságára vonatkozóeredményükérvényesaz általá-
nos esetben is. Ezen a nyomon indultunk el. Primitív idempotensektel-
jes ortogonális rendszere egy maximális felhasadó tórusznak felel meg.
Módszerünklényegeaz, hogyegy ilyen tórusznak aszemi-entrálisrésze
gyorsanmegtalálható.A felhasználteszközöksegítségévelezutánaz ere-
deti élnál egy kisit többet is el lehet érni: nemsak a radikál, hanem
egyWedderburn-komplemens(a radikálszerinti faktorral izomorfrészal-
gebra) is megkonstruálható hatékonyan. Eredményünk konstans sok ge-
nerátorralmegadott algebrákesetére nagyvonalakban a következ®:
•
Tegyük fel, hogyK
egy véges test és azA ≤ M n (K)
algebram
generátorral adott, ahol
m
állandó. Ekkor nagyjábólO(n 3 )
m¶ve-letet felhasználó Las Vegas típusú módszerrel megtalálható mátri-
xoknakegyolyanrendszere,amelyáltalgeneráltalgebra
A
-banegyWedderburn-komplemens, továbbáegy olyan rendszeris, amelyál-
tal generáltideál
A
radikálja.Megjegyezzük, hogy módszerünknek egy Monte Carlo típusú változata
(aholaválaszhelyességenemgarantált)
O(n 3 )
-nélvalójábanalasonyabbbonyolultságú: polilogaritmikus számúmátrix összeszorzásánaka költsé-
gévelarányos, akársakEberlyésGiesbreht eljárása.
utolsóban, a[CIK97 ℄ dolgozat egyesrészei alapján készültrövid hetedik
fejezetben egy egyszer¶ feladat megoldására mutatunk determinisztikus
polinom idej¶ módszert. A feladat modulusokizomorájának konstruk-
tívváltozata:döntsükel,hogykétmodulusizomorf-e,éshaigen,adjunk
ismegizomorzmust.Haaz alaptestelégnagy,afeladatraegyszer¶ran-
domizált módszer adódik: ha a két modulus izomorf, akkor egy véletle-
nül választott morzmus az egyikb®l a másikba valójában izomorzmus
lesz.Ittazizgalmaskérdésaz,hogyhelyettesíthet®-e avéletlenthasználó
módszerpolinomidej¶determinisztikussal.Megmutatjuk,hogyalegtöbb
fontosalaptest felett igen:
•
Tegyükfel,hogyK
egyolyantest,amelyfelettimátrixalgebrákra- dikáljánakkiszámításárapolinomidej¶determinisztikusalgoritmusvan.Ekkor
K
-algebrákfelettimodulusokkonstruktívizomorzmus- problémájára is van polinom idej¶determinisztikus módszer.Látható,hogy ebben a fejezetben is fontos szerepetkap a radikál kiszá-
mítása.Itt történetesen azért, mert a fejezet f® tehnikai eszköze, a ik-
likusmodulusokgenerátorátel®állítódeterminisztikus algoritmus általá-
ban nem m¶ködik a nem-féligegyszer¶ esetben. Megjegyezzük továbbá,
hogy a vizsgált feladat speiális esete az el®ször J. Edmonds által [10 ℄
felvetett és azóta is sokat vizsgált kérdésnek: létezik-e hatékony deter-
minisztikus módszer maximális rangú mátrix keresésére mátrixok lineá-
ristereiben.Afeladatgazdagéstartalmaskombinatorikaikapsolataival
foglalkozik LovászLászló ikke [28 ℄. Domokos Mátyás a problémávalkö-
zelirokonságban állóinvariánselméleti eredményeketértel a[6℄ ésegyes
aztkövet® publikáióiban.
2.2. Kvantum-számítógépekkel kapsolatos eredmények
R. P. Feynmann vetette fel el®ször azt az ötletet, hogy a kvantum-
jelenségeket esetleg hatékony számításra fel lehet használni [11 ℄. A
feladat felfedezése után P. Shor publikálta 1994-ben az els® két igazán
életszagú alkalmazást [33 , 34℄: az egészek törzstényez®s felbontását el-
végz®,valamint adiszkrét logaritmustkiszámolópolinomidej¶kvantum-
algoritmusát. NemsokkalShor eredményeinek bemutatásátkövet®en je-
lentmegL.Groverkvantumgépesalgoritmusa[18 ℄,amellyelegy
n
elem¶adatbázisban
√ n
lekérdezéssel lehet keresni. Ezek az eredmények jelen- t®slökéstadtakakvantum-számítógépekzikaimegvalósításárairányulópróbálkozásoknak, és felkeltették az érdekl®dést a számítási problémák
kvantum-számítógépes algoritmikus bonyolultsága iránt is. A dolgozat
utolsóháromfejezetébenilyenterületeketérint®eredményeketmutatunk
be.
