Payamvdn/NorthPersian_fa_wiki huggingface dataset:
در قضیه با نظریه گراف، یکی از شاخه های ریاضیات، قیاس دست به دست موقعیتی است که در آن هر گراف متناهی غیرجهت دار، تعداد رأس های با درجه فرد آن زوج است. به اصطلاح، در یک مهمانی که افراد با هم دست می دهند، تعداد زوجی از افراد هستند که با تعداد فردی از افراد دیگر دست داده باشند. قیاس منطقی دست به دست نتیجه فرمول مجموع درجه است (که در بعضی مواقع قیاس منطقی دست به دست نامیده می شود) در یک گرافی که در آن v راس و E یال می باشد . هر دو نتایج توسط لئونهارد اویلر(۱۷۳۶)در روزنامه معروف وی در سون بریج کونیگز برگ اثبات گردیدند که سبب آغاز مطالعه نظریه گراف شد. رئوس با درجه فرد در یک گراف در بعضی مواقع گره های فرد یا رئوس فرد نامیده می شوند; در این مجموعه اصطلاحات، قیاس منطقی دست به دست می تواند این توضیح را ارائه دهد که هر گراف زوج تا گره فرد دارد. اثبات. اثبات فرمول مجموع درجه اویلر از تکنیک دو بار شمارش استفاده می کند : او تعداد جفتهای وابسته یا متلاقی( v،e) را که در آن e یال و v نقطه پایانی هستند به دو صورت شمارش می کند . راس v به جفت (deg(v تعلق دارد که در آن (deg(v ( درجه v ) تعداد یال های وابسته با آن است. بنابراین تع
داد جفتهای وابسته ( متلاقی) مجموع درجات می باشد. در حالی که، هر یال در نمودار دقیقاً به دو جفت متلاقی متعلق است، برای هر کدام از نقاط پایانی یک جفت وجود دارد، در نتیجه تعداد جفتهای متلاقی۲|"E"| است . از آنجایی که این دو فرمول عناصر مشابهی را شمارش می کنند باید ارزش های برابر داشته باشند. در یک مجموعه اعداد صحیح، توازن ( زوجیت ) مجموعه با ارقام زوج در جمع تأثیری نمی گذارد ; جمع کل در صورتی زوج می شود که یک تعداد زوج از ارقام فرد وجود داشته باشد و زمانی که یک تعداد فرد از اعداد فرد موجود باشد آنگاه فرد می گردد. از آنجایی که یک طرف فرمول مجموع درجات عدد زوج ۲|"E"| است، مجموع طرف دیگر باید تعداد زوجی از ارقام فرد را داشته باشد. این بدین معنی است که باید تعداد زوجی از رئوس درجه فرد وجود داشته باشد. گراف های منظم. فرمول مجموع درجات این را متذکر می شود که هر گراف های منظم (r) با n راس rn/۲ یال دارد. خصوصاً، اگر r فرد است، تعداد یال ها باید به صورت زوج به r بخشپذیر باشند. گراف های نامحدود. قیاس دست به دست به گراف های نامحدود صدق نمی کند، حتی زمانی که آن ها تنها یک تعداد متناهی از رئوس درجه فرد دارند. به عنوان مثال، گ
راف مسیر نامحدود با یک نقطه پایانی تنها دارای یک راس درجه فرد به جای داشتن یک تعداد زوج از رئوس است. گراف های تبادل. ساختارهای ترکیبی متعددی که توسط رادموندز و کامرون ۱۹۹۹ فهرست شده اند، ممکن است با ارتباط دادنشان به رئوس فرد در یک " گراف تبادل" مناسب به صورت عدد زوج نشان داده شوند . برای مثال، همانگونه که C.A.B smithاثبات کرد، در هر گراف مکعبی G باید یک تعداد زوج از دایره های همیلتونی در مسیر هر یال ثابت uv وجود داشته باشد; توماسون (۱۹۷۸) از یک اثبات بر اساس قیاس منطقی دست به دست استفاده کرد تا بتواند این نتیجه را به گراف های G در آن ها همه رئوس درجات فرد دارند تعمیم دهد . توماسون یک گراف تبادل H تعریف کرد که در آن رئوسش تبادل یک به یک با راه های همیلتون دارند که از u شروع می شوند و در مسیر v ادامه پیدا می کنند. دو تا از این راه ها p۱ و p۲ از یک یال به H وصل هستند، اگر یکی با اضافه کردن یک یال جدید به انتهای P۱ و حذف کردن یال دیگر از وسط P۱ به P۲ برسد، این یک رابطه سیستماتیک می شود. در نتیجه H یک نمودار غیرمستقیم است . اگر راه P در راس W ختم شود، پس راس مرتبط با P در H درجه برابر با تعداد راه هایی دارد که در
