Код Хаффмана с длиной кодового слова не более L бит

НЕТ ВОЙНЕ

24 февраля 2022 года российское руководство во главе с Владимиром Путиным развязало агрессивную войну против Украины. В глазах всего мира это военное преступление совершено от лица всей страны, всех россиян. Будучи гражданами Российской Федерации, мы против своей воли оказались ответственными за нарушение международного права, военное вторжение и массовую гибель людей. Чудовищность совершенного преступления не оставляет возможности промолчать или ограничиться пассивным несогласием. Мы убеждены в абсолютной ценности человеческой жизни, в незыблемости прав и свобод личности. Режим Путина — угроза этим ценностям. Наша задача — обьединить все силы для сопротивления ей. Эту войну начали не россияне, а обезумевший диктатор. И наш гражданский долг — сделать всё, чтобы её остановить. Антивоенный комитет России

Распространяйте правду о текущих событиях, оберегайте от пропаганды своих друзей и близких. Изменение общественного восприятия войны - ключ к её завершению.

meduza.io, Популярная политика, Новая газета, zona.media, Майкл Наки.

Оптимальный префиксный код с длиной кодового слова не более L бит — это код, в котором длина каждого кодового слова не должна превышать заданной константы. Здесь будет приведен алгоритм, решающий эту задачу за время [math] O(nL) [/math], где [math]L[/math] — максимальная длина кодового слова, [math]n[/math] — размер алфавита, c помощью сведения задачи к задаче о рюкзаке.

Данный алгоритм бывает полезен, когда нам нужно ограничить максимальную длину кодового слова, а при использовании алгоритма Хаффмана самому редко встречающемуся символу соответствует слишком длинное кодовое слово. Например, пусть дан алфавит из 5 символов [math]A=\{A,B,C,D,E\}[/math], а частоты символов являются степенями двойки: [math]P=\{1,2,4, 8, 16\}[/math]. Тогда классический код Хоффмана будет выглядеть следующим образом:

[math] A = 1111 [/math]

[math] B = 1110 [/math]

[math] C = 110 [/math]

[math] D = 10 [/math]

[math] E = 0 [/math]

Самое длинное кодовое слово здесь имеет длину 4. Пусть мы хотим, чтобы слова в нашем коде были не длиннее трех бит. Тогда алгоритм, который будет описан ниже, генерирует такой код:

[math] A = 000 [/math]

[math] B = 001 [/math]

[math] C = 010 [/math]

[math] D = 011 [/math]

[math] E = 100 [/math]

Важно заметить следующий факт. В худшем случае все кодовые слова будут иметь длину L бит. Тогда мы можем закодировать [math] 2^L [/math] символов. Таким образом, нельзя получить описанный выше код, если [math] n \gt 2^L [/math].

Сведение задачи о рюкзаке к генерации оптимального префиксного кода с длиной кодового слова не более L бит.

Пусть [math]L[/math] — ограничение на длину кодового слова, а [math]P=\{p_{1},p_{2},...,p_{n}\}[/math] — частоты символов алфавита. Алгоритм генерации кода будет следующим:

1. Отсортируем символы алфавита в порядке возрастания их частот.
2. Для каждого символа создадим [math]L[/math] предметов ценностью [math]2^{-1}..2^{-L}[/math], каждый из которых имеет вес [math]p_{i}[/math].
3. С помощью задачи о рюкзаке выберем набор предметов суммарной ценностью [math]n - 1[/math] ([math]n[/math] — размер алфавита) с минимальным суммарным весом.
4. Посчитаем массив [math]H=\{h_{1},h_{2},...,h_{n}\}[/math], где [math]h_{i}[/math] — количество предметов ценностью [math]p_{i}[/math], которые попали в наш набор.

При этом [math]h_{i}[/math] — это длина кодового слова для [math]i[/math]-го символа.Зная длины кодовых слов, легко восстановить и сам код.

Восстановление ответа.

1. Отсортируем все символы по возрастанию длины кодового слова, которое им соответствует, а при равенстве длин — в алфавитном порядке.
2. Первому символу сопоставим код, состоящий из нулей, соответствующей длины.
3. Каждому следующему символу сопоставим следующее двоичное число. При этом если его длина меньше необходимой, то допишем нули справа.

Заметим, что при генерации каждого следующего кодового слова, в качестве его префикса выступает последовательность, лексикографически большая, чем предыдущее кодовое слово (т.к. мы берем следующее двоичное число), а значит ни для каких двух кодовых слов одно не может быть префиксом другого. Т.е. код, сгенерированный таким образом является префиксным.

Пример работы алгоритма генерации оптимального префиксного кода с длиной кодового слова не более L бит

Пусть [math]A=\{A,B,C\}[/math] — алфавит из трех различных символов, [math]P=\{1,2,3\}[/math] — соответствующий ему набор частот. Пусть [math]L = 2[/math] — ограничение на длину кодового слова.

Сначала создадим необходимый набор предметов;

Символ	Частота	Предметы
A	1	[math] (2^{-1}; 1), (2^{-2}; 1) [/math]
B	2	[math](2^{-1}; 2), (2^{-2}; 2)[/math]
C	3	[math] (2^{-1}; 3), (2^{-2}; 3)[/math]

Решим задачу о рюкзаке для заданного набора и выберем предметы суммарной ценностью [math] n - 1 = 2 [/math] с минимальным суммарным весом. В нашем случае в оптимальный набор попадут следующие предметы:

[math](2^{-1}; 1), (2^{-1}; 2), (2^{-1}; 3), (2^{-2}; 1), (2^{-2}; 2) [/math]

Посчитаем массив [math] H [/math]:

[math]H=\{2,2,1\}[/math]

Итак, мы получили длины кодовых слов для символов. Осталось восстановить ответ.

Пример восстановления ответа.

Итак, у нас есть [math]A=\{A,B,C\}[/math] — алфавит из n различных символов, а также [math]H=\{2,2,1\}[/math] — соответсвующие длины кодовых слов. Отсортируем символы в соответсвии с этими длинами.

Сопоставим первому символу код, состоящий из 1 нуля:

[math] C = 0 [/math]

Сопоставим следующему символу следующее двоичное число. Т.к. длина кода увеличилась на один, то припишем справа ноль:

[math] B = 10 [/math]

Сопоставим следующему символу следующее двоичное число.

[math] A = 11 [/math]

См. также

• Алгоритм Хаффмана
• Задача о рюкзаке

Источники информации

• Package-merge algorithm
• Canonical Huffman code