多少信息量。
杭州电子科技大学学生考试卷 (A) 卷
考试课程 课程号 学生姓名
信息论与编码
r1 = 2k 解:根据题意有 R = 0 .7
r 2 = 5k w1 = 1 / 8 w2 = 1 / 4 ,W = , p( w1 / r1) = 0.8 0 .3 0.36 0.64
考试日期 教师号 任课教师 班级
成绩
由 p( w1) = p(r1) p ( w1 / r1) + p( r 2) p ( w1 / r 2) ⇒ p( w1 / r 2) = 4 / 15 所以 p( w2 / r 2) = 1 − p ( w1 / r 2) = 11 / 15 得知 5kΩ电阻的功耗为 1/4W,获得的自信息量为 −lb( p( w2 / r 2)) = 0.448bit
学号(8 位)
一、填空题(每空 2 分,共 32 分) 。
1. 在现代通信系统中,信源编码主要用于解决信息传输中的
有效性
,信道编码主要用 安全性 。 a1 三、 (18 分)已知 6 符号离散信源的出现概率为 1 2 a2 1 4 a3 1 8 a4 1 16 a5 1 32 a6 1 ,试计算它的 32
于解决信息传输中的
可靠性
,加密编码主要用于解决信息传输中的
1.75bit/符号 。 2. 离散信源 X = x1 x 2 x 3 x 4 ,则信源的熵为 p ( x) 1 / 2 1 / 4 1 / 8 1 / 8 3. 对称 DMC 信道的输入符号数为 n,输出符号数为 m,信道转移概率矩阵为 pij,则该信
道的容量为 C = log m +
j =1
∑ pij log pij 。
n
m
熵、Huffman 编码和费诺编码的码字、平均码长及编码效率。
解:该离散信源的熵为 H ( x) = − ∑ pi lb( pi ) =
i =1 6
4. 采用 m 进制编码的码字长度为 Ki,码字个数为 n,则克劳夫特不等式为 ∑ m − Ki ≤ 1 ,
i =1
1 1 1 1 1 1 lb 2 + lb 4 + lb8 + lb16 + lb32 + lb32 2 4 8 16 32 32
=1.933 bit/符号 Huffman 编码为:
它是判断
唯一可译码存在
的充要条件。 前向纠错 、 反馈重发 和 混合纠错 。 。
5. 差错控制的基本方式大致可以分为
符号 概率 a1 0.5 a2 0.25 a3 0.125 a4 0.0625 a5 0.03125 1 0.0625 0 0 平均码长 l = 1 0.125 0 1 0.25 0 1 0.5 0 1 1.0
码字 1 01 001 0001 00001 00000
6. 如果所有码字都配置在二进制码树的叶节点,则该码字为
唯一可译码
7. 齐次马尔可夫信源的一步转移概率矩阵为 P,稳态分布为 W,则 W 和 P 满足的方程为 W=WP
。
8. 设某信道输入端的熵为 H(X),输出端的熵为 H(Y),该信道为无噪有损信道,则该信
道的容量为
MAX H(Y)
。 等概_____分布情况下,信
9. 某离散无记忆信源 X,其符号个数为 n,则当信源符号呈
a6 0.03125
源熵取最大值___log(n) 。
10. 在信息处理中,随着处理级数的增加,输入消息和输出消息之间的平均互信息量趋于
1 1 1 1 1 1 * 1 + * 2 + * 3 + * 4 + * 5 + * 5 = 1.933码元 / 符号 2 4 8 16 32 32
H ( x) l = 100%
减少
。
编码效率为 η =
二、 12 分)设有一批电阻,按阻值分 70%是 2kΩ,30%是 5kΩ;按功耗分 64%是 1/8W, (
36%是 1/4W。现已知 2kΩ电阻中 80%是 1/8W,假如
得知 5kΩ电阻的功耗为 1/4W,问获得
第1页 共3页
费诺编码为:
符号 概率 编码过程 码字 a1 0.5 1 1 a2 0.25 1 01 a3 0.125 1 001 a4 0.0625 0 1 0001 0 a5 0.03125 0 1 00001 0 a6 0.03125 0 00000 1 1 1 1 1 1 平均码长 l = * 1 + * 2 + * 3 + * 4 + * 5 + * 5 = 1.933码元 / 符号 2 4 8 16 32 32
编码效率为 η =
H ( x) l = 100%
四、 14 分)在图片传输中,每帧约有 2 106 个像素,为了能很好地重现图像,每像素能 ( 分 256 个亮度电平,并假设亮度电平等概分布。试计算每分钟传送两帧图片所需信道的带 宽(信噪功率比为 30dB) 。
解: 每个像素点对应的熵 H = log 2 n = log 2 256 = 8 bit/点 2 帧图片的信息量 I = 2 * N * H = 2 * 2 * 10 6 * 8 = 3.2 * 10 7 bit 单位时间需要的信道容量 C t =
I 3.2 * 10 7 = = 5.3 * 10 5 bit / s t 60
Ct 5.3 * 10 5 = ≈ 5.35 * 10 4 Hz log 2 (1 + SNR) log 2 (1 + 1000)
由香农信道容量公式 C t = W log 2 (1 + SNR) ⇒ W =
第2页 共3页
五、 (8 分)求右图所示的信道的容量及达到信道容量时的输入 分布。
解:
X a1 1/2 a2 1/2 a3
1
Y b1
U1 六、 16 分) ( 设离散信源 U = 1 p (u )
p 2
U2 1 (1 − p ) 2
U3 1 (1 − p ) 2
U4 1 (其中 p ≤ ) 和接收变量 V={v1, 1 2 p 2
0 1 1 / 2 1 / 2 由右图可知,该信道的转移概率矩阵为 P = 0 1
可以看到,当该信道的输入分布取 P ( X ) =
2
1
b2
b2 a1 a 2 a 3 b1 时, P(Y ) = 1 / 2 1 / 2 1 / 2 0 1 / 2
= lb 2 , 同理可得 I ( X = a 3 ; Y ) = lb 2
pi ≠ 0 pi = 0
0 0 .5 0 .5 1 0 .5 0 1 0 .5 ,求 Dmin,Dmax、R(Dmin) R(Dmax) v2,v3,v4},失真矩阵为 D = 、 、 0 .5 1 0 0 .5 1 0 .5 0 .5 0 达到 Dmin 和 Dmax 时的编码器转移概率矩阵 P。
解: 由于失真矩阵每行每列都只有一个最小值“0” ,所以可以达到 Dmin=0,此时对应的信道转移概率矩阵
此时 I ( X = a1 ; Y ) =
∑ p(b
j =1
j
/ a1 ) log
p(b j / a1 ) p (b j )
I ( x ; Y ) = lb 2 而 I ( X = a 2 ; Y ) = 0 ,此分布满足 i I (x i ;Y ) = 0
。因此这个信道的容量为
1 0 应使得信源的每个输出经过信道转移后失真为 0,即选择 P = 0 0
R(Dmin)= R(0)= H(U) = 1-p*log p –(1-p)*log(1-p) = 1+H(p)。 Dmax=
0 0 0 1 0 0 。 0 1 0 0 0 1
a1 a 2 a 3 C=lb2=1(bit/符号) ,而达到信道容量的输入分布可取 P ( X ) = 。 1 / 2 0 1 / 2
min ∑ p d
j =1, 2 , 3, 4 i =1 i
4
ij
,由于 pi 和d ij 具有对称性,每个和式结果都为 1/2,因此 Dmax= 1/2,对应的转
1 1 移概率矩阵可取任意 1 列为全 1,如 P = 1 1
0 0 0 0 0 0 ,此时 R(Dmax)= R(1/2)= 0。 0 0 0 0 0 0
