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量子アニーリングマシンのプログラミング
- 2. このスライドの目的 • 量子アニーリングマシンについて解説 • 量子アニーリングマシンで問題を解くための 入力フォーマット「イジングモデル」を解説 • イジングモデルの設計の仕方を解説 2
- 4. イジングモデル 二値変数の間の関係をイジングモデルで記述する コスト(ハミルトニアン)を定義する形になる。 コストが最小になる解が高い確率で出てくる 4 解きたい問題をどうやってこの式の形に落とすか がアニーリングマシンでのプログラミングに相当 ℋ = − 𝑖𝑗∈𝐸 𝐽𝑖𝑗 𝑥𝑖 𝑥𝑗 − 𝑖∈𝑉 ℎ𝑖 𝑥𝑖 注: 一般的な物理ではハミルトニアンは2次の項までで制限されない。 イジングモデルの制約。今回はスコープ外なので使い分けないがQUBOとも呼ぶ。
- 5. 普通のプログラミングと違う C言語などのような手続型の言語でのプログラミ ングとは全く違う SATソルバに似ている: 二値変数の間の関係をCNF の形で記述し、SATソルバに入力すると、非充足 な項を最小化する解*が返る 再掲: 二値変数の間の関係をハミルトニアンの形 で記述し、アニーリングマシンに入力すると、 ハミルトニアンを最小化する解が返る 5 * 充足する(非充足項=0)の時は確実にそれが返る。非充足の時に何が返るかは実装次第
- 6. 「量子」でないアニーリングマシン (例)富士通のデジタルアニーラ: イジングモデルを入力として取るのは同じ 最適化に量子効果を使うのではなく FPGAで専用回路を組むことによって高速化 長所: 量子効果のために超低温まで冷やす必要が ない。普通の半導体なので普通に設置できる。 グラフが全結合*。 短所: 「量子～」ではない 6 * D-waveのマシンは辺を張れない場所があるため 解きたい問題をその制約の下で表現する、という 別の最適化問題を事前に解く必要がある
- 9. 1952年 IBM 701 IBMの最初の商用コンピュータ 9 画像出典: https://en.wikipedia.org/wiki/IBM_701 真空管1071本 月額レンタル料1～2万ドル
- 10. 1954~1957年 FORTRAN • FORmula TRANslation system(数式変換系) • 現代のほぼすべてのプログラマが使う 「プログラミング言語」のはしり • 抽象レベルの高い数式で書いた指示を 抽象レベルの低い機械語で書いた指示に 変換するシステム(自動プログラミング*) 10 * “The Fortran Automatic Coding System for the IBM 704” (1956) システムができたのが54年、このマニュアルができたのが56年、 一般に入手可能になったのが57年。
- 13. 2011年 D-wave One 初の商用量子アニーリングマシン 13 写真は128qbit 売値は1000万ドル～1500万ドルと言われる Photo by D-Wave Systems, Inc.
- 14. 参考: Alloy SATソルバに入力するCNFを 人間に分かりやすい記述で生成するための言語 14 抽象によるソフトウェア設計−Alloyではじめる形式手法 sig Object{ has: one Object } run { some Object } for exactly 3 Object p cnf 57 78 -2 -1 -10 0 10 -14 0 -1 11 0 -2 11 0 1 2 -11 0 : 57変数、78節 (not v2 or not v1 or not v10) and (v10 or not v14) and …
- 16. イジングモデルの設計 実際にいくつかの問題について イジングモデルの設計方法を学ぼう この2つのパラメータを決める 16 ℋ = − 𝑖𝑗∈𝐸 𝐽𝑖𝑗 𝑥𝑖 𝑥𝑗 − 𝑖∈𝑉 ℎ𝑖 𝑥𝑖 参考文献: [1302.5843] Ising formulations of many NP problems https://arxiv.org/abs/1302.5843 Q: EとVって何？ A: グラフの辺と頂点の集合。慣習的にこう書かれてるけど グラフを全結合にしてiやjが1~Nを走りJijやhiは単なる行列とベクトルと考えてもよい
- 17. Number Partition N個の数が与えられる。 これを2つのグループに分けて グループごとの和が一致するようにせよ 例 {1, 2, 3, 4, 5, 6, 7, 8} → {1, 4, 5, 8} {2, 3, 6, 7} どうすればこの問題を解くイジングモデルが 実現できるか考えてみよう！ 17
