bucket-brigade 首次全架构实验

2025 年,浙江大学团队在可编程超导处理器上完成首个完整 bucket-brigade QRAM 架构实验:全循环查询、隐形传态层间连接与错误注入下的误差局域化证据,一次到位。

图:浙江大学 bucket-brigade QRAM 实验——超导处理器上的 QRAM 架构、隐形传态连接与两层/三层查询性能;错误注入实验给出被查询路径斜率 -0.255 对最远分支 -0.005 的误差局域化证据(来源:QR005)

器件与角色分配:16 个比特扮一棵树

Shen 等 2026(Nat. Phys.,arXiv:2506.16682)的载体是一台 2D 方格阵列超导处理器:每个量子比特配独立微波线与磁通线,近邻间由可调耦合器连接,读出腔经 Purcell 滤波器加强耦合后读出耗时约 500 ns。并行基准(同时交叉熵基准)给出单比特门保真度中位数约 99.96%、CZ 门约 99.7%;读出误差用响应矩阵 $R_{ij}=P(m=i|t=j)$ 标定并以逆矩阵修正。两层与三层 QRAM 共动用 16 个比特,每个树节点由一对量子比特扮演:开关比特(router address,存路由方向)加总线比特(router data,载信号)——这正是无等待态的两能级路由器(谱系与代价见 两能级路由器)。两能级化有一条实验上极有用的副产品:整循环结束后全部开关必须回到 $|0⟩$,于是路由比特本身成了免费错误探测器(推导三)。

路由开关的单元质量:补充材料给出 16 种(开关态 × 输入态)组合下的路由保真度介于 0.931–0.960、平均约 0.95——低于 Stanford Q² 路由器的 95.3%(Miao 等 2025)与中科大 TCG 路由器的 95.74%(中科大路由器实验):全循环实验用了更重的路由分解(推导一),单元保真度让位于系统级闭环。

推导一:功能等价酉分解——把 Fredkin 换成子空间酉

路由操作的原生形态与被浪费的自由度

电路化 bucket-brigade 中,一次路由操作由一对 CSWAP 构成;CSWAP 用 CZ 合成,不计拓扑约束最少 7 个(Chau–Wilczek 型),方格近邻连接性下 8 个,故单个路由门要 16 个 CZ。浙大团队的观察是:QRAM 电路只在特定子空间使用路由器,满空间 CSWAP 有一半作用是白付的。按路由方向分两种情形:

• 下行路由(数据向叶端传播):输入端口连向控制比特与两个输出比特,且两个输出比特在被操作前必有一个处于 $|0⟩$(还没有任何分支的总线到达);
• 上行路由(数据向根回收):在控制比特处于 $|0⟩$ 或 $|1⟩$ 的计算子空间内,输出比特在操作前恒为 $|0⟩$——即控制比特为 $|1⟩$ 时,两个目标比特中必有一个是 $|0⟩$。

以三比特子空间(控制 $Q_c$ + 两目标)写出约束:合法的替代酉 $U^{\prime }$ 只需满足

$$U^{\prime }|0{⟩}_c|\psi {⟩}_t=|0{⟩}_c|\psi {⟩}_t,U^{\prime }|1{⟩}_c|00⟩=|1{⟩}_c|00⟩,U^{\prime }|1{⟩}_c|10⟩=|1{⟩}_c|01⟩.$$

三条约束钉死 8 个计算基中的 6 个,余下 $|101⟩,|111⟩$ 上的作用是自由参数,一般形式为二维酉块

$$\left(\begin{array}{cc}a& b\\ -e^{i\theta }{b}^{\ast }& e^{i\theta }{a}^{\ast }\end{array}\right),a^2+b^2=1.$$

用变分合成方法(Cpflow)在等价类中极小化 CZ 数,选出最省的一支:

$$U^{\prime }=\left(\begin{array}{cccccccc}1& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 0& 1& 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 1& 0& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 1& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 1& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0& 1& 0\\ 0& 0& 0& 0& 0& 1& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0& -1\end{array}\right),$$

即恒等变换外加 $|101⟩\leftrightarrow |110⟩$ 对换与 $|111⟩\mapsto -|111⟩$ 相位。对下行路由还可更省:只要求在与 CSWAP 重叠的四个基 $\{|000⟩,|010⟩,|100⟩,|110⟩\}$ 上一致,得 7 CZ 的 $U^{\prime \prime }$;上行路由专用的四比特版 $U^{\prime \prime \prime }$ 需 12 CZ。

