Код Хаффмана

Материал из Википедии — свободной энциклопедии
(перенаправлено с «Алгоритм Хаффмана»)
Перейти к: навигация, поиск

Алгоритм Хаффмана — жадный алгоритм оптимального префиксного кодирования алфавита с минимальной избыточностью. Был разработан в 1952 году аспирантом Массачусетского технологического института Дэвидом Хаффманом при написании им курсовой работы. В настоящее время используется во многих программах сжатия данных.

В отличие от алгоритма Шеннона — Фано, алгоритм Хаффмана остаётся всегда оптимальным и для вторичных алфавитов m2 с более чем двумя символами.

Этот метод кодирования состоит из двух основных этапов:

  1. Построение оптимального кодового дерева.
  2. Построение отображения код-символ на основе построенного дерева.

Кодирование Хаффмана[править | править вики-текст]

Один из первых алгоритмов эффективного кодирования информации был предложен Д. А. Хаффманом в 1952 году. Идея алгоритма состоит в следующем: зная вероятности символов в сообщении, можно описать процедуру построения кодов переменной длины, состоящих из целого количества битов. Символам с большей вероятностью ставятся в соответствие более короткие коды. Коды Хаффмана обладают свойством префиксности (то есть ни одно кодовое слово не является префиксом другого), что позволяет однозначно их декодировать.

Классический алгоритм Хаффмана на входе получает таблицу частот встречаемости символов в сообщении. Далее на основании этой таблицы строится дерево кодирования Хаффмана (Н-дерево).[1]

  1. Символы входного алфавита образуют список свободных узлов. Каждый лист имеет вес, который может быть равен либо вероятности, либо количеству вхождений символа в сжимаемое сообщение.
  2. Выбираются два свободных узла дерева с наименьшими весами.
  3. Создается их родитель с весом, равным их суммарному весу.
  4. Родитель добавляется в список свободных узлов, а два его потомка удаляются из этого списка.
  5. Одной дуге, выходящей из родителя, ставится в соответствие бит 1, другой — бит 0.
  6. Шаги, начиная со второго, повторяются до тех пор, пока в списке свободных узлов не останется только один свободный узел. Он и будет считаться корнем дерева.

Допустим, у нас есть следующая таблица частот:

Символ А Б В Г Д
Частота 15 7 6 6 5

Этот процесс можно представить как построение дерева, корень которого — символ с суммой вероятностей объединенных символов, получившийся при объединении символов из последнего шага, его n0 потомков — символы из предыдущего шага и т. д.

Чтобы определить код для каждого из символов, входящих в сообщение, мы должны пройти путь от листа дерева, соответствующего текущему символу, до его корня, накапливая биты при перемещении по ветвям дерева (первая ветвь в пути соответствует младшему биту). Полученная таким образом последовательность битов является кодом данного символа, записанным в обратном порядке.

Построение дерева для данного примера

Для данной таблицы символов коды Хаффмана будут выглядеть следующим образом.

Символ А Б В Г Д
Код 0 100 101 110 111

Поскольку ни один из полученных кодов не является префиксом другого, они могут быть однозначно декодированы при чтении их из потока. Кроме того, наиболее частый символ сообщения А закодирован наименьшим количеством бит, а наиболее редкий символ Д — наибольшим.

При этом общая длина сообщения, состоящего из приведённых в таблице символов, составит 87 бит (в среднем 2,2308 бита на символ). При использовании равномерного кодирования общая длина сообщения составила бы 117 бит (ровно 3 бита на символ). Заметим, что энтропия источника, независимым образом порождающего символы с указанными частотами, составляет ~2,1858 бита на символ, то есть избыточность построенного для такого источника кода Хаффмана, понимаемая, как отличие среднего числа бит на символ от энтропии, составляет менее 0,05 бит на символ.

Классический алгоритм Хаффмана имеет ряд существенных недостатков. Во-первых, для восстановления содержимого сжатого сообщения декодер должен знать таблицу частот, которой пользовался кодер. Следовательно, длина сжатого сообщения увеличивается на длину таблицы частот, которая должна посылаться впереди данных, что может свести на нет все усилия по сжатию сообщения. Кроме того, необходимость наличия полной частотной статистики перед началом собственно кодирования требует двух проходов по сообщению: одного для построения модели сообщения (таблицы частот и Н-дерева), другого для собственно кодирования. Во-вторых, избыточность кодирования обращается в ноль лишь в тех случаях, когда вероятности кодируемых символов являются обратными степенями числа 2. В-третьих, для источника с энтропией, не превышающей 1 (например, для двоичного источника), непосредственное применение кода Хаффмана бессмысленно.

Адаптивное сжатие[править | править вики-текст]

Адаптивное сжатие позволяет не передавать модель сообщения вместе с ним самим и ограничиться одним проходом по сообщению как при кодировании, так и при декодировании.