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多少信息量。
杭州电子科技大学学生考试卷 (A) 卷
考试课程 课程号 学生姓名
信息论与编码
r1 = 2k 解:根据题意有 R = 0 .7
r 2 = 5k w1 = 1 / 8 w2 = 1 / 4 ,W = , p( w1 / r1) = 0.8 0 .3 0.36 0.64
考试日期 教师号 任课教师 班级
成绩
由 p( w1) = p(r1) p ( w1 / r1) + p( r 2) p ( w1 / r 2) ⇒ p( w1 / r 2) = 4 / 15 所以 p( w2 / r 2) = 1 − p ( w1 / r 2) = 11 / 15 得知 5kΩ电阻的功耗为 1/4W,获得的自信息量为 −lb( p( w2 / r 2)) = 0.448bit
学号(8 位)
一、填空题(每空 2 分,共 32 分) 。
1. 在现代通信系统中,信源编码主要用于解决信息传输中的
有效性
,信道编码主要用 安全性 。 a1 三、 (18 分)已知 6 符号离散信源的出现概率为 1 2 a2 1 4 a3 1 8 a4 1 16 a5 1 32 a6 1 ,试计算它的 32
于解决信息传输中的
可靠性
,加密编码主要用于解决信息传输中的
1.75bit/符号 。 2. 离散信源 X = x1 x 2 x 3 x 4 ,则信源的熵为 p ( x) 1 / 2 1 / 4 1 / 8 1 / 8 3. 对称 DMC 信道的输入符号数为 n,输出符号数为 m,信道转移概率矩阵为 pij,则该信
道的容量为 C = log m +
j =1
∑ pij log pij 。
n
m
熵、Huffman 编码和费诺编码的码字、平均码长及编码效率。
解:该离散信源的熵为 H ( x) = − ∑ pi lb( pi ) =
i =1 6
4. 采用 m 进制编码的码字长度为 Ki,码字个数为 n,则克劳夫特不等式为 ∑ m − Ki ≤ 1 ,
i =1
1 1 1 1 1 1 lb 2 + lb 4 + lb8 + lb16 + lb32 + lb32 2 4 8 16 32 32
=1.933 bit/符号 Huffman 编码为:
它是判断
唯一可译码存在
的充要条件。 前向纠错 、 反馈重发 和 混合纠错 。 。
5. 差错控制的基本方式大致可以分为
符号 概率 a1 0.5 a2 0.25 a3 0.125 a4 0.0625 a5 0.03125 1 0.0625 0 0 平均码长 l = 1 0.125 0 1 0.25 0 1 0.5 0 1 1.0
码字 1 01 001 0001 00001 00000
6. 如果所有码字都配置在二进制码树的叶节点,则该码字为
唯一可译码
7. 齐次马尔可夫信源的一步转移概率矩阵为 P,稳态分布为 W,则 W 和 P 满足的方程为 W=WP
。
8. 设某信道输入端的熵为 H(X),输出端的熵为 H(Y),该信道为无噪有损信道,则该信
道的容量为
MAX H(Y)
。 等概_____分布情况下,信
9. 某离散无记忆信源 X,其符号个数为 n,则当信源符号呈
a6 0.03125
源熵取最大值___log(n) 。
10. 在信息处理中,随着处理级数的增加,输入消息和输出消息之间的平均互信息量趋于
1 1 1 1 1 1 * 1 + * 2 + * 3 + * 4 + * 5 + * 5 = 1.933码元 / 符号 2 4 8 16 32 32
H ( x) l = 100%
减少
。
编码效率为 η =
二、 12 分)设有一批电阻,按阻值分 70%是 2kΩ,30%是 5kΩ;按功耗分 64%是 1/8W, (
36%是 1/4W。现已知 2kΩ电阻中 80%是 1/8W,假如
得知 5kΩ电阻的功耗为 1/4W,问获得
第1页 共3页
费诺编码为:
符号 概率 编码过程 码字 a1 0.5 1 1 a2 0.25 1 01 a3 0.125 1 001 a4 0.0625 0 1 0001 0 a5 0.03125 0 1 00001 0 a6 0.03125 0 00000 1 1 1 1 1 1 平均码长 l = * 1 + * 2 + * 3 + * 4 + * 5 + * 5 = 1.933码元 / 符号 2 4 8 16 32 32
编码效率为 η =
H ( x) l = 100%
四、 14 分)在图片传输中,每帧约有 2 106 个像素,为了能很好地重现图像,每像素能 ( 分 256 个亮度电平,并假设亮度电平等概分布。试计算每分钟传送两帧图片所需信道的带 宽(信噪功率比为 30dB) 。
解: 每个像素点对应的熵 H = log 2 n = log 2 256 = 8 bit/点 2 帧图片的信息量 I = 2 * N * H = 2 * 2 * 10 6 * 8 = 3.2 * 10 7 bit 单位时间需要的信道容量 C t =
I 3.2 * 10 7 = = 5.3 * 10 5 bit / s t 60
Ct 5.3 * 10 5 = ≈ 5.35 * 10 4 Hz log 2 (1 + SNR) log 2 (1 + 1000)
由香农信道容量公式 C t = W log 2 (1 + SNR) ⇒ W =
第2页 共3页
五、 (8 分)求右图所示的信道的容量及达到信道容量时的输入 分布。
解:
X a1 1/2 a2 1/2 a3
1
Y b1
U1 六、 16 分) ( 设离散信源 U = 1 p (u )
p 2
U2 1 (1 − p ) 2
U3 1 (1 − p ) 2
U4 1 (其中 p ≤ ) 和接收变量 V={v1, 1 2 p 2
0 1 1 / 2 1 / 2 由右图可知,该信道的转移概率矩阵为 P = 0 1
可以看到,当该信道的输入分布取 P ( X ) =
2
1
b2
b2 a1 a 2 a 3 b1 时, P(Y ) = 1 / 2 1 / 2 1 / 2 0 1 / 2
= lb 2 , 同理可得 I ( X = a 3 ; Y ) = lb 2
pi ≠ 0 pi = 0
0 0 .5 0 .5 1 0 .5 0 1 0 .5 ,求 Dmin,Dmax、R(Dmin) R(Dmax) v2,v3,v4},失真矩阵为 D = 、 、 0 .5 1 0 0 .5 1 0 .5 0 .5 0 达到 Dmin 和 Dmax 时的编码器转移概率矩阵 P。
解: 由于失真矩阵每行每列都只有一个最小值“0” ,所以可以达到 Dmin=0,此时对应的信道转移概率矩阵
此时 I ( X = a1 ; Y ) =
∑ p(b
j =1
j
/ a1 ) log
p(b j / a1 ) p (b j )
I ( x ; Y ) = lb 2 而 I ( X = a 2 ; Y ) = 0 ,此分布满足 i I (x i ;Y ) = 0
。因此这个信道的容量为
1 0 应使得信源的每个输出经过信道转移后失真为 0,即选择 P = 0 0
R(Dmin)= R(0)= H(U) = 1-p*log p –(1-p)*log(1-p) = 1+H(p)。 Dmax=
0 0 0 1 0 0 。 0 1 0 0 0 1
a1 a 2 a 3 C=lb2=1(bit/符号) ,而达到信道容量的输入分布可取 P ( X ) = 。 1 / 2 0 1 / 2
min ∑ p d
j =1, 2 , 3, 4 i =1 i
4
ij
,由于 pi 和d ij 具有对称性,每个和式结果都为 1/2,因此 Dmax= 1/2,对应的转
1 1 移概率矩阵可取任意 1 列为全 1,如 P = 1 1
0 0 0 0 0 0 ,此时 R(Dmax)= R(1/2)= 0。 0 0 0 0 0 0
第3页 共3页