- 19. Number Partition 解答編 かっこの中身が「グループごとの和」の差になる 2乗した値は、中身が0の時に最小値になる。 19 ℋ = 𝑖∈𝑉 𝑛𝑖 𝑥𝑖 2 ℋ = 𝑖∈𝑉 𝑗∈𝑉 𝑛𝑖 𝑛𝑗 𝑥𝑖 𝑥𝑗
- 20. 最初なので一応確認 展開してみる ℋ = 𝑖∈𝑉 𝑗∈𝑉 𝑛𝑖 𝑛𝑗 𝑥𝑖 𝑥𝑗 これは ℋ = − 𝑖𝑗∈𝐸 𝐽𝑖𝑗 𝑥𝑖 𝑥𝑗 − 𝑖∈𝑉 ℎ𝑖 𝑥𝑖 𝑤ℎ𝑒𝑟𝑒 𝐸 = 𝑖, 𝑗 𝑖 ∈ 𝑉, 𝑗 ∈ 𝑉 , 𝐽𝑖𝑗 = −𝑛𝑖 𝑛𝑗, ℎ𝑖 = 0 20
- 21. 補足: 二値変数 二値変数が {0, 1} だとするケースと {-1, +1} だとするケースがあるけど、 どちらかの仕様で二次の項までで表現できれば もう片方の仕様でも二次の項まえで表現できる 𝑥𝑖 ∈ 0, 1 , 𝑦𝑖 ∈ {−1, +1}について 2𝑥𝑖 − 1 = 𝑦𝑖の時 𝑦𝑖 𝑦𝑗 = 4𝑥𝑖 𝑥𝑗 − 2𝑥𝑖 − 2𝑥𝑗 + 1 21
- 22. Exact Cover(言葉での説明) サイズnの集合Uがある Uの部分集合Viがm個ある Vの中からいくつか選んで、 どの2つもdisjointで、 かつ全部unionしたらUになるようにせよ 22
- 23. Exact Cover(数式での説明) 日本語はあいまいなので数式で書く。 𝑈 = {𝑥𝑖|0 ≤ 𝑖 < 𝑛} 𝑉 = 𝑉𝑖 𝑉𝑖 ⊂ 𝑈, 0 ≤ 𝑖 < 𝑚 がgivenとして、以下の条件を満たすSを求めよ 𝑆 ⊂ 𝑉 𝑓𝑜𝑟 𝑎𝑙𝑙 𝑆𝑖, 𝑆𝑗 ∈ 𝑆, 𝑆𝑖 ∩ 𝑆𝑗 = 𝜙 ራ 𝑆 𝑖∈𝑆 𝑆𝑖 = 𝑈 23
- 24. Exact Cover(実例と図解での説明) {V1, V2}は、unionはUだが、disjointではない {V2, V3, V4}はdisjointでunionがUなのでこれが解 この問題をどうやってイジングモデルで表現する か？ 24
- 26. 発想の転換(数式での説明) 以下のように定義すると 𝑆𝑖𝑗 ≔ ൝ 1 ⋯ 𝑥𝑖 ∈ 𝑆𝑗 0 ⋯ 𝑥𝑖 ∉ 𝑆𝑗 以下が言える ∀𝑖, 𝑗 𝑆𝑖𝑗 = 1 なぜなら 26 ∀ 𝑆𝑖, 𝑆𝑗 ∈ 𝑆, 𝑆𝑖 ∩ 𝑆𝑗 = 𝜙 ֞ ∀𝑖, 𝑗 𝑆𝑖𝑗 < 2 ራ 𝑆𝑖∈𝑆 𝑆𝑖 = 𝑈 ֞ ∀𝑖, 𝑗 𝑆𝑖𝑗 > 0
- 27. 次の一歩 ∀𝑖, 𝑗 𝑆𝑖𝑗 = 1 これをイジングモデルで表現する 27
- 28. Exact Cover解答 iは頂点を走る。jはm個のVを走る。 xjは{0, 1}で「VjがSの要素のとき1」とする。 具体的なVがgivenならSijの{0, 1}の値が確定し 単に展開すればHはxの2次までの項で表現できる 28 ℋ = 𝑖 1 − 𝑗 𝑆𝑖𝑗 𝑥 𝑗 2
- 31. 塗り分け解答 色は{+1, -1}とする 同じ値の時に正の値、 異なる値の時に負の値になる。 値が小さくなるように最適化を掛けるので 両端の色が異なる辺が多くなる方向に進む。 これ排他的論理和だよね。 31 ℋ = 𝑖𝑗∈𝐸 𝑥𝑖 𝑥𝑗
- 33. Vertex Cover解答 色は{0, 1}とする 両方0である時にペナルティを発生させたい 1から引くことで論理否定して、 掛け算することで論理積を取り、 頭にマイナスがついてないので論理否定され、 結果的にこれ論理和だよね。 33 ℋ = 𝑖𝑗∈𝐸 (1 − 𝑥𝑖)(1 − 𝑥𝑗) ド・モルガンの法則！
- 34. ここまでのまとめ one, xor, and, not, orが出てきた 34
- 35. 今回のラスボス: 3SAT N個の二値変数がある。これを連言標準形で組み 合わせた論理式が与えられる。 論理式を充足するように各変数の真偽値を定めよ 連言標準形とは: m個の節がandで結ばれており、 各節の中はorで結ばれている形。 例: (x1 or x2 or x3) and (x3 or not(x1) or x4) 今回は各節の中の変数が最大3個とする(3SAT) 35
- 37. 三次の項 a and b and c は手続型の考え方のCPU脳では 「a and bを計算してxとし、 それからx and cを計算すればよい」となる 一方、二値変数を{0, 1}としたら a and b は a * b で表現できるが、 a and b and c は a * b * c になって 三次の項になってしまう！ 37
- 38. 三次の項を二次に落とすルール もし仮に新しい変数xを導入して ab = x となる制約を作ることができれば 三次の項abcは二次の項xcに落とせる ab = x はどうすれば作れるか？ 38