آن P می تواند از طریق یک یال که با u ارتباط بازگشتی ندارد گسترده شود. این بدین معنی است که درجه این راس در H یا deg(w)-۱ ( یک عدد زوج) می باشد در صورتی که P یک بخشی از دایره همیلتونی را در مسیر uv تشکیل ندهند، یا deg(w)-۲ ( یک عدد فرد ) می شود اگر P بخشی از دایره همیلتونی را در مسیرuv تشکیل دهد. از آنجایی که H تعداد زوجی از رئوس فرد را دارد، G باید یک تعداد زوج از دایره های همیلتونی در مسیر uv را داشته باشد. پیچیدگی محاسبات. در ارتباط با روش گراف تبادل برای اثبات موجودیت ساختارهای ترکیبی، جالب است که بپرسیم این ساختارها چقدر کاربردی می توانند باشند. برای مثال، فرض کنید به یکی یک دایره همیلتونی در گراف مکعبی به عنوان ورودی داده شده است ; در فرضیه smith این گفته می شود که در ادامه آن یک دایره دومی هم وجود دارد. با چه سرعتی این دایره دوم پیدا می شود؟ پاپادی میتریو (۱۹۹۴) پیچیدگی محاسباتی این گونه سوالات را یا به طور کلی تر پیدا کردن یک راس درجه فرد دومی را در زمانی که یک راس فرد تنها در یک گراف تعریف شده مجازی داده شده است بررسی کرد . او مقطع پیچیدگی PPA را تعریف کرد تا اینکه بتواند از این قبیل مسئله ها را حقظ
کند; یک مقطع خیلی مربوط به روی گراف های مستقیم تعریف گردید، PPAD، و توجه ویژه ای را در نظریه بازی الگوریتمی به خود جلب کرد زیرا محاسبه موازنه نش (Nash) از نظر محاسباتی با سخت ترین مسائل در این مقطع برابری می کند. دیگر کاربردها. قیاس منطقی دست به دست در اثباتهای قیاس منطقی اسپرنر و موقعیت طولی ( خطی) تکه ای در مسئله کوهنوردی نیز استفاده می شود .
در گرافیک کامپیوتر، زد بافر الگوریتمی برای مدیریت عمق تصویر در گرافیک سه بعدی است. این الگوریتم عموماً توسط سخت افزار پیاده سازی می شود و معمولاً فقط هنگام عدم وجود سخت افزار لازم یا هنگام انجام آزمایش های در حالت نرم افزاری اجرا می شود. این الگوریتم برای پیدا کردن جواب مسئله پدیداری، که عبارت است از اینکه کدامیک از عناصر محیط روی تصویر دیده می شوند، طراحی شده است. این الگوریتم فقط برای اجسام کدر طراحی شده و در صورت وجود اجسام شفاف یا نیمه شفاف در محیط می توان از الگوریتم پینتر که البته کندتر است استفاده کرد. هنگامی که یک شیئ به وسیله کارت گرافیکی کشیده می شود، عمق هر پیکسل شیئ (مختصات z آن) در یک آرایه (معمولاً دو بعدی) ذخیره می شود. اگر یک پیکسل دیگر بخواهد در همان محل نمایش داده شود، باید به دوربین نزدیکتر باشد تا پیکسل های قبلی را بپوشاند، یا به عبارت دیگر در زد بافر عمق کمتری داشته باشد. به این کار حذف زد می گویند. زد بافر به جز در کشیدن تصاویر سه بعدی کاربردهای دیگری نیز به خصوص در تولید جلوه های ویژه ای چون عبور اجسام از دیوارها (مانند ارواح)، قرار دادن انیمیشن ها روی یک صفحه خاص از فضا و الگوریتم های
تولید سایه دارد. الگوریتم. مقادیر ورودی: لیستی از چند ضلعی ها برای کشیدن. مقدار بازگشتی: یک آرایه رنگ، که شدت رنگ در آن نقطه را نشان می دهد. مقدار تمام عناصر (z-buffer(x,y را برابر حداکثر عمق قرار بده. مقدار تمام عناصر (Color(x,y را برابر رنگ پس زمینه قرار بده. برای هر چند ضلعی P انجام بده: برای هر پیکسل (x,y) که هنگام کشیدن P در صفحه خروجی قرار می گیرد انجام بده مقدار عمق این پیکسل را برای P محاسبه کن. اگر این عمق کمتر از عمق ذخیره شده در (zbuffer(x,y بود آنگاه: این مقدار را در (zbuffer(x,y جایگزین کن. مقدار (Color(x,y را بر اساس شدت رنگ P در نقطه (x,y) جایگزین کن. زد بافر حتی با محاسبه مقیاس دقیق ، می تواند مشکلاتی داشته باشد ، این اشکالات بیشتر مربوط به دقت در فواصل است ، یعنی امکان این وجود دارد که زد بافر در فواصل دور و نزدیک به طور مساوی اعمال نشده باشد ، زد بافرینگ به طور کلی نتیجه مطلوبی به همراه دارد اما گاهی اوقات ممکن است تصویر کمی مصنوعی به نظر برسد ، همچنین نوع دقیق تری از این تکنیک وجود دارد که به آن w-buffering می گویند ، در این تکنیک ، بافر به طور دقیق تری بر روی تصویر و اشیاء اعمال می شود توس
