title: Matt Hughes

text: Matt Hughes et Royce Gracie participent à l', le , pour une tête d'affiche présentée comme une opposition de l'ancienne école au nouveau style des MMA qu'incarne le champion des poids mi-moyens. Gracie est lui le vainqueur de trois des premiers tournois sans limite de poids, dont la toute première compétition, organisés lors des débuts de la promotion au début des années 1990. Il est ainsi une légende incontesté du sport ayant imposé le jiu-jitsu brésilien comme une discipline indispensable des MMA. Le combat est organisé sans titre en jeu et à un poids intermédiaire de . La confrontation attire spectateurs en paiement à la séance pour plus de 20 millions de dollars de recette, nouveau record de l'UFC, qui sera suivi par une augmentation constante jusqu'à la fin de l'année. Hughes domine la rencontre et dans le premier round applique une nouvelle fois une kimura depuis la demi-garde. Gracie refuse d'abandonner et le champion décide de s'installer en contrôle latéral pour enchainer les coups. Quand le Brésilien tente de s'échapper, Matt Hughes lui prend le dos et le combat est interrompu après plusieurs coups depuis cette position que Gracie ne peut défendre. Hughes est alors déclaré vainqueur par TKO à 20 secondes de la fin de la première reprise. Après cette nouvelle victoire, c'est un nouveau match face à Georges St-Pierre qui était programmé pour le lutteur américain lors de l' du . Cependant, le Canadien se blesse à un mois de l'échéance et c'est alors B.J. Penn qui récupère l'occasion de s'emparer à nouveau du titre malgré une récente défaite par décision partagée face à St-Pierre en . Penn contrôle la rencontre mais se blesse aux côtes au cours de la deuxième reprise en cherchant à passer dans le dos de son adversaire. Il reste cependant menaçant au sol lors du round jusqu'à la reprise du combat debout au troisième round. Devenu plus lent, Penn est débordé et Hughes l'amène alors au sol pour s'installer au-dessus tout en verrouillant ses bras. Matt Hughes assène alors plusieurs coups depuis cette position pour remporter la victoire par TKO et ainsi conserver son titre. À la fin de ce match, St-Pierre est invité à s'exprimer dans l'Octogone dans le but de promouvoir son prochain combat contre le champion. Loin d'être un adepte du trash-talking, il déclare pourtant ne pas avoir été impressionné par le performance de Matt Hughes, mais avouera des années plus tard regretter ces mots devenus célèbres parmi les amateurs de MMA.


title: Matt Hughes

text: La confrontation entre Matt Hughes et Georges St-Pierre a finalement lieu sept semaines plus tard, en tête d'affiche de l' du . Le jeune Canadien touche involontairement le champion avec deux coups de pied à l'aine dans le premier round et résiste bien à la lutte du champion. Dans les dernières secondes de la reprise, il sonne Hughes avec un coup de poing sauté et le suit au sol mais la cloche sonne avant qu'il ne puisse vraiment capitaliser sur ce coup. Dans la deuxième reprise, Matt Hughes s'écroule à la suite d'un coup de pied à la tête. St-Pierre enchaine alors en ground-and-pound depuis la garde pour remporter la victoire par TKO et devenir le nouveau champion des poids mi-moyens de l'UFC.


title: Matt Hughes

text: Pressenti dès la fin de l'année 2006 pour un combat à l' du , c'est d'abord le nom de Karo Parisyan qui semble se dessiner comme son futur adversaire. Mais c'est en fait face à Chris Lytle, finaliste de la quatrième saison de la série " et ancien boxeur professionnel que le lutteur américain prend part au programme de la soirée. Les observateurs ne voient alors pas une nouvelle défaite de l'ancien champion qui effectivement contrôle les trois rounds du match en utilisant sa lutte pour amener Lytle au sol et le contrôler. La bonne défense de ce dernier le préserve d'une défaite avant la limite mais Hughes remporte finalement le match par décision unanime (30-27, 30-27, 30-27).


title: Matt Hughes

text: Au milieu de l'année 2007, Hughes quitte en bons termes son équipe pour former son propre centre d'entrainement basé à Granite City dans l'Illinois et nommé pour "".


title: Matt Hughes

text: En avril de la même année, Matt Serra crée la surprise et s'empare de la ceinture de Georges St-Pierre lors de l'. Serra et Hughes deviennent peu de temps après ce nouveau règne, les entraineurs de la sixième édition de l'émission '. Une certaine animosité est déjà présente entre les deux hommes depuis ' dont Matt Serra a été un des participants et Matt Hughes un entraineur invité. Le combat entre les deux chefs d'équipe pour le titre des poids mi-moyens est alors d'abord programmé pour , mais se retrouve ensuite annoncé comme tête d'affiche de l' du . Seulement, après une hernie discale de niveau lombaire subie par Serra qui doit alors le tenir éloigner pour un temps indéterminé de la compétition, un titre intérimaire est mis en jeu lors du même événement entre Matt Hughes et Georges St-Pierre. Lors de cette troisième confrontation entre les deux hommes, c'est à nouveau St-Pierre qui domine les débats. Le Canadien amène rapidement au sol le lutteur américain et travaille en ground-and-pound lors du premier round. Dans la seconde reprise, il amène à nouveau son adversaire dos au tapis et tente une soumission par kimura avant de passer sur une clé de bras en hyper-extension. Hughes est alors obligé d'abandonner verbalement dans les dernières secondes de ce deuxième round. Après le combat, Matt Hughes déclare n'avoir aucune excuse pour cette défaite et reconnait St-Pierre comme le meilleur combattant de la soirée.