CZ 账与保真度的指数律

Shen 等 2026 的门级账:控制比特只连一个目标时,$U^{\prime }$ 用 5 个 CZ、过程层析保真度 0.9547(Fredkin 型 8 个 CZ、0.9324);两目标时 8 个 CZ、0.9330(对照 10 个、0.9187);完整路由门 10 个 CZ、0.8935(Fredkin 型 16 个 CZ、0.8529;另一连接性下 20 个 CZ、0.8218;$U^{\prime \prime \prime }$ 12 个、0.8848)。这批数字藏着一个干净的经验律:把过程层析保真度写成 CZ 数 $m$ 的指数函数 $F\approx f^m$,逐行反解出单 CZ 等效保真度

$$f=0.9547^{1/5}=0.9908,0.9330^{1/8}=0.9914,0.8935^{1/10}=0.9888,0.8218^{1/20}=0.9902,\cdots$$

全部落在 $f\approx 0.989\text{–}0.991$,与器件 CZ 中位保真度 99.7% 加上分解中的单比特门与闲置退相干相容(本词条验算)。这意味着在固定错误率下,路由门保真度由 CZ 数唯一决定——压门数就是压错误,30% 的深度削减直接兑换成保真度。映射层面的总账(按 H-tree 递归映射 + 隐形传态计入):两层电路 CZ 深度 200 对 93(削 53.5%),三层 438 对 219,十三层仍有 3414 对 2195(削 35.7%)——“深度降低超过 30%” 的主张在这份账上处处成立。编译到 16 比特实际布局后,两层全循环电路含 41 层 CZ。

推导二:五阶段全循环的形式化

五个阶段的比特角色

两层实验的完整循环把 16 个比特按阶段复用成:地址寄存器 $a_0,a_1$(循环首尾复用第一层开关比特与辅助比特)、路由开关 $A,A_0,A_1$、路由总线 $D,D_0,D_1$、数据寄存器 $d$ 与传态辅助比特。五个阶段依次为:

1. 地址载入:$a_0$ 所占物理比特转任第一层开关 $A$;一次路由操作把 $a_1$ 的信息载入第二层开关 $A_0,A_1$;SWAP 把 $A$ 挪回原 $a_1$ 位置;
2. 数据载入:总线根 $D$ 初始化为 $|+⟩$,经路由操作铺到 $D_0,D_1$;
3. 数据写入:按经典位值选择性施加写入门(见下);
4. 数据读取:路由把数据收回 $D$,经 Hadamard 转回计算基,再由隐形传态把状态从 $D$ 搬到数据寄存器 $d$;
5. 地址取回:$A$ 换回原位,路由逆序把 $A_0,A_1$ 的方向信息收回——全部开关复位 $|0⟩$。

三层实验(16 比特、8 个数据位 $x_{000}\text{–}{x}_{111}$)同一结构,唯读取末端不用传态而以两个 SWAP 直接把总线搬回 $d$。

相位编码:写入门为何对闲置比特无感

经典数据写入用 $|\pm ⟩$ 基相位编码:总线上欲写位值 $x$,施加 $Z^x$:

$$Z^x|+⟩=\frac{|0⟩+(-1{)}^x|1⟩}{\sqrt{2}},H{Z}^x|+⟩=x|1⟩(x\in \{0,1\}),$$

读出端一个 Hadamard 即完成相位到计算基的转译。这套编码的关键红利:$Z|0⟩=|0⟩$,故写入门作用在一切仍处于 $|0⟩$ 的总线比特上恒等——无论数据位取值如何,都可以对整条总线模式统一施加条件门,而不惊动未被查询路径触及的比特。(与 两能级路由器 引 Hann 2021 附录 B 的 ”$|\pm ⟩$ 基 + ZZ 门防多余拷贝” 是同一手筋在电路层的使用。)量子数据的情形,同一位置换成不可克隆定理要求的 SWAP 型”取出并搬走”(推导见 桶队架构);本实验数据位均为经典,以相位编码实现。