В создании алгоритма адаптивного кодирования Хаффмана наибольшие сложности возникают при разработке процедуры обновления модели очередным символом. Теоретически, можно было бы просто вставить внутрь этой процедуры полное построение дерева кодирования Хаффмана, однако, такой алгоритм сжатия имел бы неприемлемо низкое быстродействие, так как построение Н-дерева — это слишком большая работа, и производить её при обработке каждого символа неразумно. К счастью, существует способ модифицировать уже существующее Н-дерево так, чтобы отобразить обработку нового символа. Наиболее известными алгоритмами перестроения являются алгоритм Виттера и Фоллера-Галагера-Кнута.

Все алгоритмы перестроения дерева при считывании очередного символа, включают в себя две операции:

Первая — увеличение веса узлов дерева. Вначале увеличиваем вес листа, соответствующего считанному символу, на единицу. Затем увеличиваем вес родителя, чтобы привести его в соответствие с новыми значениями веса потомков. Этот процесс продолжается до тех пор, пока мы не доберемся до корня дерева. Среднее число операций увеличения веса равно среднему количеству битов, необходимых для того, чтобы закодировать символ.

Вторая операция — перестановка узлов дерева — требуется тогда, когда увеличение веса узла приводит к нарушению свойства упорядоченности, то есть тогда, когда увеличенный вес узла стал больше, чем вес следующего по порядку узла. Если и дальше продолжать обрабатывать увеличение веса, двигаясь к корню дерева, то дерево перестанет быть деревом Хаффмана.

Чтобы сохранить упорядоченность дерева кодирования, алгоритм работает следующим образом. Пусть новый увеличенный вес узла равен W+1. Тогда начинаем двигаться по списку в сторону увеличения веса, пока не найдем последний узел с весом W. Переставим текущий и найденный узлы между собой в списке, восстанавливая таким образом порядок в дереве (при этом родители каждого из узлов тоже изменятся). На этом операция перестановки заканчивается.

После перестановки операция увеличения веса узлов продолжается дальше. Следующий узел, вес которого будет увеличен алгоритмом, — это новый родитель узла, увеличение веса которого вызвало перестановку.

Биграммная модель[править | править вики-текст]

Существует разновидность алгоритма Хаффмана, использующая контекст. В данном случае размер контекста равен единице (биграммный — два символа, триграммный — три и так далее). Это метод построения префиксного кода для моделей высших порядков, уже не источника без памяти. Он использует результат (предыдущей операции) операции над предыдущей буквой совместно с текущей буквой. Строится на основе цепи Маркова с глубиной зависимости r = 1.[2]

Алгоритм:

  1. Строится таблица в виде квадрата — распределение вероятностей на биграммах. Сразу вычисляется стартовая схема, с помощью которой будет кодироваться только первая буква. Строками в таблице, например, являются предыдущие буквы, а столбцами текущие.
  2. Вычисляются вероятности для кодовых деревьев для контекстов.
  3. По контекстам длины r = 1 строятся остальные кодовые деревья, с помощью которых будут кодироваться все остальные символы (кроме первого).
  4. Выполняется кодирование, первый символ кодируется согласно стартовой схеме, все последующие — исходя из кодовых деревьев для контекстов (предыдущего символа).

Декодирование выполняется аналогично: из стартовой кодовой схемы получаем первый контекст, а затем переходим к соответствующему кодовому дереву. Более того, декодеру необходима таблица распределения вероятностей.

Пример:

Допустим, сообщение, которое надо закодировать «abcabcabc». Нам заранее известна таблица частот символов (на основе других данных, например, статистических данных по словарю):

a b c Сумма
a \tfrac{3}{16} \tfrac{1}{16} \tfrac{1}{16} \tfrac{5}{16}
b \tfrac{1}{8} \tfrac{1}{16} \tfrac{1}{8} \tfrac{5}{16}
c \tfrac{1}{8} \tfrac{1}{8} \tfrac{1}{8} \tfrac{6}{16}

Имеем стартовую схему: (a = \tfrac{5}{16}, b = \tfrac{5}{16}, c = \tfrac{6}{16}). Сортируем по убыванию: (c = \tfrac{6}{16}, a = \tfrac{5}{16}, b = \tfrac{5}{16}) и строим кодовое дерево Хаффмана.

Для контекста «a» имеем:

  • p(a / a) = p(a, a) / p(a) = \tfrac{3}{16} \div \tfrac{5}{16} = \tfrac{3}{5},
  • p(b / a) = p(b, a) / p(a) = \tfrac{1}{16} \div \tfrac{5}{16} = \tfrac{1}{5},
  • p(c / a) = p(c, a) / p(a) = \tfrac{1}{16} \div \tfrac{5}{16} = \tfrac{1}{5}.

Для контекста «b» имеем:

  • p(a / b) = p(a, b) / p(b) = \tfrac{1}{8} \div \tfrac{5}{16} = \tfrac{2}{5},
  • p(b / b) = p(b, b) / p(b) = \tfrac{1}{16} \div \tfrac{5}{16} = \tfrac{1}{5},
  • p(c / b) = p(c, b) / p(b) = \tfrac{1}{8} \div \tfrac{5}{16} = \tfrac{2}{5}.