title: Matt Hughes

text: Après avoir échoué à retenir sa ceinture en , un combat entre Mat Hughes et Matt Serra semble se profiler. Mais Hughes poursuit d'abord son parcours en participant au combat principal de l' face à Thiago Alves le , à Londres. Alves, considéré comme un des futurs aspirants à la ceinture des poids mi-moyens et alors sur une série de cinq victoires consécutives, échoue à la pesée. Hughes accepte cependant le combat à poids intermédiaire de . Après un premier round serré, le Brésilien surprend Hughes avec un coup de genou sauté et des coups de poing pour remporter la victoire par TKO après un peu plus d'une minute dans le second round.


title: Matt Hughes

text: Matt Hughes doit, avant d'affronter son rival Matt Serra, récupérer d'une blessure au genou subie lors de sa dernière défaite à l'. La rencontre attendue a alors lieu lors de l', le . Dans le premier round, Hughes doit se remettre rapidement dans le premier effort du combat, après avoir été touché par un coup de tête involontaire suivi de quelques coups de poing. Il utilise ensuite sa lutte pour amener Serra au sol et travailler en ground-and-pound dans la deuxième et troisième reprise du combat. Il se retrouve lui aussi dos au sol vers la fin du troisième et dernier round mais l'emporte finalement par décision unanime (29-28, 29-28, 29-28). Malgré leur rancœur, les deux combattants se félicitent mutuellement dès la fin du combat et le match est gratifié du bonus du "combat de la soirée".


title: Matt Hughes

text: Après cette victoire, il signe un nouveau contrat de plusieurs combats avec l'UFC à l'aube de ses 36 ans. Renzo Gracie, vétéran des MMA de 42 ans, signe lui un contrat de six matchs au sein de le promotion américaine pour affronter l'ancien champion lors de l' du à Abou Dabi. Gracie revient à la compétition après une pause de trois ans pour ce premier événement de l'UFC aux Émirats arabes unis. Ce combat entre un lutteur et un spécialiste du jiu-jitsu brésilien se déroule pourtant essentiellement debout. Dans le troisième round, Hughes prend la main sur le match en enchainant coups de poing et coups de pied aux jambes qui lui permettent de remporter la victoire par TKO. C'est ainsi le deuxième membre de la famille Gracie que Matt Hughes bat au cours de sa carrière en MMA, et avec 17 victoires à l'UFC, il dépasse à ce moment Chuck Liddell pour le record du nombre de succès dans la fédération.


title: Matt Hughes

text: Fin , lors de l' à Las Vegas, l'ancien champion est intronisé au Temple de la renommée de l'UFC.


title: Matt Hughes

text: Son parcours à l'UFC continue face à Ricardo Almeida, détenteur d'une ceinture noire de jiu-jitsu brésilien décernée par le dernier adversaire de Hughes, Renzo Gracie. Les deux hommes s'affrontent lors de l' du  et Almeida n'a pas plus de chance que son professeur. Dès le premier round, Hughes l'étourdit avec un crochet du gauche et se place alors en contrôle de tête de face avec un mouvement popularisé par le lutteur Dave Schultz. Il utilise alors cette position pour étrangler son adversaire avec une technique ressemblant à un étranglement anaconda qui laisse inconscient le Brésilien et lui offre par conséquent la victoire par soumission technique. Ce mouvement lui vaut d'ailleurs le bonus de "soumission de la soirée".


title: Matt Hughes

text: Matt Hughes et B.J. Penn se rencontrent pour la troisième fois dans l'Octogone, lors de l', le . Penn s'impose très rapidement en envoyant le lutteur au tapis avec un coup de poing avant d'être déclaré vainqueur à la suite de quelques coups sur Hughes incapable de se défendre au sol. B.J. Penn remporte donc cette manche par KO en seulement 21 secondes. Après ce revers, Matt Hughes annonce s'accorder un peu de temps et qu'il a sûrement fait « un grand pas de plus vers la retraite ».


title: Matt Hughes

text: Six mois plus tard, il est cependant prévu pour un retour face à Diego Sanchez lors de l' du . Mais c'est finalement face à Josh Koscheck, remplaçant Sanchez blessé à la main, que Hughes revient à la compétition. S'il entame bien le match, son adversaire finit quand même par prendre l'avantage en vitesse. Dans la dernière seconde du premier round, Koscheck met d'ailleurs KO Hughes par coups de poing. Sans encore annoncer sa retraite, Matt Hughes déclare avoir besoin de prendre un peu de recul pour le moment.


title: Matt Hughes

text: Le , le président de l'UFC, Dana White, annonce officiellement la retraite du lutteur américain pendant la conférence de presse précédant l'. Ce dernier est alors nommé vice-président du développement des athlètes de la promotion.


title: Code civil (Iran)

text: Le Code civil iranien (CCI), conçu en 1933, a été inspiré dans le domaine du droit des obligations, par le droit français et le droit islamique (shiite). Ses articles se basent sur les règles du "Fiqh" (jurisprudence islamique), mais la définition et le domaine du « dol » s’inspirent spécialement de droit français et créent une œuvre intéressante en la matière. Il compte 1335 articles.