- 39. 全通り書き出してみる *: ab=c とする。 a b c ab bc ca * 0 0 0 0 0 0 T 0 0 1 0 0 0 F 0 1 0 0 0 0 T 0 1 1 0 1 0 F 1 0 0 0 0 0 T 1 0 1 0 0 1 F 1 1 0 1 0 0 F 1 1 1 1 1 1 T 39
- 40. 数学パズル Tの時0、Fの時正の値になるような式Hを作れ a b c ab bc ca * 0 0 0 0 0 0 T 0 0 1 0 0 0 F 0 1 0 0 0 0 T 0 1 1 0 1 0 F 1 0 0 0 0 0 T 1 0 1 0 0 1 F 1 1 0 1 0 0 F 1 1 1 1 1 1 T 40
- 41. 数学パズル Tの時0、Fの時正の値になるような式Hを作れ a b c ab bc ca * 0 0 0 0 0 0 T 0 0 1 0 0 0 F 0 1 0 0 0 0 T 0 1 1 0 1 0 F 1 0 0 0 0 0 T 1 0 1 0 0 1 F 1 1 0 1 0 0 F 1 1 1 1 1 1 T 41 H=c で8ケース中6ケース充足 111の時、H=0にしなければ ならない 110の時、H>0にしなければ ならない
- 42. 111の時H=0 「他に影響せずに111の時だけ-1する」 →無理。「111の時だけ」を表現するのに 三次の項が出てくる どういう影響なら許されるか？ →非0の値が、別の非0の値に変わるのはOK 42
- 43. 数学パズル Tの時0、Fの時正の値になるような式Hを作れ a b c ab bc ca * H 0 0 0 0 0 0 T 0 0 0 1 0 0 0 F 2 0 1 0 0 0 0 T 0 0 1 1 0 1 0 F 1 1 0 0 0 0 0 T 0 1 0 1 0 0 1 F 1 1 1 0 1 0 0 F 0 1 1 1 1 1 1 T 0 43 H=2c – bc – caなら 111の時H=0 次は110の時H>0を 目指す
- 44. 数学パズル a b c ab bc ca * 0 0 0 0 0 0 T 0 0 1 0 0 0 F 0 1 0 0 0 0 T 0 1 1 0 1 0 F 1 0 0 0 0 0 T 1 0 1 0 0 1 F 1 1 0 1 0 0 F 1 1 1 1 1 1 T 44 110の時H>0で Tの時0になるような式H’ があれば、それを足して やればよい a, bの係数は0であるべき ab, bc, caが100の時正で 111の時0になる式H’ 2ab – bc – ca はどうか？
- 45. 数学パズル a b c ab bc ca * H' 0 0 0 0 0 0 T 0 0 0 1 0 0 0 F 0 0 1 0 0 0 0 T 0 0 1 1 0 1 0 F -1 1 0 0 0 0 0 T 0 1 0 1 0 0 1 F -1 1 1 0 1 0 0 F 1 1 1 1 1 1 1 T 0 45 2ab – bc – ca は 011と101 で-1になる これが悪影響を及ぼさな いためにはその2つのケー スでH>1である必要があ る H=2c – bc – caだと1にな るのでH=4c – 2bc – 2caに すればよいのではないか
- 46. 数学パズル 合計すると H=4c+2ab-3bc-3ca 検算してみるとHは Tの時0、Fの時正の値 めでたしめでたし 46 a b c ab bc ca * H 0 0 0 0 0 0 T 0 0 0 1 0 0 0 F 4 0 1 0 0 0 0 T 0 0 1 1 0 1 0 F 1 1 0 0 0 0 0 T 0 1 0 1 0 0 1 F 1 1 1 0 1 0 0 F 2 1 1 1 1 1 1 T 0 Tの時0、Fの時正の値になるような式Hを作れ
- 47. 三次の項を二次の項に というわけでH = abcは H=cd+4d+2ab-3bd-3da 検算してH=0の所を観察すると 確かにabc=0になる7パターンだけが H=0になっている 47 0,0,0,0: H=0 0,0,0,1: H=4 0,0,1,0: H=0 0,0,1,1: H=5 0,1,0,0: H=0 0,1,0,1: H=1 0,1,1,0: H=0 0,1,1,1: H=2 1,0,0,0: H=0 1,0,0,1: H=1 1,0,1,0: H=0 1,0,1,1: H=2 1,1,0,0: H=2 1,1,0,1: H=0 1,1,1,0: H=2 1,1,1,1: H=1