عه. اختراع زد بافرینگ را به ادوین کاتمول نسبت می دهند اگرچه ایدهٔ اولیه آن را ولفگانگ استربر در سال 1974 مطرح کرده بود در سال های اخیر (1999_2005) توجه زیادی به بهینه سازی زد بافرینگ شده است که از جمله آنها می توان به توجه به میزان پهنای باند در دسترس و فشرده سازی به منظور کاهش تلفات محاسباتی اشاره کرد
الگوریتم کارمارکار توسط نراندرا کارمارکار در سال ۱۹۸۴ برای حل مسایلبرنامه ریزی خطی ارائه شد. این الگوریتم اولین الگوریتم کارا برای حل این مسایل در زمان چندجمله ای بود. روش بیضی نیز زمان اجرای چندجمله ای دارد،ولی روش کارایی نیست. اگر formula_1 تعداد متغیرها و formula_2 تعداد بیت های ورودی به الگوریتم باشد، الگوریتم کارمارکار به formula_3 عمل روی اعداد formula_4 رقمی احتیاج دارد، درحالی که در روش بیضی به formula_5 عمل نیاز است.زمان اجرای الگوریتم کارمارکار به شکل زیر است: formula_6 که در آن از ضرب به روش تبدیل سریع فوریه استفاده می کند. الگوریتم کارمارکار از جمله روش های نقطهٔ داخلی است: حدس فعلی شرایط مجموعهٔ ممکن را برخلاف روش سیمپلکس رعایت نمی کند و با استفاده از کسر معین در هر تکرار، دقت جواب بهینه را بهبود می دهد. الگوریتم. یک مسئلهٔ برنامه ریزی خطی را در شکل ماتریسی در نظر بگیرید: که در آن c برداری n بعدی و b برداری m بعدی و ماتریس m × n)، A) بعدی است. الگوریتم کارماکار کمی پیچیده است. یک مدل ساده تر که به آن روش affine-scaling گفته می شود، که به طور مختصر به شرح زیر است. دقت داشته باشید که این الگوریتم د
ر حالی که در عمل کارا است ولی الگوریتم با زمان چندجمله ای نیست. Algorithm Affine-Scalling Input: A, b, c, formula_7, "stopping criterion", formula_8. formula_9 do while "stopping criterion" not satisfied formula_10 formula_11 formula_12 formula_13 if formula_14 then return unbounded end if formula_15 formula_16 formula_17 end do
پیمایش گراهام روشی است برای محاسبه پوش محدب مجموعه متناهی از نقاط صفحه که پیچیدگی زمانی آن است. این الگوریتم به افتخار رونالد گراهام که نسخهٔ اصلی الگوریتم را در ۱۹۷۲ منتشر کرد نامگذاری شده است. این الگوریتم تمامی راس های مرزی پوش محدب به صورت مرتب می یابد. الگوریتم. اولین گام در این الگوریتم یافتن نقطه ای با کمترین y است. اگر چند نقطه با کمترین y وجود داشت، در این مجموعه نقطه با کمترین x انتخاب خواهد شد. این نقطه را P می نامیم. این مرحله به اندازه (O(n زمان می برد که n تعداد نقاط می باشد. سپس مجموعه نقاط باید بر حسب افزایش زاویه ای که آن ها و نقطه P با محور X می سازند، مرتب شوند. از هر الگوریتم مرتب سازی برای این این مرحله می توان استفاده کرد به عنوان مثال مرتب سازی هرمی که پیچیدگی زمانی آن (O(n log n است. برای افزایش سرعت محاسبه لازم نیست زاویهٔ واقعی که این نقاط با محور X می سازند محاسبه شود در عوض، محاسبه کسینوس این زاویه کافیست. این الگوریتم با در نظر گرفتن هر نقطه در آرایه مرتب شده پیش می رود. برای هر نقطه این موضوع را در نظر می گیرد که آیا حرکت از دو نقطه ای که قبلاً در نظر گرفته به این نقطه یک چرخش به