title: Code civil (Iran)

text: Le CCI est divisé en 3 volumes principaux.


title: Tégénaire des murs

text: Tegenaria parietina, la Tégénaire des murs, est une espèce d'araignées aranéomorphes de la famille des Agelenidae.


title: Tégénaire des murs

text: Les Anglais l'appellent parfois « "araignée du Cardinal" » en raison d'une légende voulant que le cardinal Wolsey était terrifié par cette espèce à Hampton Court (ou, inversement, parce qu'il considérait qu'elle porte chance et qu'il aurait interdit à quiconque de leur nuire).


title: Tégénaire des murs

text: En 2013, "Tegenaria taprobanica" a été placée en synonymie avec cette espèce.


title: Tégénaire des murs

text: C'est une prédatrice naturelle des insectes vivant près de l'Homme, avec sa congénère "Eratigena atrica", la Tégénaire noire, d'autres araignées comme "Eratigena agrestis", la Tégénaire des champs.


title: Tégénaire des murs

text: Cette araignée est relativement rare en Europe. Son aire de répartition est cependant large, incluant  une grande partie de l'(Europe (jusqu'en Finlande), de l'Afrique du Nord, du Moyen-Orient et en Asie centrale (jusqu'au Sri Lanka, probablement à la suite d'une introduction) .  On la retrouve aussi en Amérique : Elle a été introduite aux Antilles, en Amérique du Sud.


title: Tégénaire des murs

text: En France, elle est surtout présente dans le Sud-Ouest.


title: Tégénaire des murs

text: Ces araignées sont cavernicoles (observées par les biospéléologues) mais vivent parfois volontiers à proximité de l'Homme, alors principalement dans les bâtiments et sur les murs, se cachant dans des anfractuosités.


title: Tégénaire des murs

text: Cette araignée s'identifie très facilement à ses grandes pattes annelées.  Elle présente en outre 3 taches de chaque côté de la base du céphalothorax, parfois effacées avec l'âge.


title: Tégénaire des murs

text: Les femelles ont une longueur de corps atteignant environ, alors que celui des mâles est un peu plus petit (11 à ).. Leurs pattes sont environ trois fois plus longues que le corps, de couleur brun-rougeâtre, mais les jeunes araignées peuvent être beaucoup plus claires jusqu'à la dernière mue.


title: Tégénaire des murs

text: De près, l'espèce (qui ressemble assez à "T. ferruginea") se distingue facilement de "T. domestica" par la longueur de ses pattes : la paire avant est presque aussi longue que chez les espèces du genre "Eratigena", tandis que la paire postérieure est non raccourcie et semblable à "T. domestica". Les poils sont également plus abondants sur les tibias.


title: Tégénaire des murs

text: Les femelles peuvent vivre jusqu'à huit ans, mais les mâles meurent peu après l'accouplement.


title: Tégénaire des murs

text: "T. parietina" tisse des toiles sur le murs, elles transmettent


title: Tégénaire des murs

text: L'espèce a été décrite par le naturaliste français Antoine-François Fourcroy en 1785, sous le protonyme d"'Aranea parietina".


title: Tégénaire des murs

text: Son appartenance au genre "Tegenaria" a été confirmé par Bolzern, Burckhardt et Hänggi en 2013.


title: Tégénaire des murs

text: Malgré sa taille et sa vitesse de déplacement, elle ne présente pas de danger pour l'être humain.


title: Cyclones d'Iowa State

text: Les Cyclones d'Iowa State (en anglais : "Iowa State Cyclones") sont un club omnisports universitaire de l'Université d'État de l'Iowa à Ames (Iowa). Les équipes des Cyclones participent aux compétitions universitaires organisées par la National Collegiate Athletic Association. Iowa State fait partie de la Big 12 Conference.


title: Cyclones d'Iowa State

text: La plus fameuse équipe des Cyclones est celle de football américain qui évolue au Jack Trice Stadium, enceinte de 45 814 places inaugurée le .


title: Cyclones d'Iowa State

text: Les équipes de basket-ball, volley-ball, gymnastique et lutte utilisent le Hilton Coliseum, salle de 14 092 places inaugurée le .


title: Cyclones d'Iowa State

text: Le surnom de l'équipe remonte à 1895, année marquée par de nombreux "cyclones". Cependant à l'époque les connaissances en météorologie étaient moindres, aujourd'hui on leur aurait donné le nom de tornades. Cet évènement particulier va alors influencer le surnom de l'équipe universitaire. Lors d'une rencontre Iowa State bat Northwestern Wildcats par 36-0, le lendemain le Chicago Tribune titre "Iowa Cyclone Devastates Evanstontown". Depuis le surnom est resté remplaçant leur surnom originel, les Cardinals.


title: Centrale nucléaire de Zwentendorf

text: La centrale nucléaire de Zwentendorf est une centrale nucléaire autrichienne située dans la commune de Zwentendorf an der Donau sur les rives du Danube, à à l'ouest de Vienne, en Basse-Autriche. Elle est l'unique centrale nucléaire autrichienne, mais n'a jamais été mise en service. Elle est ouverte au public depuis 2010.