Для контекста «c» имеем:

  • p(a / c) = p(a, a) / p(c) = \tfrac{1}{8} \div \tfrac{6}{16} = \tfrac{1}{3},
  • p(b / c) = p(b, a) / p(c) = \tfrac{1}{8} \div \tfrac{6}{16} = \tfrac{1}{3},
  • p(c / c) = p(c, a) / p(c) = \tfrac{1}{8} \div \tfrac{6}{16} = \tfrac{1}{3}.

Примечание: здесь p(x, y) не равно p(y, x).

Строим кодовые деревья для каждого контекста. Выполняем кодирование и имеем закодированное сообщение: (00, 10, 01, 1, 10, 01, 1, 10, 01).

  • 00 — из кода буквы «a» для стартовой схемы,
  • 10 — из кода буквы «b» для контекста «a»,
  • 01 — из кода буквы «c» для контекста «b»,
  • 1 — из кода буквы «a» для контекста «c».

Переполнение[править | править вики-текст]

В процессе работы алгоритма сжатия вес узлов в дереве кодирования Хаффмана неуклонно растет. Первая проблема возникает тогда, когда вес корня дерева начинает превосходить вместимость ячейки, в которой он хранится. Как правило, это 16-битовое значение и, следовательно, не может быть больше, чем 65535. Вторая проблема, заслуживающая ещё большего внимания, может возникнуть значительно раньше, когда размер самого длинного кода Хаффмана превосходит вместимость ячейки, которая используется для того, чтобы передать его в выходной поток. Декодеру все равно, какой длины код он декодирует, поскольку он движется сверху вниз по дереву кодирования, выбирая из входного потока по одному биту. Кодер же должен начинать от листа дерева и двигаться вверх к корню, собирая биты, которые нужно передать. Обычно это происходит с переменной типа «целое», и, когда длина кода Хаффмана превосходит размер типа «целое» в битах, наступает переполнение.

Можно доказать, что максимальную длину код Хаффмана для сообщений с одним и тем же входным алфавитом будет иметь, если частоты символов образует последовательность Фибоначчи. Сообщение с частотами символов, равными числам Фибоначчи до Fib (18), — это отличный способ протестировать работу программы сжатия по Хаффману.

Масштабирование весов узлов дерева Хаффмана[править | править вики-текст]

Принимая во внимание сказанное выше, алгоритм обновления дерева Хаффмана должен быть изменен следующим образом: при увеличении веса нужно проверять его на достижение допустимого максимума. Если мы достигли максимума, то необходимо «масштабировать» вес, обычно разделив вес листьев на целое число, например, 2, а потом пересчитав вес всех остальных узлов.

Однако при делении веса пополам возникает проблема, связанная с тем, что после выполнения этой операции дерево может изменить свою форму. Объясняется это тем, что мы делим целые числа и при делении отбрасываем дробную часть.

Правильно организованное дерево Хаффмана после масштабирования может иметь форму, значительно отличающуюся от исходной. Это происходит потому, что масштабирование приводит к потере точности нашей статистики. Но со сбором новой статистики последствия этих «ошибок» практически сходят на нет. Масштабирование веса — довольно дорогостоящая операция, так как она приводит к необходимости заново строить все дерево кодирования. Но, так как необходимость в ней возникает относительно редко, то с этим можно смириться.

Выигрыш от масштабирования[править | править вики-текст]

Масштабирование веса узлов дерева через определенные интервалы дает неожиданный результат. Несмотря на то, что при масштабировании происходит потеря точности статистики, тесты показывают, что оно приводит к лучшим показателям сжатия, чем если бы масштабирование откладывалось. Это можно объяснить тем, что текущие символы сжимаемого потока больше «похожи» на своих близких предшественников, чем на тех, которые встречались намного раньше. Масштабирование приводит к уменьшению влияния «давних» символов на статистику и к увеличению влияния на неё «недавних» символов. Это очень сложно измерить количественно, но, в принципе, масштабирование оказывает положительное влияние на степень сжатия информации. Эксперименты с масштабированием в различных точках процесса сжатия показывают, что степень сжатия сильно зависит от момента масштабирования веса, но не существует правила выбора оптимального момента масштабирования для программы, ориентированной на сжатие любых типов информации.

Применение[править | править вики-текст]

Кодирование Хаффмана широко применяется при сжатии данных, в том числе при сжатии фото- и видеоизображений (JPEG, MPEG), в популярных архиваторах (PKZIP, LZH и др.), в протоколах передачи данных HTTP (Deflate), MNP5 и MNP7 и других.

В 2013 году была предложена модификация алгоритма Хаффмана, позволяющая кодировать символы дробным количеством бит - ANS[3][4]

Примечания[править | править вики-текст]

Литература[править | править вики-текст]

Ссылки[править | править вики-текст]