Таким образом, можно окончательно записать код Хаффмана для сообщения:
1000010101100110100010111001101110111110001001
Среднее количество разрядов, необходимого для передачи одного символа рассчитается по формуле (5.3):
5.3.2. Оценка кода по показателям эффективности
1. Расчет показателя избыточности сообщения
Расчет показателя избыточности сообщения будет осуществляться по формуле 5.5:
R = 0.096
2. Расчет показателя избыточности кода
Расчет показателя избыточности кода осуществится по формуле (5.7):
Rk = 0.009
3. Расчет показателя недогруженности кода
Расчет показателя недогруженности кода осуществится по формуле (5.8):
D = 0.03
Исходя из расчета среднего числа разрядов, необходимых для передачи одного символа, видно, что показатель
для случая, когда сообщение кодировалось методом Хаффмана, равен показателю 
при кодировании того же сообщения методом Шеннона-Фано. Благодаря этому все показатели эффективности примененных к данному сообщению методов также будут соответственно равны.Поэтому можно сделать вывод, что для передачи данного сообщения оба метода одинаково эффективны.
6. РАСЧЕТ ПОКАЗАТЕЛЕЙ ЭФФЕКТИВНОСТИ СИСТЕМ КОДИРОВАНИЯ ИНФОРМАЦИИ
Необходимо рассчитать показатели эффективности систем кодирования для сообщения М = (АКСЕНЕНКО_И), полученные методами Шеннона-Фано и Хаффмана при следующих исходных данных:
а) qлс = (1+0.1*k)*10-6 - при высокой помехозащищенности
б) qлс = (1+0.1*k)*10-2 - при низкой помехозащищенности
Исследовать зависимости Q(r), Q(q).
6.1. Расчет показателей эффективности систем кодирования информации для помехозащищенного канала
Интуитивно ясно, какими свойствами должен обладать радиоканал, эффективно осуществляющий передачу информации от источника к потребителю. Во-первых, такой канал должен обеспечить поддержку заранее заданной скорости информационного потока. Во-вторых, нужно гарантировать невозможность ошибочного приема символов, либо свести вероятность таких ошибок к приемлемо низкому уровню.
Если бы в КС полностью отсутствовали шумы, то любые объемы информации можно было бы передать за достаточно малый отрезок времени, полностью избежав каких-либо ошибок в принятом сообщении. Неизбежное присутствие в КС помех различного происхождения в корне меняет ситуацию.
6.1.1. Расчет для сообщения, полученного методом Шеннона-Фано
Пусть сообщение передается некоторой кодовой комбинацией с количеством разрядов n1. Из предыдущего пункта видно, что n1 = 46.
Известна вероятность возникновения ошибки в одном разряде. Будем считать, что все разряды конструктивно выполнены на одних и тех же элементах, следовательно, для каждого разряда вероятность приема кодовой комбинации кратности r:
q(r) = qr (1 – q)n – r (6.1)
Для данного случая примем вероятность приема ложного сигнала в одном разряде в КС при высокой помехозащищенности равную:
qлс = 1.1 *10-6
В общем случае ошибка кратности r может появиться в одной из множества комбинаций, количество которых определяется числом сочетаний
. Тогда полная вероятность появления ошибок определится как: 
т.е.
(6.2)где Q1(r) – вероятность того, что хотя бы в одном разряде будет ошибка
Ниже приведен график зависимости данной вероятности от кратности ошибок:
Рис. 6.1. Зависимость Q1 от r
6.1.2. Расчет для сообщения, полученного методом Хаффмана
Пусть то же самое сообщение передается другой кодовой комбинацией с количеством разрядов n2. Из предыдущего пункта видно, что n2 также равно 46.
Вероятность приема ложного сигнала в одном разряде в КС при высокой помехозащищенности также равна qлс = 1.1 *10-6.
В таком случае
(6.3)А график данной зависимости будет выглядеть следующим образом:
Рис. 6.2. Зависимость Q2 от r
Проанализировав график зависимости Q(r), можно сделать вывод, что учитывать ошибки кратности больше 2 нецелесообразно, следовательно, их корректирующие коды должны обнаруживать и исправлять ошибки, кратности не >3.
6.2. Расчет показателей эффективности систем кодирования информации для низкого помехозащищенного канала
6.2.1. Расчет для сообщения, полученного методом Шеннона-Фано
В данном случае будет использоваться КС с низкой помехозащищенностью, поэтому вероятность приема ложного сигнала в одном разряде будет значительно больше. Примем ее равную:
qлс = 0.011
Количество разрядов в закодированном методом Шеннона-Фано сообщении по-прежнему равно 46, а формула зависимости вероятности возникновения хотя бы одном разряде Q3 от кратности ошибки r аналогична формуле 6.2.
Однако полученный график зависимости несколько отличается от предыдущих двух.
Рис. 6.3. Зависимость Q3 от r
6.2.2. Расчет для сообщения, полученного методом Хаффмана
Для этого случая расчеты аналогичны. Количество разрядов в сообщении равно 46, вероятность ложного приема сигнала – qлс = 0.011. формула зависимости аналогична формуле 6.3.
График зависимости в данном случае выглядит следующим образом:
Рис. 6.4. Зависимость Q3 от r
При наложении графиков 6.3 и 6.4 становится очевидным тот факт, что они полностью накладываются друг на друга.
Рис. 6.5. Зависимость Q3, Q4 от r
000
111
1100
0001
1001