title: Centrale nucléaire de Zwentendorf

text: Le projet prévoyait un réacteur à eau bouillante d'une puissance électrique de 730 mégawatts. La construction avait débuté en 1972 pour être achevée en 1977.


title: Centrale nucléaire de Zwentendorf

text: Le , lors d'un référendum autrichien sur le nucléaire, alors que la construction de la centrale est terminée et a déjà coûté 5,2 milliards de schillings (380 millions d'euros), le peuple autrichien vote contre sa mise en service avec une courte majorité de 50,5 %. La centrale est donc maintenue à l'arrêt. À la suite de ce référendum, le parlement autrichien vote en 1978 une loi de non-utilisation de l'énergie nucléaire ("). Pendant une dizaine d'années, les débats firent rage en Autriche sur l'opportunité de la sortie du nucléaire civil.


title: Centrale nucléaire de Zwentendorf

text: À la suite de la catastrophe de Tchernobyl en 1986, la classe politique autrichienne est parvenue à un consensus sur l'arrêt du nucléaire civil. Devenue inutile, les pièces de la centrale de Zwentendorf sont vendues depuis 2005 pour réparer les centrales nucléaires allemandes.


title: Centrale nucléaire de Zwentendorf

text: La loi de non-utilisation de l'énergie nucléaire a été renforcée en 1999 par la loi pour une Autriche sans nucléaire (") qui a été intégrée à la Constitution de l'Autriche. La dénucléarisation est aujourd'hui de l'ordre du consensus dans la classe politique autrichienne.


title: Centrale nucléaire de Zwentendorf

text: En 2005, le producteur d'électricité EVN a racheté le site, et compte aujourd'hui le transformer en site de production d'énergie solaire. L'objectif est à la fois de satisfaire les critères du protocole de Kyoto sur le réchauffement climatique, en réduisant les émissions de CO, et d'augmenter la part d'énergie renouvelable de 70 % à 78 % d'ici 2010.


title: Centrale nucléaire de Zwentendorf

text: La centrale a été le lieu de tournage de "Grand Central" de Rebecca Zlotowski, avec dans les rôles principaux Tahar Rahim et Léa Seydoux.


title: Kaiserstuhl

text: Le Kaiserstuhl est un massif de montagnes moyennes d'origine volcanique situé dans le Sud-Ouest du Bade-Wurtemberg, en Allemagne. Son sommet le plus élevé est le Totenkopf avec d'altitude.


title: Kaiserstuhl

text: Le Kaiserstuhl (en français : « chaise de l'Empereur ») doit probablement son nom au roi Otton III, qui a présidé à une journée de jugements près de Sasbach en 994, soit deux ans avant son couronnement en tant qu'empereur.


title: Kaiserstuhl

text: Le Kaiserstuhl se trouve dans le sud du pays de Bade, légèrement au nord-ouest de Fribourg-en-Brisgau, et directement sur la rive droite du Rhin, dans la plaine du Rhin supérieur (plaine d'Alsace). Son altitude moyenne est de .


title: Kaiserstuhl

text: Dans sa plus grande étendue, entre Ihringen dans le sud-ouest et Riegel dans le nord-est, le Kaiserstuhl a une longueur de . Sa plus grande largeur est de .


title: Kaiserstuhl

text: Le Totenkopf () avec Neunlinden, Eichelspitze () et Katharinenberg () sont les plus grandes élévations de ce massif. La réserve naturelle Badberg dans le centre – entre Schelingen, Oberbergen et Alt-Vogtsburg – est le foyer de nombreuses plantes rares, comme des orchidées, permettant d'effectuer de nombreuses randonnées pédestres avec des vues splendides sur la Forêt-Noire, la plaine d'Alsace et les Vosges. Le Kaiserstuhl a une structure hétérogène : la partie ouest du massif est d'origine volcanique de l'ère tertiaire alors que sa partie située à l'est fait partie des contreforts de la Forêt-Noire. Un écoulement souterrain latéral explique la présence de phonolithe, mise au jour par l'érosion, dans la zone des contreforts composée de couches calcaires. Le lœss, un sédiment qui trouve son origine dans la dernière période glaciaire, recouvre le Kaiserstuhl sur une épaisseur de 10 à .


title: Kaiserstuhl

text: À certains endroits du Kaiserstuhl, l'une des régions les plus chaudes de l'Allemagne, un climat à tendance méditerranéenne sec domine, du fait que les Vosges font une barrière naturelle à la pluie en provenance de l'océan Atlantique.


title: Kaiserstuhl

text: La température annuelle moyenne est de . Durant les températures dépassent et durant il gèle. Ceci reflète la particularité de ce massif qui se distingue par des conditions climatiques assez extrêmes, ce qui est particulièrement mis en évidence par la variation de température moyenne annuelle qui est de .


title: Kaiserstuhl

text: La quantité de précipitations moyenne sur le Kaiserstuhl est d'environ et la durée d'ensoleillement annuelle est de .


