КОДИРОВАНИЕ, операция отождествления символов или групп символов одного кода с символами или группами символов др. кода. Необходимость К. возникает прежде всего из потребности приспособить форму сообщения к данному каналу связи или к.-л. др. устройству, предназначенному для преобразования или хранения информации. Так, сообщения, представленные в виде последовательности букв, напр, русского языка, и цифр, с помощью телеграфных кодов преобразуются в определённые комбинации посылок тока. При вводе в вычислит, устройства обычно пользуются преобразованием числовых данных из десятичной системы счисления в двоичную и т. д. (см. Кодирующее устройство).

К. в информации теории применяют для достижения следующих целей: во-первых, для уменьшения т. н. избыточности сообщений и, во-вторых, для уменьшения влияния помех, искажающих сообщения при передаче по каналам связи (см. Шеннона теорема). Поэтому выбор нового кода стремятся наиболее удачным образом согласовать со статистич. структурой рассматриваемого источника сообщений. В какой-то степени это согласование имеется уже в коде телеграфном, в к-ром чаще встречающиеся буквы обозначаются более короткими комбинациями точек и тире.

Приёмы, применяемые в теории информации для достижения указанного согласования, можно пояснить на примере построения "экономных" двоичных кодов. Пусть канал может передавать только символы 0 и 1, затрачивая на каждый одно и то же время t. Для уменьшения времени передачи (или, что то же самое, увеличения её скорости) целесообразно до передачи кодировать сообщения таким образом, чтобы средняя длина L кодового обозначения была наименьшей. Пусть xi, x2,..., Хп обозначают возможные сообщения нек-рого источника, a PI, 2, ..., рп- соответствующие VIM вероятности. Тогда, как устанавливается в теории информации, при любом способе К.,
9-1.jpg
где
9-2.jpg

энтропия источника. Граница для L в формуле (1) может не достигаться. Од-нако при любых рi существует метод К. (метод Шеннона - Фэно), для к-рого

L =< Н + 1        (2)

Метод состоит и том, что сообщения располагаются в порядке убывания вероятностей и полученный ряд делится на 2 части с вероятностями, по возможности близкими друг к другу. В качестве 1-го двоичного знака принимают 0 в 1-й части и 1 - во 2-й. Подобным же образом делят пополам каждую из частей и выбирают 2-й двоичный знак и т. д., пока не придут к частям, содержащим только по одному сообщению.

Пример 1. Пусть n = 4 и p1 = 9/16, р2 = р3 = 3/16, р4= 1/16. Применение метода иллюстрируется табл.:

 

 

 

 

 

 

 

 

xi

рi

Кодовое обозначение

 

 

X1

9/16

0

 

 

 

 

x2

3/16

1

0

 

 

 

Х3

3/16

1

1

0

 

 

X4

1/16

1

1

1

 

 

 

 

 

 

 

 

В данном случае L =1x9/16 + 2x 3/16 +3x3/16+3x1/16=27/16=1.688, и можно показать, что никакой Др. код не даёт меньшего значения. В то же время Н = 1,623. Вгё сказанное применимо и к случаю, когда алфавиг нового кода содержит не 2, как предполагалось выше, а т>2 букв. При этом лишь величина Н в формулах (1) и (2) должна быть заменена величиной H/log2m.

Задача о "сжатии" записи сообщений в данном алфавите (т. е. задача об уменьшении избыточности) может быть решена на основе метода Шеннона - Фэно. Действительно, с одной стороны, если сообщения представлены последовательностями букв длины N из те-буквенного алфавита, то их средняя длина LN после К. всегда удовлетворяет неравенству LN>=NH/log2 т, где Н - энтропия источника на букву. С другой стороны, при сколь угодно малом e>0 можно добиться выполнения при всех достаточно больших N неравенства
9-3.jpg

С этой целью пользуются К. "блоками": по данному е выбирают натуральное число 5 и делят каждое сообщение на равные части -"блоки", содержащие по 5 букв. Затем эти блоки кодируют методом Шеннона - Фэно в тот же алфавит. Тогда при достаточно больших N будет выполнено неравенство (3). Справедливость этого утверждения легче всего понять, рассматривая случай, когда источником является последовательность независимых символов 0 и 1, появляющихся с вероятностями соответственно р и q, p<>q. Энтропия на блок равна 5-кратной энтропии на одну букву, т. е. равна sH = = s(plog2l/p + qlog2l/q). Кодовое обозначение блока требует в среднем не более sH+ 1двоичных знаков. Поэтому для сообщения длины N букв LN=<(1 + N/S) (sH + + 1) = N(H+1/s) (1 + s/N), что при достаточно больших s и N/s приводит к неравенству (3). При таком К. энтропия на букву приближается к своему макс, значению - единице, а избыточность - к нулю.

Пример 2. Пусть источником сообщений является последовательность независимых знаков 0 и 1, в к-рой вероятность появления нуля равна р = 3/4, а единицы q = 1/4 Здесь энтропия Н на букву равна 0,811, а избыточность - 0,189. Наименьшие блоки (s = 2), т. е. 00, 01, 10, 11, имеют соответственно вероятности р2 = 9/1б, pq = 3/i6, qp = = 3/i6, q2 = Vie. Применение метода Шеннона - Фэно (см. пример 1) приводит к правилу К.: 00 ->0, 01->10, 10->110, 11-МИ. При этом, напр., сообщение 00111000... примет вид 01111100... На каждую букву сообщения в прежней форме приходится в среднем 27/32 = 0,844 буквы в новой форме (при нижней границе коэффициента сжатия, равной Н = = 0,811). Энтропия на букву в новой последовательности равна 0,811/0,844 = = 0,961, а избыточность равна 0,039.

К., уменьшающее помехи, превратилось в большой раздел теории информации, со своим собственным математич. аппаратом, в значит, мере чисто алгебраическим (см. Канал, Шеннона теорема и лит. при этих статьях). Ю. В. Прохоров.