隐形传态:常数深度的层间桥

树是二叉的、芯片是方格的。H-tree 递归映射要在相邻路由层之间填 $\mathcal{O}(2^L)$ 个辅助比特,SWAP 链式接力使层间延迟随层数指数增长,毁掉 $\mathcal{O}(\log N)$ 复杂度。传态协议把层间连接压回常数深度:在辅助比特 $Q_a$ 与目标 $Q_d$ 上制备 Bell 态 $|{\Phi }^{+}⟩=(|00⟩+|11⟩)/\sqrt{2}$,对源 $Q_s,Q_a$ 做 Bell 测量并后选择 $|{\Phi }^{+}⟩$ 输出。6 个 Bloch 态的态层析给出平均传态保真度

$$\overline{F}=0.994\pm 0.005,$$

远高于路由门的 0.89——传态层在两层实验中不构成瓶颈(本词条验算)。规模化时后选择须换成经典前馈。同一思路推向分布式:子树分置多芯片,一对 Bell 态即可在芯片间”传送”一个 CZ 门,每个跨芯片连接只增加 2 个辅助比特;远距超导芯片间的确定性态/门隐形传态已有实验先例。

推导三:两层读数分解与误差预算

保真度定义与分量数标度

查询保真度定义为 $F=⟨{\psi }_{\mathrm{ideal}}|{\mathrm{Tr}}_R{\rho }_{\text{address,data}}|{\psi }_{\mathrm{ideal}}⟩$(对路由器求迹)。两层 QRAM、4 个经典数据位、16 种数据配置全部测量:单分量地址平均 $0.694\pm 0.020$,双分量 $0.644\pm 0.031$,四分量 $0.595\pm 0.019$。不保真度随分量数 $m$ 增长但边际递减:$1\to 2$ 分量增 0.050,$2\to 4$ 分量增 0.049——而两次翻倍新增的”活跃错误位点”恰都是 2 个(一个新开关 + 一个叶端写入)。一阶 union-bound 账本 $1-F\approx {\sum }_{\text{位点}}w\epsilon$(权重 $w$ 为该位点错误覆盖的分支权重,通用证明见 评价指标)预期边际贡献逐次近似相等,与实测一致;每条新增分支约 0.05 的边际不保真度,与”一个路由开关($\approx$10 CZ $\times$ 0.3% $\approx$ 3%)+ 叶端门 + 更长退相干时间”的量级吻合(本词条估算)。把地址设为 $\frac{1}{\sqrt{2}}(|00⟩+|11⟩)$、数据配 0101,查询直接产出地址–数据 GHZ 态,误差缓解使其保真度提升超过 0.13。

后选择:为什么测路由比特是免费的

理想整循环的末态因子化为 ${\rho }_{AD}\otimes (|0⟩⟨0|{)}_R^{\otimes (2^n-1)}$:uncompute 使树与地址–数据解纠缠,对路由器求迹(或测量)不留任何 which-path 记录。因此查询结束后测全部路由比特不扰动被查询态,而任何检出 $|1⟩$ 的开关都是错误发生的总体旗标。丢弃这些事件的收益:单/双/四分量地址分别升至 $0.800\pm 0.026$、$0.782\pm 0.029$、$0.750\pm 0.019$,即提升 $+0.106/+0.138/+0.155$;代价是有效数据份额降到约 $0.63\text{–}0.70$(样本成本 $\approx 1.5$ 倍)。选择性缓解给出局域化的第一重证据:对地址 $|0+⟩,|1+⟩$(分别访问左、右半树)按策略分别做后选择,只对被查询支缓解稳定优于只对未查询支缓解:如 $|1+⟩$ 上,无缓解 $0.652$,被查询支缓解 $0.756$,未查询支缓解仅 $0.710$,全缓解 $0.799$($|0+⟩$ 同序:$0.666\to 0.780$ 对 $0.707$,全缓解 $0.806$)。以回收份额计,被查询支缓解拿回全部可回收收益的七至八成,未查询支缓解仅三至四成——未查询支的错误与被查询输出之间隔着一道屏蔽,残余的缓升来自与错误事件相关的共模退化与残余耦合(数字引自论文公开源数据,份额为本词条验算)。

