WEB Графика


 

О сжатии информации

Прежде чем перейти собственно к графическим форматам, рассмотрим принципы сжатия данных. Сжатие (компрессия) имеет очень большое значение при создании файлов с мультимедийной информацией. Без него файлы имели бы неприемлемо большой объем.

Алгоритмы сжатия, используемые при создании файлов, делятся на два класса: обеспечивающие сжатие без потери информации и допускающие некоторую ее потерю. Сжатие без потерь основано на удалении избыточности исходного представления информации, т. е. на применении более экономного кодирования. Такое сжатие еще называют обратимым. Сжатие с потерями базируется на удалении некоторой части информации. В ряде случаев эти потери оказываются практически незаметными для зрения или вполне допустимыми. Это относится главным образом к изображениям типа фотографии. Опыт показывает, что довольно часто за счет незначительной потери качества такого изображения можно существенно сократить объем файла. Сжатие с потерями называют также необратимым.

Рассмотрим основные идеи алгоритмов сжатия данных без потерь. Но сначала приведем простой пример. Допустим, исходная информация представлена в виде следующей последовательности букв: ААААББВВВААААААА. Само собой напрашивается более экономное представление этой информации: А4Б2ВЗА7. Здесь число указывает количество повторений буквы, указанной слева от числа. Алгоритм декодирования этой последовательности очевиден: каждую букву необходимо записать столько раз, сколько указано числом справа от нее. В данном случае мы сократили объем данных в 2 раза, причем без потерь, поскольку есть декодирующий алгоритм, полностью восстанавливающий исходные данные. Коль скоро нам это удалось, то можно сказать, что исходное представление информации было избыточным. Многие изображения (например, темные линии на белом фоне) содержат большие области одинаковых пикселов. Каждому пикселу соответствует одно число (яркость в оттенках серого или индекс) или несколько чисел (обычно три, по количеству базовых цветов). Для таких картинок описанный выше алгоритм сжатия обычно дает хорошие результаты. Если говорить более общо, то исходное представление информации можно рассматривать как последовательность битов (нулей и единиц) или байтов (блоков из восьми битов). А раз так, то не принципиально, что собственно содержит исходная запись: текст, программу или графическое изображение. Алгоритмы сжатия могут быть универсальны. Однако они могут иметь различную сложность (быстродействие) и обеспечивать разную степень сжатия. Для любого алгоритма можно найти набор данных, для которого этот алгоритм окажется не хуже других. С другой стороны, существуют такие наборы данных, которые не сжимаются никаким алгоритмом. Так, любой набор случайных данных с равномерным законом распределения вероятностей их появления не сжимается. Наличие же каких-то регулярностей (повторений, зависимостей) в исходных данных обеспечивает возможность их более экономного представления, т. е. сжатия.

Простейшие алгоритмы сжатия, называемые также алгоритмами оптимального кодирования, основаны на учете распределения вероятностей элементов исходного сообщения (текста, изображения, файла). На практике обычно в качестве приближения к вероятностям используют частоты встречаемости элементов в исходном сообщении. Вероятность — абстрактное математическое понятие, связанное с бесконечными экспериментальными выборками данных, а частота встречаемости — величина, которую можно вычислить для конечных множеств данных. При достаточно большом количестве элементов в множестве экспериментальных данных можно говорить, что частота встречаемости элемента близка (с некоторой точностью) к его вероятности.

Если вероятности неодинаковы, то имеется возможность наиболее вероятным (часто встречающимся) элементам сопоставить более короткие кодовые слова и, наоборот, маловероятным элементам сопоставить более длинные кодовые слова. Таким способом можно уменьшить среднюю длину кодового слова. Оптимальный алгоритм кодирования делает это так, чтобы средняя длина кодового слова была минимальной, т. е. при меньшей длине кодирование станет необратимым. Такой алгоритм существует, он был разработан Хаффменом и носит его имя. Этот алгоритм используется, например, при создании файлов в формате JPEG.
Суть алгоритма Хаффмена удобно объяснить через построение кодового дерева — графа древовидной формы. Дерево строится от концевых вершин по направлению к корню, снизу вверх. Сначала упорядочим все элементы сообщения по невозрастанию или по неубыванию (это не принципиально) их вероятностей (частот встречаемости). Эти элементы образуют концевые вершины дерева, называемые также листьями. Выберем две из них с наименьшими вероятностями. Построим новую вершину, из которой одна ветвь идет к одному элементу, а другая — к другому. Этой новой вершине припишем вероятность, равную сумме вероятностей вершин, с которыми она соединена. Далее рассмотрим все оставшиеся концевые вершины и только что построенную. Выберем из них две с минимальными вероятностями и соединим их с новой вершиной, которой припишем сумму вероятностей объединяемых вершин. Поступаем так до тех пор, пока не останется ни одной пары вершин, которые можно было бы объединить. В результате получится дерево. Очевидно, что вероятность, приписанная корню дерева, равна 1. Теперь разметим ветви, выходящие из вершин: одной из них припишем 1, а другой 0, если хотим получить кодовые слова в таком алфавите. Сделаем это для всех пар ветвей. Тогда последовательность нулей и единиц, которую можно собрать, двигаясь от корня дерева к концевой вершине, образует кодовое слово для соответствующего элемента.