چب بوده یا چرخش به راست. اگر چرخش به راست باشد به این معناست که نقطه دوم به آخر بخشی از بدنه محدب نمی باشد و باید حذف شود. این فرایند تا زمانی ادامه می یابد که مجموعه سه نقطه آخر چرخش به راست باشد. به محض اینکه با یک چرخش به چپ مواجه شود الگوریتم به سراغ نقطه بعدی در آرایه مرتب شده می رود. (اگر در هر مرحله سه نقطه در یک راستا باشند، ممکن است انتخاب شود یا دور انداخته شود چون در برخی برنامه ها لازم است همه نقاط روی مرز بدنه محدب پیدا شوند. بازهم برای تعیین اینکه آیا سه نقطه تشکیل یک چرخش به چپ را می دهند یا چرخش به راست، نیازی نیست زاویه واقعی میان دو پاره خط محاسبه شود و در واقع می توانید تنها با حسابی ساده به این هدف برسید. برای سه نقطه (x1,y1)، (x2,y2)و (x3,y3)، محاسبه جهت ضرب خارجی دو برداری که با نقاط (x1,y1) , (x2,y2)و (x1,y1), (x3,y3)تعریف می شوداز طریق تعیین علامت عبارت (x2 − x1)(y3 − y1) − (y2 − y1)(x3 − x1)میسر است. اگر این عبارت صفر شد نقاط هم راستا هستند. اگر مثبت شد نقاط یک گردش به چپ و در غیر اینصورت یک گردش به راست را تشکیل می دهند. این فرایند در نهایت به نقطه ای که از آن شروع کرده است بازمی گر
دد، که در آن نقطه الگوریتم به پایان رسیده است و پشته شامل نقاط روی بدنه محدب در خلاف جهت عقربه های ساعت می باشد. پیچیدگی زمانی. مرتب سازی نقاط دارای پیچیدگی زمانی (O(n logn می باشد. در حالی که ممکن است به نظر برسد پیچیدگی زمانی حلقه از O(n2) می باشد. زیرا برای هر نقطه به عقب برمی گردد تا چک کند آیا هر یک از نقاط قبلی چرخش به راست ایجاد می کنند، اما در واقع از (O(n می باشد زیرا هر نقطه در نهایت از هر جهت چه گردش به راست و چه گردش به چپ، دو بار در نظر گرفته می شود. هر نقطه فقط یک بار به عنوان نقطه (x2,y2)در گردش به چپ در نظر گرفته می شود (زیرا الگوریتم به سراغ نقطه (x3,y3) بعد از آن می رود), و هم چنین به عنوان نقطه (x2,y2)در گردش به راست (زیرا نقطه (x2,y2) حذف می شود). بنابراین پیچیدگی زمانی کلی برابر است با (O(n logn. شبه کد. ابتدا تعریف # "Three points are a counter-clockwise turn if ccw&gt; 0, clockwise if" # "ccw &lt;0, and collinear if ccw = 0 because ccw is a determinant that" # "gives the signed area of the triangle formed by p1, p2 and p3." function ccw(p1, p2, p3): return (p2.x - p1.x)*(p3.y - p1.y) -
(p2.y - p1.y)*(p3.x - p1.x) سپس نتایج در آرایه points ذخیره می شود. let N = number of points let points[N+1] = the array of points swap points[1] with the point with the lowest y-coordinate sort points by polar angle with points[1] # "We want points[0] to be a sentinel point that will stop the loop." let points[0] = points[N] # "M will denote the number of points on the convex hull." let M = 2 for i = 3 to N: # "Find next valid point on convex hull." while ccw(points[M-1], points[M], points[i]) &lt;= 0: # "Check if first points are collinear, if so ignore unnecessary points." if M is 2: swap points[M] with points[i] i += 1 else M -= 1 # "Update M and swap points[i] to the correct place." M += 1 swap points[M] with points[i] این شبه کد از کتاب Sedgewick and Wayne's Algorithms چاپ چهارم گرفته شده است. منابع. 1. ^ De Berg, Mark; Cheong, Otfried; Van Kreveld, Marc; Overmars (2008). Computational Geometry Algorithms and Applications. Berlin: Springer. pp. 2–14. doi:10.1007/978-3-540-77974-2. . &lt;br&gt; 2. ^ Berk
man, Omer; Schieber, Baruch; Vishkin, Uzi (1993). "Optimal double logarithmic parallel algorithms based on finding all nearest smaller values". Journal of Algorithms 14 (3): 344–370. doi:10.1006/jagm.1993.1018. Cormen, Thomas H. ; Leiserson, Charles E. , Rivest, Ronald L. , Stein, Clifford (2001) [1990]. "33.3: Finding the convex hull". Introduction to Algorithms (2nd ed.). MIT Press and McGraw-Hill. pp. pp. 949–955. .