误差预算:后选择吃掉了哪几类错误

三层查询($|00+⟩$、数据 01010101)的仿真误差预算(论文 Extended Data 图 4;数值模拟,五类分量)——

分量	无缓解 $1-F$(占比)	全缓解(占比)	抑制因子
CZ 门去极化	0.157(23.8%)	0.078(19.8%)	2.00
单比特门去极化	0.214(32.5%)	0.121(30.5%)	1.77
退相位 $T_{\phi }$	0.124(18.9%)	0.100(25.3%)	1.24
弛豫 $T_1$	0.123(18.7%)	0.094(23.6%)	1.31
其他	0.040(6.1%)	0.003(0.8%)	12.7
合计	0.658	0.396	1.66

读法:后选择只认路由器布居信号。门类去极化错误有概率把开关打出 $|0⟩$,可被探测,近乎减半;弛豫把激发收回 $|0⟩$、退相位根本不改布居,两者对后选择近乎隐形,缓解后占比反而从 37.6% 升到 48.9%——残余不保真度由退相干主导(机制归属为本词条解读,数字为论文源数据)。这正解释了补充材料推导里那句判断:全部门的错误率统一按 CSWAP 水平计入后,主导项挂在 CSWAP 上——CSWAP 门保真度是关键瓶颈。

推导四:错误注入、激活份额与纠缠熵

$e_d=4p/3$ 的换算

注入方式:数据载入后,以各 $p/3$ 的概率随机施加 $X,Y,Z$ 之一。用 Bloch 矢量算一遍:设 $\rho =(I+\mathbf{r}\cdot \mathbf{\sigma })/2$,则 $X\rho X,Y\rho Y,Z\rho Z$ 分别翻转 $\mathbf{r}$ 的 $x,y,z$ 分量,三者平均为 $(I-\mathbf{r}\cdot \mathbf{\sigma }/3)/2$。于是

$$\mathcal{E}(\rho )=(1-\frac{4p}{3})\rho +\frac{4p}{3}\frac{I}{2},$$

恰是标准去极化信道,换算 $e_d=4p/3$(实验扫 $p\in [0,0.8]$,即 $e_d$ 至 $\approx 1.07$;完全正性只要求 $e_d\le 4/3$,故信道全程合法)。

五次重复的斜率表:被查询支对最远支

三层树中查询 $|00+⟩$ 只点亮 $\{000,001\}$ 两条分支(最左两个数据位,配 01010101);第三层四个开关中位置 1 在被查询支上,位置 2–4 在支外。逐位线性拟合(论文源数据,5 次重复):

注入位置	角色	$F(0)$	斜率(每单位 $p$)
1	被查询路径	0.6038	$-0.2549\pm 0.0108$
2	未查询(近邻)	0.6038	$-0.0279$
3	未查询(近邻)	0.6038	$-0.0301$
4	最远分支	0.6038	$-0.0053\pm 0.0129$

三个未查询位置平均斜率 $-0.0211\pm 0.0069$;若以 $e_d$ 为横轴,全部斜率除以 $4/3$(如被查询支 $-0.191$)。先对一处读数做身份认定:四个位置的零注入截距都是 0.6038,即摘要里三层最高查询保真度 $0.604\pm 0.005$ 正是误差注入实验的零点——两条数据线在论文里是同一条(本词条验算)。

与局域化预测对账

理想 bucket-brigade 的错误透明性预言:支外开关的错误对被查询输出零影响,三个未查询斜率应为 0,斜率比无穷大(Hann 等 2021 的关键引理;机制推导见 噪声韧性的严格证明 与 误差局域化)。实测斜率比 $|-0.2549|/|-0.0053|\approx 48$、对未查询平均 $\approx 12$:方向与量级均与局域化一致,有限比值对应非理想局域。再核绝对刻度:被查询开关覆盖 $2/8=2^{-2}$ 的分支份额,而 $|00+⟩$ 的两条被查询分支恰都经过它,故其错误至多危及全部被查询权重——若每个注入 Pauli 都是致命的,斜率上限为每单位 $p$ 计 1;实测 0.255 表明平均只有约四分之一的注入错误折算成逻辑损伤,其余在时序上错过开关的末次路由动作或以可忽略的方式传播(致命比例的分解为本词条估算)。反事实对照是 fanout:每个开关在所有分支上激活,各位置斜率应同量级(比值 $\approx 1$)——被数据排除。残余斜率还呈现清晰的空间依赖:论文把位置 4 描述为”距被查询路径最远的右支”,实测其斜率比两个近邻未查询支低约五倍——残余耦合随芯片布局距离衰减,更像串扰/读出渗漏而非树上的逻辑传播(空间依赖为论文定性结论,串扰归因为本词条解读)。