Рис. 98. Кодовое дерево Хаффмена

Средняя длина кодового слова вычисляется как взвешенная вероятностями сумма длин всех кодовых слов:

Lcp = p1L1 + p2L2 + ... + pnLn,

где p1,..., pn — вероятности кодовых слов;
L1,..., Ln — длины кодовых слов.

Клод Шеннон в 40-х годах XX века в своей «Математической теории связи»
показал, что средняя длина кодового слова не может быть меньше, чем энтропия множества кодируемых элементов, которая вычисляется по формуле:

Н = p1log(1/p1) + p2log(l/p2) + ... + pnlog(l/ pn)

Средняя длина кодового слова, обеспечиваемая кодом Хаффмена, приближается к энтропии при очень больших объемах сообщений. При этом длина кодового слова, имеющего вероятность р, приближается к log (l/p). В случае кодирования двоичными символами основание логарифмов в приведенных выше формулах равно 2.

Если не учитывать вероятности (т. е. считать их равными), то для кодирования n элементов с помощью нулей и единиц потребуется log(n) битов на каждый элемент. Точнее говоря, в качестве длины слова следует взять ближайшее большее целое для этого числа. Так, например, для кодирования 6 элементов потребуются слова длиной 3 (log(6) = 2,585). При этом все слова будут иметь одинаковую длину. Если же учесть вероятности, то для рассмотренного выше примера средняя длина кодового слова будет равна 2,5 (0,5x2 + 0,5x3). При кодировании достаточно больших сообщений это дает экономию около 17%.
Код Хаффмена реализует обратимое и максимальное сжатие данных (обратимость означает, что имеется возможность полного восстановления исходного сообщения). Максимальность сжатия понимается в следующем смысле. Если источник сообщений генерирует символы с фиксированным распределением вероятностей, то при кодировании сообщений, длина которых стремится к бесконечности, достигается средняя длина кодового слова, равная энтропии. Следует заметить, что для одного и того же распределения вероятностей можно построить, вообще говоря, несколько кодов Хаффмена, но все они дают одинаковые результаты.

Существует еще один алгоритм сжатия — Шеннона-Фано, основанный на тех же идеях, но не гарантирующий максимального сжатия, как алгоритм Хаффмена. Код Шеннона-Фано строится с помощью дерева. Однако построение этого дерева начинается от корня. Все множество кодируемых элементов соответствует корню дерева (вершине первого уровня). Оно разбивается на два подмножества с примерно одинаковыми суммарными вероятностями. Эти подмножества соответствуют двум вершинам второго уровня, которые соединяются с корнем. Далее каждое из этих подмножеств разбивается на два подмножества с примерно одинаковыми суммарными вероятностями. Им соответствуют вершины третьего уровня. Если подмножество содержит единственный элемент, то ему соответствует концевая вершина кодового дерева; такое подмножество разбиению не подлежит. Подобным образом поступаем до тех пор, пока не получим все концевые вершины. Ветви кодового дерева размечаем символами 1 и 0, как в случае кода Хаффмена.

Рис. 99. Кодовое дерево Шеннона-Фано

При построении кода Шеннона-Фано разбиение множества элементов может быть произведено, вообще говоря, несколькими способами. Выбор разбиения на уровне n может ухудшить варианты разбиения на следующем уровне (n+1) и привести к неоптимальности кода в целом. Другими словами, оптимальное поведение на каждом шаге пути еше не гарантирует оптимальности всей совокупности действий. Поэтому код Шеннона-Фано не является оптимальным в общем смысле, хотя и дает оптимальные результаты при некоторых распределениях вероятностей. Для одного и того же распределения вероятностей можно построить, вообще говоря, несколько кодов Шеннона-Фано, и все они могут дать различные результаты. Если построить все возможные коды Шеннона-Фано для данного распределения вероятностей, то среди них будут находиться и все коды Хаффмена, т. е. оптимальные коды.