Az [I07℄ dolgozat alapján készült nyoladik fejezet összekapsolja
az értekezés reprezentáióelméleti részéta kvantumgépekkel kapsolatos
problémákkal.Ittazonbanalgebrákreprezentáiói helyettsoportok rep-
rezentáióit tekintjük. Önmagábana bemutatott algoritmus nem nehéz,
ahelyességénekazigazolásaviszontnagyonisaz.Avizsgáltalgoritmikus
kérdés tulajdonképpen kvantumgépek zikai megvalósításával kapsola-
tos:annakeldönthet®sége,hogyeszközökúgynevezettkvantumkapuk
egyadottkészletealkalmas-e arra,hogyáltalánoskvantum-számítógépet
építhessünkbel®le.
Valamivelrészletesebben,egy
n
kvantumbiteskapuegyunitértransz-formáióaz
n
kvantumbitállapotaitmagábanfoglaló2 ndimenzióskomp-
lexeuklideszi téren. Egy
n
bites kapuN (N − 1) · · · (N − n + 1)
félekép-pen satlakoztatható
N ≥ n
bitre, így ennyiféleképpen fogható felN
kvantum biteskapuként.Aztmondjuk,hogy
n
kvantum biteskapukegykészlete
N
-univerzális,ha akészletbeli kapukösszesN
-bitrevalósatla-koztatásából nyert készlet a
2 N dimenzióstéren ható unitér soportnak
egy s¶r¶ részsoportját generálja. Ez annak felel meg, hogy minden
N
bitestranszformáiótetsz®legespontossággalmegközelíthet®akészletb®l
vettkapukból álló eszköz segítségével. Valamivelpontosabban: Itt a s¶-
r¶séget projektív értelemben tehát modulo a skalármátrixok kell te-
amelyekegymás skalárszorosai.
Viszonylag egyszer¶en igazolható, hogy
N ≥ max { 2, n }
-re azN
-univerzalitásegy
N
-benmonotontulajdonság.Teháthaegyn > 1
kvan-tumbites készlet
N
-univerzális valamelyN ≥ n
-re, akkorN ′-univerzális
minden N ′ > N
-re is. Ez alapján n > 1
esetén egy n
kvantum bites ka-
pukészletet univerzálisnak nevezünk, ha létezik olyan
N > n
, melyre akészlet
N
-univerzális.Azuniverzalitásegyfajtavégs®soronvalóalkalmas- ságot jelent általános kvantum-számítógép építésére. AdottN
-re azN
-univerzalitás tesztelése eldönthet® a generált soportZariski-lezártjának
kiszámításaútján, például H.Derksen, E.Jeandel ésP.Koiranmódsze-
rével [4℄. Ebb®l hasak nem tudunk valamilyen korlátot adni a legki-
sebbolyan
N
-re, amelyre egy univerzális kapukészlet márN
-univerzális nem következik azonnal, hogy az univerzalitás algoritmikusan eldönt-het®. A nyoladik fejezet f® eredménye szerint azonban megadható egy
ilyenkorlát:
•
Ha egyn
kvantum bites kapukészlet univerzális, akkor márN
-univerzális bármely
N ≥ 255n
-re. Következésképpen az univerzali- tás algoritmikusan eldönthet® tulajdonság.Megközelítésünkb®lvalójábanazisadódik,hogyegy
m
elem¶készletreazN
-univerzalitás eldönthet® egym · 2 O(N ) egyenletb®lálló 2 O(N)-változós
homogén lineáris egyenletrendszer segítségével. S¶r¶ reprezentáió ese-
tén, azaz ha az input a kapukat leíró mátrixok
m · 2 2n eleméb®l áll,
N = 255n
-reazegyenletrendszerméretemégmindigpolinomiálisn
-ben,
igaz,nagyonnagykitev®vel.AkorlátbizonyításaegyrésztR.Guralnikés
P. H. Tiep egy, a véges soportok reprezentáióelmélete területér®l való
2005-ös, a véges egyszer¶ soportok osztályozását falhasználó eredmé-
nyét[19 ℄,másrésztD.LazardnulldimenziósideálokHilbert-függvényének
regularitására vonatkozó korlátját [27℄ használja fel. Figyelemre méltó,
hogya véges egyszer¶ soportok osztályozása szerepet játszik egy ilyen,
látszatranumerikusjelleg¶ problémánál.
