|
|
Большая Советская Энциклопедия (цитаты)
|
|
|
|
|
Канал (в теории информации) | Канал (далее К) в теории информации, всякое устройство, предназначенное для передачи информации. В отличие от техники, информации теория отвлекается от конкретной природы этих устройств, подобно тому как геометрия изучает объемы тел, отвлекаясь от материала, из которого они изготовлены (ср. К информационный). Различные конкретные системы связи рассматриваются в теории информации только с точки зрения количества информации, которое может быть надежно передано с их помощью. Т. о. приходят к понятию К (в теории информации): канал задается множеством "допустимых" сообщений (или сигналов) x на входе, множеством сообщений (сигналов) у на выходе и набором условных вероятностей р (у|х) получения сигнала у на выходе при входном сигнале х. Условные вероятности р (у|х) описывают статистические свойства "шумов" (помех), искажающих сигналы в процессе передачи. В случае, когда р (у|х) = 1 при у = х и р (y|x) = 0 при у ¹ х, К (в теории информации) называют каналом без "шумов". В соответствии со структурой входных и выходных сигналов выделяют К (в теории информации) дискретные и К (в теории информации) непрерывные. В дискретных К (в теории информации) сигналы на входе и на выходе представляют собой последовательности "букв" из одного и того же или различных "алфавитов" (см. Код). В непрерывных К (в теории информации) входной и выходной сигналы суть функции непрерывного параметра t - времени. Возможны также смешанные случаи, но обычно в качестве идеализации предпочитают рассматривать один из указанных двух случаев.
Способность К (в теории информации) передавать информацию характеризуется некоторым числом - пропускной способностью, или емкостью, К (в теории информации), которое определяется как максимальное количество информации относительно сигнала на входе, содержащееся в сигнале на выходе (в расчете на единицу времени).
Точнее: пусть входной сигнал x принимает некоторые значения х с вероятностями р (х). Тогда по формулам теории вероятностей можно рассчитать как вероятности q (y) того, что сигнал h на выходе примет значение у:
так и вероятности р (х, y) совмещения событий x = х, h = у:
р (х, у) = р (х) р (у|х).
По этим последним вычисляется количество информации (в двоичных единицах)  и его среднее значение
 ,
где T - длительность x. Верхняя граница С величин R, взятая по всем допустимым сигналам на входе, называют емкостью К (в теории информации) Вычисление емкости, подобно вычислению энтропии, легче в дискретном случае и значительно сложнее в непрерывном, где оно основывается на теории стационарных случайных процессов.
Проще всего положение в случае дискретного К (в теории информации) без "шумов". В теории информации устанавливается, что в этом случае общее определение емкости С равносильно следующему:
где (T) - число допустимых сигналов длительностью Т.
Пример 1. Пусть "алфавит" К (в теории информации) без "шумов" состоит из двух "букв" - 0 и 1, длительностью t сек каждая. Допустимые сигналы длительностью Т = nt представляются последовательностями символов 0 и 1. Их число (Т) = 2n. Соответственно
 - двоичных единиц/сек.
Пример 2. Пусть символы 0 и 1 имеют длительность t и 2t сек соответственно. Здесь допустимых сигналов длительностью Т = nt будет меньше, чем в примере 1. Так, при n = 3 их будет всего 3 (вместо 8). Можно подсчитать теперь
 двоичных единиц/сек.
При необходимости передачи записанных с помощью некоторого кода сообщений по данному К (в теории информации) приходится преобразовывать эти сообщения в допустимые сигналы К (в теории информации), т. е. производить надлежащее кодирование. После передачи надо произвести операцию декодирования, т. е. операцию обратного преобразования сигнала в сообщение. Естественно, что кодирование целесообразно производить так, чтобы среднее время, затрачиваемое на передачу, было возможно меньше. При одинаковой длительности символов на входе К (в теории информации) это означает, что надо выбирать наиболее экономный код с "алфавитом", совпадающим с входным "алфавитом" К (в теории информации)
При описанной процедуре "согласования" источника с К (в теории информации) возникает специфическое явление задержки (запаздывания), которое может пояснить следующий пример.