Каковы распределения частот встречаемости элементов в реальных изображениях? Может показаться, что они могут быть самыми разными. Однако у них есть нечто общее.

Известно, что буквы алфавита имеют различные частоты встречаемости в текстах. При этом в достаточно больших по объему текстах эти частоты остаются практически неизменными. В свое время Ципф заинтересовался частотами встречаемости слов (точнее говоря, словоформ) и обнаружил интересную зависимость. Так, если все слова в тексте расположить в порядке убывания частот их встречаемости и пронумеровать, то частота рi i-гo слова будет приблизительно обратно пропорциональна его номеру i, т. е. выполняется зависимость рi ~ 1/i. Характер этой зависимости таков, что в тексте можно выделить относительно небольшую группу очень часто встречающихся слов и много слов, которые редко встречаются. Дальнейшие исследования показали, что эта зависимость, получившая название «закона Ципфа», выполняется не только для текстов, но и для графических изображений и даже музыки. Если говорить о графике, то поступали следующим образом. Брали лист бумаги с картинкой и разрезали его на кусочки так, чтобы каждый кусочек имел приблизительно только один цвет. Затем эти кусочки сортировали по цвету и взвешивали. Относительные массы таких групп кусочков можно считать частотами встречаемости соответствующих цветов в исходном изображении. Позднее Б. Мандельброт уточнил формулу Ципфа, введя в нее дополнительные параметры (новую формулу назвали законом Ципфа-Мандельброта). Это позволило приблизить данную зависимость к реально наблюдаемым данным.

Оказалось, что если закон Ципфа хорошо выполняется на некотором объекте (тексте, картинке), то на произвольно выбранных частях этого объекта он уже не будет выполняться. Кроме того, выяснилось, что чем лучше объект соответствует нашим интуитивным представлениям о гармонии, системном единстве и т. п., тем ближе реально наблюдаемая зависимость рi (i) к закону Ципфа, и наоборот. Именно это обстоятельство легло в основу гипотезы о том, что закон Ципфа выполняется на хорошо организованных объектах. Более глубокие исследования показали, что закон Ципфа можно объяснить тем, что, создавая художественное произведение, человек интуитивно стремится к оптимальному (с точки зрения кодирования) представлению информации. Распределение частот встречаемоcти, описываемое формулой Ципфа-Мандельброта, очень подходит для того, чтобы кодирование (сжатие) с помощью алгоритмов Хаффмена и Шеннона-Фано давало высокую степень сжатия. Следует заметить, что существуют тексты и графические изображения, для которых распределения частот элементов весьма далеки от описываемых формулой Ципфа-Мандельброта.

Другой подход к задаче сжатия данных основан на кодировании блоков пикселов и словарях или таблицах поиска данных. Одним из простейших методов этого типа является RLE (Run Length Encoding, кодирование с переменной длиной). Метод RLE заключается в поиске блоков из одинаковых пикселов, находящихся в одной строке прямоугольной картинки. Затем каждому блоку сопоставляется число содержащихся в нем пикселов и цвет. Например, если в строке имеются 3 пиксела белого цвета, 25 — черного, затем 14 — белого, то применение RLE кодирует эту строку как 3 белых, 25 черных и 14 белых вместо последовательности из кодов цветов всех 42 пикселов. Метод RLE используется, например, при создании файлов формата BMP.

Метод сжатия LZW (Lempel-Ziv-Welch) разработан в 1978 году. Он заключается в поиске одинаковых последовательностей (фраз) пикселов во всем файле. Выявленные последовательности сохраняются в таблице, им присваиваются более короткие коды (ключи). Так, если в изображении имеются наборы из красного, желтого и зеленого пикселов, повторяющиеся в изображении, например, 50 раз, то алгоритм LZW выявляет это, присваивает данному набору пикселов отдельный код (число), а затем сохраняет этот код 50 раз. Метод LZW так же, как и RLE, лучше работает на участках однородных, свободных от шума цветов. Он дает гораздо лучшие результаты, чем RLE, при сжатии произвольных графических данных, но процессы кодирования и распаковки происходят медленнее. Метод LZW используется, например, при создании файлов формата GIF.