title: Kaiserstuhl

text: Le climat du Kaiserstuhl explique la présence importante d'espèces animales et végétales aimant la chaleur. Le massif du Kaiserstuhl est, par exemple, l'un des lieux qui présente la plus grande diversité d'orchidées en Europe avec plus de recensées. Entre les vignes poussent des muscaris sauvages et sur les talus fleurissent des iris. Ici vivent également des lézards verts et des mantes religieuses ("Mantis religiosa"), des espèces qu'on trouve également dans la plaine d'Alsace voisine mais qui sont habituellement plutôt familières dans le bassin méditerranéen. Le chêne pubescent, également présent dans le massif, est une plante xérophyte commune en Europe du sud. Ces espèces vivent dans une aire biologique disjointe, donc séparées de leur zone de répartition normale. Ceci est un reliquat d'une période chaude post-glaciaire durant laquelle régnait un climat nettement plus doux dans une vaste région qui englobait le Kaiserstuhl. À la fin de cette période chaude, ces espèces n'ont pu survivre dans la région que dans ce massif bénéficiant d'un microclimat.


title: Kaiserstuhl

text: Tout autour du Kaiserstuhl on cultive la vigne et les vins qu'on y produit bénéficient d'une renommée internationale. Les vignobles, qui appartiennent soit à des caves coopératives, soit à des particuliers, recouvrent la majeure partie des surfaces dégagées du massif. Grâce au sol composé de Lœss, la vigne y croît bien. Les villages viticoles les plus connus sont Ihringen, Achkarren, Bickensohl, Oberrotweil, Oberbergen, Bischoffingen et Kiechlinsbergen.


title: Kaiserstuhl

text: Le terrain du Kaiserstuhl fut modifié de tous temps par les hommes car le lœss qui le recouvre est très sujet à l'érosion quand on le travaille. Des terrasses ont dû être aménagées très tôt pour permettre l'exploitation agricole de cette terre fertile. Ces terrasses sont aujourd'hui majoritairement utilisées pour la culture de la vigne mais on les utilise parfois aussi pour la culture d'arbres fruitiers ou des légumes.


title: Kaiserstuhl

text: Vers 1950, on commença à regrouper les anciennes terrasses plus petites. Cela se transforma ensuite en remembrements plus importants qui modifièrent par endroits complètement l'aspect originel du site. Les transformations les plus importantes eurent lieu entre 1970 et 1976. Durant cette période, de grandes terrasses d'une surface totale d'environ de vignes furent aménagées avec une utilisation renforcée de machines. Et comme les talus et autres pentes sont souvent plus grands que la surface plantée elle-même, la modification du paysage naturel s'étend sur une surface plus de deux fois supérieure à la surface utile créée. Les derniers travaux d'aménagement se sont achevés en 1982.


title: Kaiserstuhl

text: Ces travaux n'ont pas été sans conséquences sur l'environnement. Ainsi, en 1983, le Kaiserstuhl ayant reçu l'équivalent d'un tiers des précipitations moyennes annuelles durant la seule semaine de la Pentecôte, le territoire dans sa nouvelle configuration est apparu moins apte à supporter des épisodes pluvieux extrêmes : d'importants dégâts sont dus au ruissellement incontrôlé des eaux qui a provoqué l'effondrement de nombreux talus et terrasses avec leur végétation. Dans les années suivantes, d'importants dommages provoqués par le gel furent également à déplorer. Ceux-ci avaient pour origine l'inclinaison des terrasses vers la pente de la montagne, ce qui eut pour conséquence une stagnation de l'air froid dans lequel les pieds de vigne gelaient, en particulier durant la floraison.


title: Kaiserstuhl

text: Depuis 1982, les exploitants s'appliquent à réparer et à modifier la forme des terrasses afin de corriger les défauts les plus importants de cette transformation du milieu naturel.


title: Créole chagossien

text: Le créole chagossien est un créole francophone parlé par les Chagossiens, une population déportée à la fin des années 1960 par les Britanniques de l'archipel des Chagos vers Maurice et les Seychelles.


title: Redhawks de Miami

text: Les Redhawks de Miami (en anglais : "Miami RedHawks") sont un club omnisports universitaire de l'université Miami à Oxford dans l'Ohio. Les équipes des Redhawks participent aux compétitions universitaires organisées par la National Collegiate Athletic Association. Miami fait partie de la division Mid-American Conference depuis 1948.


title: Redhawks de Miami

text: La plus fameuse équipe des Redhawks est celle de football américain qui évolue au Yager Stadium, enceinte de 24 286 places inaugurée le .


title: Redhawks de Miami

text: Les équipes masculines et féminines de basket-ball utilisent le Millett Hall, salle de 9200 places inaugurée en 1983.


title: Redhawks de Miami

text: L'équipe de hockey sur glace joue au Goggin Ice Arena, patinoire de 2200 places inaugurée en 1976, qui sera remplacée à terme par une enceinte de 4200 places : la Steve Cady Arena.


title: Campanule à feuilles rondes

text: La Campanule à feuilles rondes ("Campanula rotundifolia") est une plante herbacée vivace de la famille des Campanulacées.


title: Campanule à feuilles rondes

text: Le nom générique, "Campanula", proviendrait du latin "campana" signifiant « petite cloche » (allusion à la forme de la corolle), l'épithète spécifique "rotundifolia" évoque les feuilles basales arrondies.


title: Campanule à feuilles rondes

text: Taille variant de 10 à , les tiges sont en touffe, raides, fines, nombreuses. Fleurs bleues, nombreuses, penchées. Les feuilles inférieures sont pétiolées, arrondies, celles des rosettes disparaissant généralement à la floraison.