حاج محمد تقی بنکدار (۱۲۵۷ تهران - ۲۴ دی ۱۳۳۰ تهران) از بازاریان فعال در جنبش مشروطه ایران، از یاران میرزا کوچک خان جنگلی و نمایندهٔ چهار دوره مجلس شورای ملی بود. وی در اتاق تجارت تهران عضویت داشت. محمد تقی بنکدار به دلیل آغاز و برنامه ریزی تحصن در سفارت انگلیس، به حاج محمد تقی سفارتی نیز مشهور بود. زندگی. حاج محمدتقی فرزند حاج محمدحسن بنکدار کاشانی بود. در پی افزایش اعتراضات مردمی و روحانیان و در خواست عدالتخانه و در پی چوب زدن تجار به دستور علاءالدوله حاکم تهران به بهانه گرانفروشی قند، عده ای از روحانیان در شاه عبدالعظیم متحصن شدند. با رهسپار شدنِ رهبران نهضت به قم به قصد عتبات بنکدار که از تأمین جانی خود و خانواده اش اطمینان نداشت ، بر آن شد که به توصیه سید عبدالله بهبهانی در یکی از سفارتخانه ها پناه گیرد.بنکدار با کمک برخی وابستگان به سفارت انگلیس ، توانست موافقت برای تحصن در اقامتگاه ییلاقی سفارت در قلهک جلب کند و در ۲۵ جمادی الاولی ۱۳۲۴ همراه هشت تن از کسبه و تجار در سفارت انگلیس بست نشست . در مدتی کمتر از یک روز، صدها نفر از طلاب و کسبه به ایشان پیوستند. در تمام مدت تحصن که روزها به طول انجامید و دامنه
اش به تدریج گسترده شد. حاج محمدتقی تدارک پذیرایی تحصن کنندگان را عهده دار بود اما عمدهٔ فعالیتش در تحصن در سفارت انگلیس بروز کرد که بیش از دو هفته و با جمعیتی حدود ۲۴ هزار نفر از طبقات مختلف مردم و کسبه ادامه یافت. بنکدار به کمک چند تن از بازاریان در تدارک و ساماندهی و تهیه امکانات و غذای این جمعیت فعالیت می کرد. با فروکش کردن غائله تحصن سفارت انگلیس و فتح تهران به دست مشروطه خواهان، حاج محمدتقی بنکدار به جمع مشروطه خواهان پیوست. او در نخستین دوره مجلس شورای ملی به نمایندگی انتخاب شد و در دوره های هفتم، هشتم و نهم نیز به نمایندگی مجلس شورای ملی رسید. پس از کودتای محمدعلی میرزا و به توپ بستن مجلس در جمادی الاول ۱۳۲۶ به همراه عدهٔ زیادی دستگیر و به مدت پنج ماه در باغشاه زندانی بود. عکسی از وی همراه عده ای دیگر که اکثراً کشته شدند وجود دارد. او پس از فتح تهران و پیروزی مشروطه خواهان، در دسته بندی و گروه گرایی آن زمان جزء اعتدالیون بود و با دموکرات ها مخالفت می کرد. بنکدار پس از به توپ بستن مجلس در ۲۳ جمادی الا´خرة ۱۳۲۶ در خانة حاجی سقاباشی پناه گرفت ، اما به وضع اهانت باری دستگیر و مجروح شد، اما در چهارده ذیقعدة
۱۳۲۶، مقرر شد که ده تن از بازداشت شدگان باغشاه از جمله بنکدار، با پرداخت مبلغی پول آزاد شوند. او تا هنگام مرگ عضو هیئت مدیره اتحادیه بازرگانان و پیشه وران بود.