letveaz[FIMSS03 ℄függelékébenmegjelentmódszertalaposabbankifejt®
[I07pre℄ikkalapjánegyolyankvantum-algoritmustmutatunkbe,amely
rejtettrészsoportokat talál feloldható soportok egy bizonyos osztályá-
ban.
Mindazokaszámításifeladatok,amelyekreamainapigaklasszikusnál
exponeniálisan gyorsabb kvantum-algoritmust találtak, többé-kevésbé
közel állnak az úgynevezett rejtett részsoport problémájához. Ezzel a
feladattal közöskeretbe foglalhatók a Shor által megoldott problémák
diszkrét logaritmus számítása, továbbá egészek multiplikatív rendjének
kiszámításamoduloösszetett számok(ezutóbbi afaktorizáióban szere-
pet játszó eszköz) és még több más érdekes feladat is. Közelebbr®l, a
rejtettrészsoportproblémája akövetkez®. Tegyük fel, hogyegy haté-
kony kiértékel® algoritmus vagy egy orákulum segítségével adott egy,
a
G
véges soporton értelmezettf
függvény, amelyre az teljesül, hogyvan
G
-nek egy olyanH
részsoportja (a rejtett részsoport), amelyre az igaz, hogy azf (x)
és azf (y)
értékek akkor és sak akkor egyenl®k, haxH = yH
(szavakban:x
ésy
aH
részsoportnak ugyanabba abaloldalimellékosztályába esik).Afeladata
H
részsoportmeghatározása,lehet®- legaz ábrázolási méretben (azazlog | G |
-ben)polinomid®ben. Mígkom-mutatívsoportokra tényleg létezik polinom idej¶megoldás ld. [26 , 29 ℄,
a nemkommutatív soportok esete jelenleg is intenzíven vizsgált terület
(nemkisrésztazért,mertpéldáulgráfokizomorzmusánakkérdéseisfel-
foghatótermészetesmódonegyrejtettrészsoport-problémaként a szim-
metrikussoportban).Azintenzíver®feszítésekellenéreazösszessoport,
amelyre jelenleg polinom idej¶ kvantum-algoritmus ismert rejtett rész-
soportok megdatálására igen közel áll ahhoz, hogykommutatív legyen.
Ilyensoportok egyviszonylag szélesosztályáramutatunk bemódszert a
kilenedikfejezetben.
•
Kvantum-számítógéppel polinomid®ben megoldhatóarejtettrész- soport problémája olyan véges, konstans feloldható hosszúságúsoportokban, amelyeknek a kommutátor részsoportja konstans
Megjegyezzük,hogy2003-ban, amikoraz [FIMSS03 ℄dolgozat megjelent,
a fent említett osztály tartalmazta majdnem az összes ismert polinom
idej¶rejtett részsoportkeres®vel rendelkez® soportot.Jelenleg az emlí-
tésreérdemeskivételekbizonyosolyannilpotenssoportok,amelyekneka
kommutátorrészsoportja márkommutatív, ld[1 ,24 , 25 ℄.Az eljárásban
alkalmazottmódszeregy,arejtettrészsoportproblémájánakalkalmasan
megválasztott általánosításán alapuló indukió, ahol az indukiós lépés
voltaképpen az általánosított Reed-Mullerkódok elvén m¶köd® statisz-
tikaidöntés.
Azértekezésutolsó,tizedikfejezeteaz[FIS05 ℄dolgozatbizonyosrészei
alapján készült. Az eredmény a hetedik fejezet algoritmusával hozható
párhuzamba. Ott egy véletlent használó klasszikus algoritmust váltot-
tunk ki hatékony determinisztikussal, itt egy kvantum-algoritmussal vi-
szonylag egyszer¶enmegoldható feladatban keressük azt,hogy hatékony
megoldásáhozmennyiszükségesakvantum-számítógéperejéb®l.Megmu-
tatjuk, hogy a kvantum-algoritmus kiváltható polinom idej¶ klasszikus
randomizáltmódszerrel, feltéve, hogykezünkben van egy soportelemek
rendjének többszörösét kiszámoló eljárás. Teháta kvantum-gép erejéb®l
valójábanvalamivelkevesebbetiseléghasználni,mintShor nevezetes al-
goritmusa.