纠缠熵:局域化的静态图像

同一装置在载入地址 $|+++⟩$ 后对各路由开关做态层析,测 von Neumann 熵 $S=-\mathrm{Tr}[\rho {\log }_2\rho ]$。理想值可以一步算出:均匀地址下,深度 $\ell$(根为 $\ell =1$)的开关在前缀匹配的 $2^{-(\ell -1)}$ 份额分支上被置向 $x_{\ell }$,其余分支停在 $|0⟩$:

$${\rho }_{\ell }=(1-2^{-\ell })|0⟩⟨0|+2^{-\ell }|1⟩⟨1|⟹S_{\ell }=H_2\left(2^{-\ell }\right),$$

$H_2$ 为二元熵。逐层代入:$S_1=1$、$S_2=H_2(1/4)=0.811$、$S_3=H_2(1/8)=0.544$ 比特(大 $\ell$ 时 $\approx (\ell +{\log }_2\mathrm{e})2^{-\ell }$,指数衰减;qutrit 版多出等待态带来的 $+2^{-\ell }$ 项,推导见 桶队架构)。实测(比特):地址寄存器约 0.96,第一层开关 0.86–0.88,第二层约 0.77,第三层四个开关 0.61–0.71——逐层递减的序与理想一致;SPAM 与弛豫把各层熵往全混值 1 拉拢,故理想的 1 被压到 0.87、理想的 0.544 被抬到 0.65,序不变(对照为本词条验算)。深层开关与整体的纠缠指数小、错误只波及指数少的分支——“有限纠缠 $=$ 韧性”这条 Hann 定理的物理根源,由此从定理变成测量。

推导五:门错误下的标度外推

幂律的两层拆解

推导三结尾的门错误界是严格证明而非唯象拟合:Hann 等的原证明只覆盖计时错误,该工作补充材料第一节把它扩展到门错误——把全部门(含闲置比特)的错误率统一抬到 CSWAP 水平 $\epsilon$ 后,按错误构型分解、以未受直接错误且未被跨支传播波及的好分支权重 $\tilde{\Lambda }$ 估计,得 $1-F<4\epsilon T(\mathcal{O}(\log N)+\mathcal{O}({\log }^{2}N))$($T=\mathcal{O}(\log N)$,即 $\mathcal{O}(\epsilon {\log }^{3}N)$;二次项来自错误沿”左端口–入射口”上行的 ${\log }^{2}N$ 个节点,几何推导见 两能级路由器)。数值上,该工作用”高效可计算稀疏”(ECS)算法以 $\mathcal{O}(N_A\log N)$ 复杂度替代全态矢的 $\mathcal{O}(2^N)$($N_A$ 为被查询分支数),蒙特卡洛采样 Pauli 错误,单/双比特错误率取 $e_s=e_t/10$;扫 2–9 层、地址 $|+\cdots +⟩$、数据全 1。对公开源数据逐层拟合 $1-F=A(L)p^{{\alpha }_p}$:

• 对错误率:各层拟合指数 ${\alpha }_p=0.993\text{–}0.998\approx 1$——不保真度对门错误率严格线性(横跨 $10^{-8}\text{–}10^{-2}$ 六个数量级),正是一阶 union-bound 账本的结构;
• 对层数:振幅 $A(L)\propto L^{2.72}$。

两式合并即论文的结论:维持目标保真度所需门错误率随层数按幂律衰减,拟合指数 $\alpha \approx -2.688$(本词条复现为 $-2.74$,拟合窗口 $1-F<0.1$)。达到 $1-F=0.1$ 所需 CZ 错误率:

层数 $L$	2	3	5	9
${\epsilon }_{\mathrm{req}}$	$1.0\times 10^{-3}$	$3.1\times 10^{-4}$	$7.8\times 10^{-5}$	$1.6\times 10^{-5}$