مرتب سازی کلوچه ای از انواع روش های مرتب سازی است که در آن معکوس کردن عضوهای بعضی از پیشوندهای یک دنباله تنها کار قابل اجرا می باشد. برخلاف روش های سنتی که تلاش می کردند مرتب سازی را با کمترین تعداد مقایسه انجام دهند، در این رویه هدف مرتب کردن دنباله با کمترین تعداد ممکن معکوس سازی است. این عمل را می توان همانند پشته ای از کلوچه ها در نظر گرفت؛ که می توانیم کلوچهٔ اول را برداریم و به آن ضربه بزنیم. نوع دیگر مسئله با کلوچه های سوخته سروکار دارد؛ که یک طرف هر کلوچهٔ سوخته است. در نهایت با رو قرار گرفتن سرِ سوختهٔ کلوچه ها پایان می پذیرد. مسئله های کلوچه ای. مسئله اصلی. حداکثر تعداد تلنگر (واژگون سازی) مورد نیاز برای مرتب سازی هر پشته شامل "n" کلوچه مقداری بین "15/14n" و "18/11n" نشان داده شده است، اما مقدار دقیق آن به دست نیامده است. ساده ترین الگوریتم مرتب سازی کلوچه ای حداکثر نیاز به 2"n"−۳ تلنگر دارد. در این الگوریتم، یک نوع مرتب سازی انتخابی، بزرگترین کلوچهٔ مرتب نشده را روی پشته با یک تلنگر (واژگون سازی) قرار می دهیم؛ و سپس با یک تلنگر (واژگون سازی) دیگر آن را به مکان نهایی منتقل می کنیم؛ و این فرایند را ب
رای کلوچه های باقی مانده نیز تکرار می کنیم. به این نکته باید توجه کرد که زمان صرف شده برای پیدا کردن کلوچه ها در نظر گرفته نمی شود. تنها عامل مهم تعداد تلنگرها (واژگون سازی) ست. به منظور پیاده سازی ماشینی که بتواند این رویه را در زمان خطی انجام دهد باید واژگون سازی پیشوندها و پیدا کردن بیشینه محدوده ازاعداد متوالی دار دنباله در زمان ثابت اجرا شود. در ۱۷ سمپتامبر سال ۲۰۰۸ گروهی از محققان در دانشگاه تگزاس در دالاس به رهبری بنیان گذار هال سودبرو پذیرفته شدن یک روش بهینه تر از آن چیزی که گیتس و پپدیمیتریو برای مراتب سازی کلوچه ای ارائه داده بودند را توسط مجلهٔ علوم کامپیوتر نظری اعلام کردند. در ۲ نوامبر سال ۲۰۱۱ یک مقاله به ارخیو ارائه شد که اثبات می کرد که مسٔله ان پی سخت است، در نتیجه در پاسخ به سؤال باز برای بیش از سه دهه. مسئله کلوچه سوخته. در یک نوع پیچیده تر که مرتب سازی کلوچه سوخته نامید می شود که زمانی پایان می پذیرد که طرف سوختهٔ همهٔ کلوچه ها روی به پایین قرار گیرد. در سال ۲۰۰۸ گروهی از دانشجویان یک رایانه باکتریایی (bacterial computer) ساختند که می توانست مسئله سادهٔ مرتب سازی کلوچه سوخته را با استفاده
از برنامه نویسی "E. coli"حل کند. DNA دارای جهت گیرصی و نظم است. با وجود قدرت پردازشی پایین DNA فلیپ ها. بالا بودن تعداد باکتریها در این روش شالودهٔ گسترده ای از محاسبات موازی را فراهم می کند. این باکتری با مقاومت در برابر آنتی بیوتیک ها زمان حل مسئله را علم می کند. انیمتینی که این فرایند را به تصویر می کشد ساخته شده است. مسئله کلوچه ای بر روی رشته ها. گفته های بالا نشان می دهد که هر کلوچه منحصر به فرد است. یعنی هیچ دو تایی از آن ها یکسان نیستند. از این روی دنباله ای که روی آن معکوس ها انجام می شود یک جایگشت است. به طور مثل یک دنباله ای که هر نمد تنها یک بر تکرار می شود. در حالی که "رشته هاً دنباله هایی هستند که نمدها می توانند بیش از یک بر در آن ها تکرار شوند. چیطوری(Chitturi) و سودبرو (۲۰۱۰) (Sudborough) و هورکنس ات ال. (۲۰۰۷) (.Hurkens et al)جداگانه نشان دادند که پیچیدگی تبدیل یک رشتهٔ سازگار را به رشته ای دیگر با استفاده از وژگون سازی پیشوندها ان پی کامل است. هورکنس ات ال. (.Hurkens et al) الگوریتمی دقیق برای جستجو ددی و رشته ستایی بیان کرد.. چیتوری (۲۰۱۱) (Chitturi)اثبات کرد که پیچیدگی تبدیل یک رشتهٔ ساز