title: Campanule à feuilles rondes

text: Cette une espèce commune,elle pousse tout autour de la terre, dans l'hémisphère nord. L'espèce est présente surtout en milieu boréale, mais on la trouve aussi dans d'autres climats. Elle est indigène partout au Canada, sauf à l'île du prince Édouard où elle ce serait échappé de culture. Elle ce développe dans les pelouses acidiphiles, les rocailles, falaises,  bord de mer, rocher,montagne, vieux murs, dans les bois clairs, du niveau de la mer jusqu'à une altitude de .


title: Campanule à feuilles rondes

text: Elle fleurit de mai à novembre selon son milieu de vie.


title: Jürgen Cain Külbel

text: Jürgen Cain Külbel est un ancien enquêteur de la police criminelle de la République démocratique allemande, devenu journaliste d'investigation après la réunification allemande.


title: Jürgen Cain Külbel

text: Il a publié en 2006 une contre-enquête sur le travail réalisé par la Commission de l'ONU dirigée par l'ex-procureur allemand Detlev Mehlis sur l'attentat ayant coûté la vie à l'ancien Premier ministre libanais Rafiq Hariri. Il y étudie une éventuelle piste israélienne. Son travail a influencé les enquêteurs de la Sécurité générale libanaise qui ont arrêté sept espions du Mossad en , ont démontré leur implication dans quatre assassinats politiques et enquêtent sur leur éventuelle implication dans l'assassinat de Rafiq Hariri. Il a été incarcéré à Berlin, lui étant reproché d’avoir violé une décision du Tribunal des référés en maintenant un lien actif sur son site Internet vers un article publié par le Réseau Voltaire.


title: Jake Shields

text: Jake Shields, né le à Summertown dans le Tennessee, est un combattant de MMA formé au Cesar Gracie Jiu-Jitsu. Shields a détenu les titres du Gladiator Challenge, du Shooto et détient actuellement celui du Rumble on The Rock après avoir remporté un tournoi. Il détient un palmarès de 26 victoires, 6 défaites pour un nul. Il fut entrainé par Cesar Gracie de la célèbre famille Gracie. En , il est classé combattant du monde dans la catégorie welters par Sherdog. Il décrit son style de combat comme du jiu-jitsu américain. Jake Shields est végétarien. Après une impressionnante série de 12 victoires consécutives, il s'empare du titre vacant des poids moyens du Strikeforce.


title: Jake Shields

text: Il débute à l'Ultimate Fighting Championship en . Il obtient une chance pour le titre des poids mi-moyens de l'organisation face à Georges St-Pierre en avril 2011 mais échoue par décision unanime. En , le président de l'UFC annonce son renvoi à la suite de sa défaite face à Hector Lombard.


title: Jake Shields

text: Il dispute son premier combat à l'Ultimate Fighting Championship lors de l"'UFC 121" et le remporte par décision partagée face à Martin Kampmann.


title: Jake Shields

text: Le , il est confronté à Georges St-Pierre pour le titre poids mi-moyens de l'UFC. Mais il perd le combat par décision unanime.


title: Jake Shields

text: Le , le président de l'UFC annonce le renvoi de Shields à la suite de sa défaite face à Hector Lombard. Il justifie ce choix par un contrat trop coûteux pour un combattant peu spectaculaire.


title: Tetra Brik

text: Tetra Brik est un nom de marque pour un emballage en carton produit par la société d'emballage suédoise Tetra Pak. Sa forme est cubique ou cuboïde, et il est disponible avec ou sans un bouchon (qui peut être différent).


title: Fleuve de sang

text: Fleuve de sang : histoire d'une vendetta corse, est un livre écrit en 1898 par Jean-Baptiste Marcaggi, réédité en 1912, puis en 2003 aux éditions Lacour-Ollé, 344 pages.


title: Fleuve de sang

text: L'édition initiale reprenait les prénoms et patronymes réels des acteurs des différents drames relatés. La pression des familles aurait amené l'auteur à sortir une nouvelle édition en 1912 faisant évoluer les histoires et personnages. En revanche, la réédition de 2003 est une version photocopiée de l'originale.


title: Fleuve de sang

text: Au milieu du , le village de Marignana fut le théâtre d'une vendetta particulièrement sanglante. Opposant d'abord familles GRIMALDI et ANTONINI puis MASSONI-GRIMALDI et DURILI. Le personnage principal du livre étant le bandit Pierre Jean MASSONI.


title: Baudouin Prot

text: Baudouin Prot, né le à Paris, est un dirigeant de banque et haut fonctionnaire français.


title: Baudouin Prot

text: Il occupe de à le poste de président du groupe BNP Paribas, groupe dans lequel il était entré en 1983. Sous sa conduite, BNP Paribas acquiert en 2006 Banca Nazionale del Lavoro, sixième banque italienne, puis Fortis Banque, première banque belge, en 2009.


title: Baudouin Prot

text: Baudouin Félix Daniel Claude Prot est né le dans le  du mariage d'André Prot, directeur de sociétés, et de Marguerite Le Febvre.


title: Baudouin Prot

text: Le , il épouse Viviane Abel. De ce mariage, naissent deux enfants, dont Alexandre Prot, fondateur de Qonto, qui devient après une levée de fonds de 486 millions d'euros en janvier 2022 la licorne la plus valorisée de France avec une valorisation estimée à 4,4 milliards d'euros.