层数每翻倍,要求放松 $2^{2.69}\approx 6.4$ 倍。与理论对照:Hann 型门错误界 $1-F\le 4\epsilon T(\mathcal{O}(L)+\mathcal{O}(L^2))$ 取 $T=\mathcal{O}(L)$ 给 ${\epsilon }_{\mathrm{req}}\propto L^{-3}$;仿真的 $-2.7$ 略缓于最坏情形的 $-3$,归因于真实构型中错误传播概率小于 1(本词条解读)。与硬件对照:当前 ${\epsilon }_t\approx 3.8\times 10^{-3}$(论文标注的实验工作点),三层要守住 $1-F=0.1$ 还差约 12 倍,九层差约 237 倍。外推看渐近红利:$L=30$ 时桶队只需 $\epsilon \approx 6\times 10^{-7}$,而 fanout 需 $\epsilon \approx 0.1/(2N)\approx 5\times 10^{-11}$——小规模($L\le 9$)下两架构差距有限(桶队激活占比尚高),数量级鸿沟要到 $L\gtrsim 30$ 才拉开,故本实验检验的是机制而非标度(外推为本词条估算;渐近账见 桶队架构)。若叠加可指数压制逻辑错误的量子纠错(表面码已入阈值下),论文的结语是:bucket-brigade QRAM 可在大规模存储上逼近完美保真度。

可扩展误差缓解

对全部 $2^n-1$ 个开关做后选择在大规模下不可行:全零概率 $\lesssim (1-\epsilon {)}^{T\mathcal{O}(N)}$,指数蒸发。改为只测前 $\mathcal{K}$ 层:全零概率下界 $(1-\epsilon {)}^{T\mathcal{O}(2^{\mathcal{K}})}$ 与 $N$ 无关,中心极限定理下,95% 置信、精度 $\delta$ 所需样本量

$$n\ge \frac{1.96^{2}p({\mathcal{K}}_r)(1-p({\mathcal{K}}_r))}{{\delta }^2}\text{只随 }N\text{ 对数增长},$$

残余不保真度 $1-F^{\prime }\le 4\epsilon T(\mathcal{O}(\log N-\mathcal{K})+\mathcal{O}((\log N-\mathcal{K}{)}^2))$;$\mathcal{K}=\log N$ 时 $F^{\prime }\approx 1$(仿真验证:$N=128$、$\mathcal{K}=2$、$\epsilon =10^{-5}$)。

“首次全循环”的判定标准

“首个完整 bucket-brigade 架构实验”的含金量要用此前各自存在、此前从未同时实现的能力清单来判定:

1. 单一相干电路内完成五阶段循环(地址载入–数据载入–写入–读取–地址取回),含逆序 uncompute 与开关复位——中科大路由器实验 的两层路由网络(平均 82.40%)止步于路由本身,无数据写入/读出;
2. 数据总线与查询语义的完整闭环——元件级实验(Miao 等 2025 的 Q² 路由器、Wang 等 2021 的首个确定性路由器)只有”流向由量子态决定”,没有存储单元可访问;
3. 隐形传态层间连接保住 $\mathcal{O}(\log N)$ 深度——此前映射研究只有 H-tree/SWAP 方案;
4. 可控错误注入的局域化表征与逐层纠缠熵测量——韧性定理的第一次机制级检验。

Hann 2026 在同刊评述中将其定位为 QRAM 从构想走向实测的里程碑。同时必须公允记录:单元路由保真度($\approx 0.89$)低于专用路由器实验的 95–96%,绝对查询保真度 $0.604$(三层)仍是 NISQ 水平;“首次”指向的是架构闭环与噪声表征,不是元件保真度纪录。

定位与坦承

作者同时坦承局限:比特数随规模指数增长,现有超导处理器难以承受,“未来必须为 QRAM 设计专用器件”;对全部路由比特做后选择在大规模下不可行(实验中隐形传态以后选择实现,规模化须换成前馈);无纠错。分布式展望:子树分置多芯片、以 Bell 对实现远程 CZ 门(每个跨芯片连接仅增加 2 个辅助比特),引用了远距超导芯片间确定性态/门隐形传态的近期实验。

这一实验的意义可概括为三点:把 bucket-brigade 从架构图变成可运行器件;把噪声韧性从定理变成测量结果;并把”专用 QRAM 器件”从口号变成实验结语——它同时标出了下一步的问题(规模与容错)。

延伸阅读

• 桶队架构
• 误差局域化
• 噪声韧性的严格证明
• 相干路由器实验
• 两能级路由器