Пример 3. Пусть источник сообщений посылает через промежутки времени длиной 1/u (т. е. со скоростью u) независимые символы, принимающие значения x1, x2, x3, x4 с вероятностями, равными соответственно 1/2, 1/4, 1/8, 1/8. Пусть К (в теории информации) без "шумов" такой же, как в примере 1, и кодирование осуществляется мгновенно. Полученный сигнал или передается по К (в теории информации), если последний свободен, или ожидает (помещается в "память") до тех пор, пока К (в теории информации) не освободится. Если теперь выбран, например, код x1 = 00, x2 = 01, x3 = 10, x4 = 11 и u £ 1/2t (т. е. 1/u ³ 2t), то за время между появлением двух последовательных значений х кодовое обозначение успевает передаться и К (в теории информации) освобождается. Т. о., здесь между появлением какой-либо "буквы" сообщения и передачей ее кодового обозначения по К (в теории информации) проходит промежуток времени 2t. Иная картина наблюдается при u > 1/2t; n-я "буква" сообщения появляется в момент (n - 1)/u и ее кодовое обозначение будет передано по К (в теории информации) в момент 2nt. Следовательно, промежуток времени между появлением n-й "буквы" сообщения и моментом ее получения после декодирования переданного сигнала будет больше, чем n (2t - 1/u), что стремится к бесконечности при n R ¥. Таким образом, в этом случае передача будет вестись с неограниченным запаздыванием. Стало быть, для возможности передачи без неограниченного запаздывания при данном коде необходимо и достаточно выполнение неравенства u £ 1/2t. Выбором более удачного кода можно увеличить скорость передачи, сделав ее сколь угодно близкой к емкости К (в теории информации), но эту последнюю границу невозможно превзойти (разумеется, сохраняя требование ограниченности запаздывания). Сформулированное утверждение имеет совершенно общий характер и называется основной теоремой о К (в теории информации) без "шумов".
Специально в отношении примера 3 уместно добавить следующее. Для рассматриваемых сообщений двоичный код x1 = 0, x2 = 10, x3 = 110, x4 = 111 оптимален. Из-за различной длины кодовых обозначений время wn запаздывания для n-й "буквы" первоначального сообщения будет случайной величиной. При u < 1/t (1/t - емкость К (в теории информации)) и n R ¥ его среднее значение приближается к некоторому пределу m(u), зависящему от u. С приближением u к критическому значению 1/t значение m(u) растет пропорционально (t-1 - u)-1. Это опять-таки отражает общее положение: стремление сделать скорость передачи возможно ближе к максимальной сопровождается возрастанием времени запаздывания и необходимого объема "памяти" кодирующего устройства.
Утверждение "основной теоремы" (с заменой безошибочной передачи на "почти безошибочную") справедливо и для К (в теории информации) с "шумами". Этот факт, по существу основной для всей теории передачи информации, называют теоремой Шеннона (см. Шеннона теорема). Возможность уменьшения вероятности ошибочной передачи через К (в теории информации) с "шумами" достигается применением так называемых помехоустойчивых кодов.
Пример 4. Пусть входной "алфавит" К (в теории информации) состоит из двух символов 0 и 1 и действие "шумов" сводится к тому, что каждый из этих символов при передаче может с небольшой (например, равной 1/10) вероятностью р перейти в другой или с вероятностью q = 1 - р остаться неискаженным. Применение помехоустойчивого кода сводится, по сути дела, к выбору нового "алфавита" на входе К (в теории информации) Его "буквами" являются n-членные цепочки символов 0 и 1, отличающиеся одна от другой достаточным числом D знаков. Так, при n = 5 и D = 3 новыми "буквами" могут быть 00000, 01110, 10101, 11011. Если вероятность более чем одной ошибки на группу из пяти знаков мала, то даже искаженные эти новые "буквы" почти не перепутываются. Например, если получен сигнал 10001, то он почти наверное возник из 10101. Оказывается, что при надлежащем подборе достаточно больших n и D такой способ значительно эффективнее простого повторения (т. е. использования "алфавитов" типа 000, 111). Однако возможное на этом пути улучшение процесса передачи неизбежно сопряжено с сильно возрастающей сложностью кодирующих и декодирующих устройств. Например, подсчитано, что если первоначально р = 10-2 и требуется уменьшить это значение до p1 = 10-4, то следует выбирать длину n кодовой цепочки не менее 25 (или 380) в зависимости от того, желают ли использовать емкость К (в теории информации) на 53% (или на 80%).
Лит. см. при ст. Информации теория.
Ю. В. Прохоров. |
Для поиска, наберите искомое слово (или его часть) в поле поиска
|
|
 |
 |
 |
|
|
|
Новости 06.11.2024 00:13:52
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