- 48. 解法1 上記解法1は参考にしたサイト*で 変換式が天下り的に与えられていたので 「ab=dの制約を入れる」という点だけ採用して 変換式を自力で導出してみたもの 参考サイトと違う形の式になった！ というわけで別解は色々ありそう、試してみよう 48 * イジング模型への変換 – Quantum Computing Information Site https://quantum.fixstars.com/introduction_to_quantum_computer/ quantum_annealing/programming/conversion/
- 49. 解法2 abcはすべてが1の時だけ1 つまり (a + b + c) = 3 の時だけ 1 H = (a + b + c – 3) ** 2 とやると 111の時だけ0… あ、目的と逆だ… 49 0,0,0: H=9 1,0,0: H=4 0,1,0: H=4 1,1,0: H=1 0,0,1: H=4 1,0,1: H=1 0,1,1: H=1 1,1,1: H=0
- 51. 実験 3bitの入力とその2次までの掛け合わせを 入力データとしてロジスティック回帰 →線形識別できて、係数は以下のようになった 7.8 * (ab + ac + bc) - 1.12 * (a + b + c + a^2 + b^2 + c^2) 51
- 52. 検算 111の場合だけハミルトニアンが かなり大きくなることがわかる(差15以上) 52 a b c aa ab ac bb bc cc [0, 0, 0, 0, 0, 0, 0, 0, 0] 0 0.0 [1, 0, 0, 1, 0, 0, 0, 0, 0] 0 -2.24494646 [0, 1, 0, 0, 0, 0, 1, 0, 0] 0 -2.24494646 [1, 1, 0, 1, 1, 0, 1, 0, 0] 0 3.33641013 [0, 0, 1, 0, 0, 0, 0, 0, 1] 0 -2.24494646 [1, 0, 1, 1, 0, 1, 0, 0, 1] 0 3.33641013 [0, 1, 1, 0, 0, 0, 1, 1, 1] 0 3.33641013 [1, 1, 1, 1, 1, 1, 1, 1, 1] 1 16.74406977
- 53. 任意のNbit入力 入力ビット数を増やしても線形分離 =任意のNbitの乗算をNbitで近似できる ただしビット数の指数オーダーの時間がかかる ビット数 所要時間(秒) 12 0.495441913605 13 1.25184321404 14 2.98895788193 15 6.37683296204 16 19.0442888737 17 34.7080688477 18 97.6587619781 53
- 54. future work • 今回ロジスティック回帰で実験したが、 解法1をやってみて「0か非0か」が重要だと わかったのでコスト関数の工夫が有益そう • 数学パズルの解法を言語化できれば それを素朴に実装して探索問題として 解くこともできるかも 54
- 55. future work • 今回ロジスティック回帰で実験したが、 要求仕様に合わせてコスト関数を変えた方が 良さそう • Trueの場合とFalseの場合に十分な差があれば十分 or Tの時にHが0である必要がある or T, Fが{0, 1}に対応する必要がある • 数学パズルの解法を言語化できれば それを素朴に実装して探索問題として 解くこともできるかも 55
- 56. 数学パズルの解法 今回の僕の解法を言語化しておく • まず最も要求を充足する変数を選ぶ • 非充足な行を充足に変える方法を考える • 非0を0にする方が制約が厳しいので優先 • 0を非0にする修正に関しては、 他の非0の行に影響を与えてもよい 正の影響なら無視、負の影響なら適当にス ケールすることで影響をなくせる 56
- 57. 追記 中谷さんからab=cの数学パズルに関して 線形不等式の解を求める問題として捉えたら 探索空間の次数が割と小さくて網羅的探索できる という指摘がありました。 整数係数の範囲で c=3 では ab=1, bc=ca=-2 の1つだけ。 c=4 では ab=2, bc=ca=-3 と ab=1, bc=-2, ca=-3と ab=1, bc=-3, ca=-2 の3通りがあり、 cを増やすと無数にあるとのこと。 57
- 58. まとめ • イジングマシンの上でのプログラミングは 係数を調整して二次式を組み立てること • 機械学習などの既存の手法を使って 人間の「プログラミング」を支援出来そう • きっとこれに特化したプログラミング言語が 生まれてくるに違いない →とても面白い 58
- 59. 59
- 60. 追記 60