•
Egyvégeshalmazonadottbinárism¶veletitáblárólatáblaméreté-nek logaritmusában polinomidej¶ klasszikusrandomizáltmódszer-
rel tesztelhet®, hogy egy adott számot osztó exponens¶ kommu-
tatív soport szorzótáblája-e. A tesztel® algoritmusokkal szemben
szokásosan támasztottkövetelményekszerint az algoritmus mindig
elfogadja a megfelel® soportok szorzótábláit ésnagy valószín¶ség-
gel elutasítja azokat, amelyek"távol" állnakegy megfelel® soport
szorzótáblájától.
A fent alkalmazott távolság egyfajta szerkesztési (az átírás mellett tör-
enyhénszublineárisak voltakatáblázatméretében,tehátezekhezképest
exponeniális gyorsulást sikerült elérni.
Az értekezés alapjául szolgáló publikáiók
[CIK97℄ A. Chistov, G. Ivanyos, M. Karpinski, Polynomial time algo-
rithms for modules over nite dimensional algebras, Pro. 1997 IS-
SAC,6874.
[FIMSS03℄ K.Friedl,G.Ivanyos,F.Magniez,M.Santha,P.Sen,Hidden
translationandorbit osetinquantumomputing, Pro. 35th ACM
STOC, 19,2003.
[FIS05℄ K.Friedl,G.Ivanyos,M.Santha,Eienttestingofgroups,Pro.
37th ACM STOC,157166, 2005.
[I99℄ G. Ivanyos, Finding the radial of matrix algebras using Fitting
deompositions,Journal ofPureand Applied Algebra 139,159-182,
1999.
[I00℄ G.Ivanyos,Fastrandomizedalgorithms forthe strutureof matrix
algebrasovernite elds,Pro. 2000 ISSAC,175183.
[I01℄ G.Ivanyos, Deidingnitenessformatrix semigroupsoverfuntion
eldsovernite elds,IsraelJournal of Mathematis124, 185188,
2001.
[I07℄ G. Ivanyos, Deidinguniversalityof quantumgates,Journal of Al-
gebra 310, 4956, 2007.
[I07pre℄ G. Ivanyos, On solving random systems of linear disequations,
Submitted. Preprint: arXiv:0704.2988 [quant-ph℄, 2007.
[IL00℄ G.Ivanyos,K.Lux,TreatingtheexeptionalasesoftheMeatAxe,
Experimental Mathematis 9, 373381, 2000.
[1℄ D.Baon, A.Childs,and W.vanDam.From optimalmeasurement
to eient quantum algorithms for the hidden subgroup problem
over semidiret produt groups. Pro. 46th IEEE FOCS, 469478,
2005.
[2℄ J. J. Cannon, W. Bosma (Eds.) Handbook of Magma Funtions,
Edition 2.13, 2006, (http://magma.maths.usyd.edu.au/magma).
[3℄ A.M. Cohen,G. Ivanyos, D.B.Wales,Findingtheradialof anal-
gebraoflineartransformations,JournalofPureandAppliedAlgebra
117118, 177193 1997.
[4℄ H.Derksen,E.Jeandel,P.Koiran,Quantumautomataandalgebrai
groups, J.Symb. Comp. 39, 357371,2005.
[5℄ L. E. Dikson, Algebras and Their Arithmetis, The University of
ChiagoPress, Chiago, 1923.
[6℄ M. Domokos,Relative invariantsof
3 × 3
matrixtriples,Linear andMultilinear Algebra 47,175190, 2000.
[7℄ W.M. Eberly,Computationsfor Algebrasand GroupRepresentati-
ons,PhD. thesis,Dept. ofComputerSiene, UniversityofToronto,
1989.
[8℄ W.M.Eberly,Deompositionofalgebrasoverniteeldsandnum-
berelds, Computational Complexity1, 179206, 1991.