گار به رشته ای دیگر با استفاده از وژگون سازی پیشوندها، مانند مسئله کلوچهٔ سوخته NP_complete است. تاریخچه. اگر چه اغلب به عنوان یک وسیله آموزشی دیده می شود، مرتب سازی کلوچه ای در برنامه های کاربردی در شبکه های پردازنده موازی نیز دیده می شود، که می تواند الگوریتم مؤثر مسیریابی بین پردازنده فراهم کند. این مسئله به عنوان تنها مقالهٔ ریاضیات مشهور که تاکنون توسط بنیانگذار مایکروسافت بیل گیتس (به عنوان ویلیام گیتس)، تحت عنوان «مرزهای برای دسته بندی بر اساس واژگونی پیشوند» در سال ۱۹۷۹ منتشر شده است، قابل توجه است؛ که یک الگوریتم کارآمدرا برای مرتب سازی کلوچه ای توصیف می کند. علاوه بر این، قابل توجه ترین مقاله منتشر شده توسط فوتوراما "فوتوراما" همکار دیوید کوهن دیوید اکس. کوهن (به عنوان S. دیوید کوهن) در ارتباط با مسئلهٔ کلوچهٔ سوخته است. همکاران آن ها کریستوس پاپادیمیتریو (سپس در دانشگاه هاروارد، در حال حاضر در برکلی) و مانوئل بلومManuel Blum (سپس در برکلی، در حال حاضر در دانشگاه کارنگی ملون دانشگاه کارنگی ملون)، بودند. مشکلات به هم پیوستهٔ مراتب سازی علامتدار با استفاده از وژگون سازی و مراتب سازی با استفاده از وژگو
ن سازی اخیراً بیشتر مورد مطالعه قرار گرفته اند. در حالی که الگوریتم بهینه برای مراتب سازی با استفاده از وژگون سازی پیدا شده است. [Kaplan, Shamir, Tarjan, 1997], اثبات شده است که حل مسئله مرتب سازی با واژگون سازی مشکل است حتی به دست آوردن تقریب آن با استفاده از شاخص های ثابت.[Berman, Karpinski, 1999], همچنین ثابت می شود که قابل تخمین زنی در زمان چندجمله ای است با شاخص تقریبی ۱٫۳۷۵ [Berman, Karpinski, Hannenhalli, 2002]. توالی های عدد صحیح مرتبط. دنباله ها از: The Online Encyclopedia of Integer Sequences of Neil Sloane
زِداِف فریدریشسهافن آگ، که به اختصار گروه ZF نیز شناخته می شود، یک شرکت آلمانی است که به واسطه طراحی، پژوهش، توسعهٔ فناوری و فعالیت های تولیدی خود در زمینه صنعت خودروسازی از شهرت قابل توجهی برخوردار است. دفتر مرکزی این شرکت، در شهر فریدریشسهافن آلمان قرار دارد. از رقبای اصلی زداف میتوان به بوش، کونتیننتال، دنسو و مگنا اشاره کرد. تاریخچه. شرکت زداف در سال ۱۹۱۵ توسط فردیناند فون سپلین بنا نهاده شد. فردیناند سپلین مخترع کشتی هوایی بود و از آنجاکه شرکت او یعنی لوفت شیفباو سپلین اولین و بزرگترین تولیدکننده کشتی های هوایی بود، کشتی های هوایی بیشتر سپلین نامیده می شدند. فردیناند سپلین ابتدا شرکت زداف را برای تولید جعبه دنده برای کشتی های پرنده خود بنیان گذاری کرد اما به مرور زمان و با به دست آوردن تجربه و مهارت در طراحی جعبه دنده و سامانه های انتقال قدرت، شروع به همکاری با شرکت های خودروسازی برای ساخت سامانه های انتقال قدرت برای خودروها کرد. از آن زمان تا کنون شرکت زداف از برترین طراحان سامانه های انتقال قدرت و جعبه دنده در جهان است. محصولات. عمده شهرت زداف به دلیل طراحی و ساخت اکسل و گیربکس کامیون ها، اتوبوس ها، ما
شین آلات کشاورزی، توربین های بادی و تجهیزات سنگین در جهان می باشد. زداف همچنین از تامین کنندگان سنسور، (از جمله دوربین، رادار و لایدار) و نرم افزار خودرو برای شرکت های خودروساز است. این شرکت برای حضور پرقدرت در بخش نرم افزار خودرو و خودروهای خودران، شرکت آمریکایی TRW با حدود ۶۵،۰۰۰ کارمند و کارگر را در سال ۲۰۱۵ به مبلغ تقریبی ۱۳٫۵ میلیارد دلار خریداری کرد. شرکت TRW در زمان خرید، هشتمین شرکت بزرگ تامین کننده قطعات خودرو در جهان بود. زداف در سال ۲۰۱۹ شرکت وابکو، از برترین تولیدکنندگان ترمز برای خودروهای سنگین را به مبلغ ۷ میلیارد دلار تصاحب کرد.