title: Baudouin Prot

text: Après des études à l'institution Sainte-Croix de Neuilly puis au lycée Saint-Louis-de-Gonzague à Paris, il est diplômé en 1972 de HEC Paris.


title: Baudouin Prot

text: Il est ancien élève de l'École nationale d'administration (ENA) dans la promotion Guernica (1974-1976).


title: Baudouin Prot

text: Baudouin Prot commence sa carrière dans la fonction publique. Il rejoint l'Inspection générale des finances, où il passe quatre ans (1976-1980). Il est ensuite chargé de mission (1980-1982) puis en 1983 adjoint du directeur général de l'Énergie et des Matières premières au ministère de l'Industrie.


title: Baudouin Prot

text: Baudouin Prot intègre la Banque nationale de Paris (BNP) en 1983 où il est directeur adjoint de la partie Intercontinentale, avant de prendre la direction du département Europe en 1985. Il rejoint la direction centrale des Réseaux métropolitains en 1987. En 1989, il est nommé directeur central puis en 1992 directeur du réseau France directeur général. En , il est nommé directeur général de la BNP. Il est administrateur et directeur général de 2000 à 2011.


title: Baudouin Prot

text: En , Baudouin Prot succède à Michel Pébereau comme président de la banque.


title: Baudouin Prot

text: Sous sa conduite, BNP Paribas a réalisé un bénéfice net supérieur à trois milliards d'euros en 2008 (au plus fort de la crise). BNP Paribas est ainsi l'une des rares banques mondiales à n'avoir enregistré aucun exercice déficitaire pendant la crise. Il est jugé par le magazine "Challenges", le .


title: Baudouin Prot

text: De septembre 2009 à septembre 2010, Baudouin Prot a également été président de la Fédération bancaire française.


title: Baudouin Prot

text: Parallèlement à ses fonctions chez BNP Paribas, il est administrateur du groupe PPR (devenu Kering en 2013), de Veolia Environnement et représentant de la banque au conseil de surveillance d'Accor. Il est membre de l'Institut de la finance internationale.


title: Baudouin Prot

text: Le , il met fin à ses fonctions de président et d'administrateur de BNP Paribas. Il est remplacé par Jean Lemierre de la même promotion de l'ENA. Il se voit accordé une retraite chapeau de 500 000 euros par an.


title: Baudouin Prot

text: En , il rejoint le Boston Consulting Group en tant que Senior Advisor.


title: Baudouin Prot

text: Baudoin Prot a participé à la rédaction de plusieurs ouvrages écrits en collaboration, dont :


title: Baudouin Prot

text: Baudouin Prot fait partie des dirigeants les mieux payés de France avec en 2007, en 2008, en 2009. Baudouin Prot a cédé le 9 août 20XX pour d'actions au prix unitaire de , après avoir exercé des stock-options le 3 août pour un montant de , selon des documents de l'Autorité des marchés financiers. En 2009, Baudouin Prot, comme Michel Pébereau, renonce à ses bonus, en refusant de se faire attribuer des stock-options cette année. En 2011, Baudouin Prot, annonce une rémunération fixe de près d’un million d’euros, et plus 5 millions de bonus.


title: Baudouin Prot

text: En 1993, il est promu inspecteur général des Finances.


title: Baudouin Prot

text: En 2006, il est élu « Financier de l'année » par l'Association nationale des docteurs ès sciences économiques (Andese) à la suite du succès de l'acquisition de BNL.


title: Baudouin Prot

text: En 2007, Baudouin Prot est distingué aux États-Unis par la en recevant le Prix Responsabilité sociale de l'entreprise.


title: Baudouin Prot

text: En 2009, il est de nouveau élu « Financier de l'année » par l'Association nationale des docteurs ès sciences économiques (Andese). Il est par ailleurs élu « Stratège de l'année » par le journal économique "La Tribune", notamment grâce au rachat de Fortis Banque.


title: Baudouin Prot

text: En 2010, il est élu « Meilleur dirigeant bancaire européen » par la revue "".


title: Baudouin Prot

text: Baudouin Prot est officier de l'ordre national de la Légion d'honneur et de l'ordre national du Mérite.


title: Problème de la clique

text: En informatique, le problème de la clique est un problème algorithmique qui consiste à trouver des cliques (sous-ensembles de sommets d'un graphe tous adjacents les uns aux autres, également appelés sous-graphes complets) dans un graphe. Ce problème a plusieurs formulations différentes selon les cliques et les informations sur les cliques devant être trouvées. Les formulations courantes du problème de la clique incluent la recherche d'une clique maximum (une clique avec le plus grand nombre possible de sommets), la recherche d'une clique de poids maximal dans un graphe pondéré, la liste de toutes les cliques maximums et la résolution du problème de décision consistant à déterminer si un graphe contient une clique plus grande qu'une taille donnée.


title: Problème de la clique

text: Le problème de la clique apparaît dans la situation réelle suivante. Considérons un réseau social, où les sommets du graphe représentent des personnes et les arêtes représentent la connaissance mutuelle entre les personnes. Une clique représente alors un sous-ensemble de personnes qui se connaissent toutes mutuellement, et des algorithmes pour trouver des cliques peuvent être utilisés pour découvrir ces groupes d'amis communs. Outre ses applications aux réseaux sociaux, le problème de la clique a également de nombreuses applications en bioinformatique et en chimie numérique.