[9℄ W. M. Eberly,M. W. Giesbreht,Eient deomposition ofassoi-
ative algebrasovernite elds,J.Symb. Comp. 37,3581, 2004.
[10℄ J. Edmonds, System of distint representatives and linear algebra,
Journal of Researhof the National Bureau of Standards 718, 241
245, 1967.
sis 21,467488, 1982.
[12℄ K. Friedl, L.Rónyai, Polynomial timesolution of some problemsin
omputational algebra,Pro. 17th ACM STOC,153162, 1985.
[13℄ The GAP Group, GAP Groups, Algorithms, and Programming,
Version 4.4.9, 2006 (http://www.gap-system.org)
[14℄ M.Gisbreht,Y.Zhang,Fatoringanddeomposingorepolynomials
over
F q (t)
,Pro. 2003 ISSAC,127-134, 2003.[15℄ W. A. de Graaf, Using Cartan subalgebras to alulate nilradials
and Levi subalgebras of Lie algebras, J. Pure and Applied Algebra
139, 2539, 1999.
[16℄ W. A. de Graaf, G. Ivanyos, Finding maximal tori and splitting
elementsinmatrixalgebras, In:F.van Oysteayen,M.Saorin(eds),
Interation between Ring Theory and Representations of Algebras,
LetureNotesinPureandApplied Mathematis210,MarelDekker,
95105, 2000.
[17℄ W. A. de Graaf, G. Ivanyos, L. Rónyai, Computing Cartan subal-
gebras of Lie algebras, Appliable Algebra in Engineering, Commu-
niation andComputing 7, 7190, 1996.
[18℄ L.Grover,Afastquatummehanialalgorithmsfordatebasesearh,
Pro. 28th ACM STOC, 212219, 1996.
[19℄ R.M. Guralnik,P.H.Tiep,Deompositionsofsmalltensor powers
and Larsen'sonjeture, Represent. Theory 9, 138208, 2005.
[20℄ C. Hollanti, J. Lahtonen, K. Ranto, R. Vehkalahti, On the den-
sest MIMO latties from yli division algebras, Prepint ar-
Xiv:s/0703052v1[s.IT℄, 2007.
Math. So. Ser. A 57, 116, 1994.
[22℄ G.Ivanyos, L.Rónyai,Findingmaximalorders insemisimplealgeb-
rasover
Q
,Computational Complexity 3, 245261, 1993.[23℄ G. Ivanyos, L. Rónyai, Á. Szántó, Deomposition of algebras over
F q (X 1 , . . . , X m )
,AppliableAlgebrainEngineering,Communiation andComputing 5, 7190, 1994.[24℄ G. Ivanyos, L. Sanselme, M. Santha, An eient quantum algo-
rithmforthehiddensubgroupprobleminextraspeialgroups,Pro.
STACS 2007, Springer LNCSVol. 4393, 586597, 2007.
[25℄ G. Ivanyos, L. Sanselme, M. Santha, An eient quantum algo-
rithmfor thehidden subgroup probleminnil-2groups Preprint ar-
Xiv:0707.1260 [quant-ph℄, 2007.
[26℄ A.Kitaev.QuantummeasurementsandtheAbelianStabilizerProb-
lem.Tehnial reportarXiv:/quant-ph/9511026, 1995.
[27℄ D.Lazard,Résolutiondessystèmesd'équationsalgébriques,Theoret.
Comput. Si. 15,77110, 1981
[28℄ L.Lovász, Singularspaes ofmatriesandtheir appliation inom-
binatoris,BulletinoftheBrazilianMathematialSoiety20,8799,
1989.
[29℄ M.Mosa,QuantumComputerAlgorithms,PhD Thesis,University
of Oxford, 1999.
[30℄ R. A. Parker, Theomputer alulation ofmodularharaters (the
Meat-Axe).In: ComputationalGroupTheory,AademiPress,267
274, 1984.
[31℄ L. Rónyai, Computing the struture of nite algebras, J. Symboli
gebras overQ,Computational Complexity 2,(1992a),225243.
[33℄ P. Shor. Algorithms for quantum omputation: disrete logarithms
and fatoring.Pro. 25th IEEE FOCS, 124134,1994.
[34℄ P.Shor,Polynomial-timealgorithmsforprimefatorizationanddis-
retelogarithmsonaquantumomputer,SIAMJ.onComputing26,
14841509, 1997.