باشگاه فوتبال نفتچی فرغانه یک باشگاه فوتبال در ازبکستان است که در سال ۱۹۶۲ درفرغانه پایه گذاری شده است و در لیگ ازبکستان بازی می کند. نفتچی فرغانه پیشینهٔ ۵ قهرمانی در لیگ ازبکستان را دارد. هماوردی ها. شهرآورد ازبکستان. جدال رو در رو نفتچی فرغانه با تیم فوتبال پخته کار تاشکند در لیگ ازبکستان بسیار حساس بوده که هواداران ازبکستانی از آن به عنوان ال کلاسیکوی کشور خود یاد می کنند. شهرآورد استان. همچنین این باشگاه شهرآورد مهمی را با تیم فوتبال نوبهار نمنگان در استان خود برگزار می کند. البته شهرآورد دیگر این تیم با تیم اندیجان می باشد.
الگوریتم کمترین والدین مشترک تارجان در علوم کامپیوتر الگوریتم کمترین جد مشترک Tarjan (یا دقیق تر، پایین ترین جد مشترک) الگوریتمی است که بر اساس ساختمان داده های مجزا پایین ترین جد مشترک بین دو گره را پیدا می کند. پایین ترین جد مشترک دو گره d و e گره g از درخت ریشه دار T است که از بین گره هایی که هم جد e و هم جد d هستند بیشترین عمق را دارد. این الگوریتم به افتخار Robert Tarjan که در سال ۱۹۷۹ این تکنیک را ابداع کرد نام گذاری شده است.الگوریتم تارجان آفلاین است به این معنی که هنگام اجرا، تمام جفت گره ها باید قابل دسترسی باشند. ساده ترین نسخه الگوریتم از ساختمان داده های مجموعه استفاده می کند که نسبت به دیگر ساختمان داده ها کندتر است. بهینه سازی که توسط ارائه شد سرعت الگوریتم را به سرعت خطی کاهش داد. الگوریتم. شبه کد زیر پایین ترین جد مشترک هر دو جفت گره ها از مجموعه "P" را بدست می دهد."n.children" فرزندان گره "n" را بدست می دهد. این الگوریتم همچنین از توابع "MakeSet"، "Find"و "Union" از جنگل های مجزا استفاده می کند.تابع TarjanOLCA گره ای را به عنوان ورودی دریافت و پایین ترین جد مشترک تمام جفت گره ها را در خروجی چ
اپ می کند. function TarjanOLCA(u) MakeSet(u); u.ancestor := u; for each v in u.children do TarjanOLCA(v); Union(u,v); Find(u).ancestor := u; u.colour := black; for each v such that {u,v} in P do if v.colour == black print "Tarjan's Least Common Ancestor of " + u + " and " + v + " is " + Find(v).ancestor + "."; منطق الگوریتم به این صورت است که در ابتدا تمام گره ها سفید هستند، بعد از این که آن گره و تمام فرزندانش بازدید شدند سیاه می شود. پایین ترین جد مشترک فقط و فقط پس بلافاصله پس از سیاه شدن یک گره بدست می آید.
آگامای معمولی، آگامای سرقرمز سنگی، یا آگامای رنگین کمانی (" آگاما آگاما") یک گونه از مارموک ها است که در تیره آگامیده(Agamidae) قرار دارد و اغلب در آفریقای سیاه یافت شده است. این خزنده اغلب در گرمای روز دیده می شود.در فصل تولیدمثل نرها علائم چشمگیر خود را توسعه می دهند و سر، گردن و حتی دم به رنگ نارنجی روشن و بدن به رنگ آبی تیره درمی آید.نرها در فصل های دیگر به رنگ قهوه ای ساده هستند. ماده ها و کم سن ها اغلب به صورت مرموز و پنهان هستند.این خزنده می تواند از صخره ها و دیوارها بالا رود و تغذیه آن حشرات است. منابع. ویکی پدیا انگلیسی