Изменения

'''Код Хаффмана Оптимальный префиксный код с длиной кодового слова не более L бит''' - — это вариация классического кода Хоффмана с дополнительным ограничением: код, в котором длина каждого кодового слова не должна превышать заданной константы. Здесь будет приведен алгоритм, решающий эту задачу за время <tex> O(nL) </tex>, где <tex>L</tex> - — максимальная длина кодового слова, <tex>n</tex> - — размер алфавита, c помощью сведения задачи к одной из вариаций '''задачи [[Задача_о_рюкзаке | задаче о банкомате'''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 <tex>A=\{A,B,C,D,E\}</tex>, а частоты символов являются степенями двойки: <tex>P=\{1,2,4, 8, 16\}</tex>. Тогда классический код Хоффмана будет выглядеть следующим образом: <tex> A = 1111 </tex> <tex> B = 1110 </tex> <tex> C = 110 </tex> <tex> D = 10 </tex> <tex> E = 0 </tex> 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: <tex> A = 000 </tex> <tex> B = 001 </tex> <tex> C = 010 </tex> <tex> D = 011 </tex> <tex> E = 100 </tex> Важно заметить следующий факт. В худшем случае все кодовые слова будут иметь длину L бит. Тогда мы можем закодировать <tex> 2^L </tex> символов. Таким образом, нельзя получить описанный выше код, если <tex> n > 2^L </tex>. == Сведение задачи о рюкзаке к генерации оптимального префиксного кода с длиной кодового слова не более L бит. ==Пусть <tex>L</tex> — ограничение на длину кодового слова, а <tex>P=\{p_{1},p_{2},...,p_{n}\}</tex> — частоты символов алфавита. Алгоритм генерации кода будет следующим: # Отсортируем символы алфавита в порядке возрастания их частот.# Для каждого символа создадим <tex>L</tex> предметов ценностью <tex>2^{-1}..2^{-L}</tex>, каждый из которых имеет вес <tex>p_{i}</tex>.# С помощью задачи о рюкзаке выберем набор предметов суммарной ценностью <tex>n - 1</tex> (<tex>n</tex> — размер алфавита) с минимальным суммарным весом. # Посчитаем массив <tex>H=\{h_{1},h_{2},...,h_{n}\}</tex>, где <tex>h_{i}</tex> — количество предметов ценностью <tex>p_{i}</tex>, которые попали в наш набор. При этом <tex>h_{i}</tex> — это длина кодового слова для <tex>i</tex>-го символа.Зная длины кодовых слов, легко восстановить и сам код. == Восстановление ответа. ==# Отсортируем все символы по возрастанию длины кодового слова, которое им соответствует, а при равенстве длин — в алфавитном порядке.# Первому символу сопоставим код, состоящий из нулей, соответствующей длины.# 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 <tex>A=\{A,B,C\}</tex> — алфавит из трех различных символов, <tex>P=\{1,2,3\}</tex> — соответствующий ему набор частот. Пусть <tex>L = 2</tex> — ограничение на длину кодового слова.  Сначала создадим необходимый набор предметов;{| class="wikitable"! Символ || Частота || Предметы|- align = "center"| A || 1 || <tex> (2^{-1}; 1), (2^{-2}; 1) </tex>|- align = "center"| B || 2 || <tex>(2^{-1}; 2), (2^{-2}; 2)</tex>|- align = "center"| C || 3 || <tex> (2^{-1}; 3), (2^{-2}; 3)</tex>|} Решим задачу о рюкзаке для заданного набора и выберем предметы суммарной ценностью <tex> n - 1 = 2 </tex> с минимальным суммарным весом. В нашем случае в оптимальный набор попадут следующие предметы:  <tex>(2^{-1}; 1), (2^{-1}; 2), (2^{-1}; 3), (2^{-2}; 1), (2^{-2}; 2) </tex> Посчитаем массив <tex> H </tex>: <tex>H=\{2,2,1\}</tex> Итак, мы получили длины кодовых слов для символов. Осталось восстановить ответ. == Пример восстановления ответа. == Итак, у нас есть <tex>A=\{A,B,C\}</tex> — алфавит из n различных символов, а также <tex>H=\{2,2,1\}</tex> — соответсвующие длины кодовых слов. Отсортируем символы в соответсвии с этими длинами. Сопоставим первому символу код, состоящий из 1 нуля: <tex> C = 0 </tex> Сопоставим следующему символу следующее двоичное число. Т.к. длина кода увеличилась на один, то припишем справа ноль: <tex> B = 10 </tex> Сопоставим следующему символу следующее двоичное число. <tex> A = 11 </tex> == См. также==*[[Алгоритм_Хаффмана | Алгоритм Хаффмана]]*[[Задача_о_рюкзаке | Задача о банкомате. рюкзаке]] ==Источники информации==*[http://en.wikipedia.org/wiki/Package-merge_algorithm Package-merge algorithm]*[http://en.wikipedia.org/wiki/Canonical_Huffman_code Canonical Huffman code] [[Категория: Дискретная математика и алгоритмы]] [[Категория: Алгоритмы сжатия ]]