title: Problème de la clique

text: La plupart des versions du problème de la clique sont des problèmes difficiles. Le problème décisionnel de la clique est NP-complet (l'un des 21 problèmes NP-complets de Karp). Le problème de trouver une k-clique est à la fois intraitable à paramètre fixé (il n'est pas dans la classe de problèmes FPT) et est . Lister toutes les cliques maximums peut nécessiter un temps exponentiel car il existe des graphes avec un nombre de cliques maximums exponentiel en le nombre de sommets. Par conséquent, une grande partie de la théorie sur le problème de la clique est consacrée à l'identification de types particuliers de graphes qui admettent des algorithmes plus efficaces, ou à l'établissement de la difficulté algorithmique du problème général dans divers modèles de calcul.


title: Problème de la clique

text: Pour trouver une clique maximum, on peut inspecter tous les sous-ensembles du graphe, mais ce type de recherche exhaustive est trop long pour être utilisable dans des graphes comprenant plus de quelques dizaines de sommets. Bien qu'aucun algorithme de temps polynomial ne soit connu pour ce problème, des algorithmes plus efficaces que la recherche exhaustive sont connus. Par exemple, l'algorithme de Bron-Kerbosch peut être utilisé pour lister toutes les cliques maximums, en temps optimal dans le pire cas, et il est également possible de les lister en temps polynomial par clique.


title: Problème de la clique

text: L'étude de sous-graphes complets en mathématiques est antérieure à la terminologie «clique». Par exemple, les sous-graphes complets font une première apparition dans la littérature mathématique dans la reformulation de la théorie de Ramsey du point de vue de la théorie des graphes par Erdős et Szekeres (1935). Mais le terme et le problème de lister les cliques de manière algorithmique proviennent tous deux des sciences sociales, où des sous-graphes complets sont utilisés pour modéliser des cliques sociales (), des groupes de personnes qui se connaissent toutes. En 1949, Luce et Perry ont utilisé des graphes pour modéliser les réseaux sociaux et ont adapté la terminologie des sciences sociales à la théorie des graphes. Ils ont été les premiers à appeler les sous-graphes complets . Le premier algorithme pour résoudre le problème de la clique est celui de Harary et Ross (1957), qui étaient motivés par les applications sociologiques. Les chercheurs en sciences sociales ont également défini divers autres types de cliques et de cliques maximales dans le cadre des réseaux sociaux, des de membres du réseau qui partagent tous l'un des différents types de relations. Beaucoup de ces notions généralisées de cliques peuvent également être retrouvées en construisant un graphe non orienté dont les arêtes représentent des paires liées de membres du réseau social, puis en appliquant à ce graphe un algorithme pour le problème de la clique.


title: Problème de la clique

text: Depuis les travaux de Harary et Ross, de nombreux autres ont conçu des algorithmes pour différentes versions du problème de la clique . Dans les années 1970, les chercheurs ont commencé à étudier ces algorithmes du point de vue de l' analyse du pire cas . Par exemple, Tarjan et Trojanowski ont publié un premier travail sur la complexité du pire cas du problème de la clique maximum en 1977. Toujours dans les années 1970, en commençant par les travaux de Cook (1971) et Karp (1972), les chercheurs ont commencé à utiliser la théorie de la NP-complétude et notamment des résultats d'insolvabilité pour fournir une explication mathématique de la difficulté du problème de clique. Dans les années 1990, une série d'articles commençant par Feige et al. (1991) et rapportés dans "le New York Times", ont montré que (en supposant P ≠ NP ), il n'est même pas possible d' approcher le problème avec précision et efficacité.


title: Problème de la clique

text: Des algorithmes de recherche de cliques ont été utilisés en chimie, pour trouver des produits chimiques qui correspondent à une structure cible et pour modéliser l'ancrage moléculaire et les sites de liaison des réactions chimiques. Ils peuvent également être utilisés pour trouver des structures similaires dans différentes molécules. Dans ces applications, on forme un graphe dans lequel chaque sommet représente un couple d'atomes appariés, un de chacune des deux molécules. Deux sommets sont reliés par une arête si les paires qu'ils représentent sont compatibles entre elles. Être compatible peut signifier, par exemple, que les distances entre les atomes dans chacune des deux molécules sont approximativement égales, à une certaine tolérance donnée. Une clique dans ce graphique représente un ensemble de paires d'atomes compatibles les unes avec les autres. Un cas particulier de cette méthode est l'utilisation du produit modulaire de graphes pour réduire le problème de trouver le sous-graphe induit commun maximum de deux graphes au problème de trouver une clique maximum dans leur produit.


title: Problème de la clique

text: Dans la génération automatique de modèles de test, la recherche de cliques peut aider à limiter la taille d'un ensemble de test. En bioinformatique, des algorithmes de recherche de clique ont été utilisés pour la génération d'arbres d'évolutions, la prédiction de structures protéiques, et pour trouver des groupes de protéines en interaction étroite. Lister les cliques d'un est une étape importante dans l'analyse de certains processus aléatoires. En mathématiques, la conjecture de Keller sur le pavage de l'espace euclidien par des hypercubes a été réfutée par Lagarias et Shor (1992), qui ont utilisé un algorithme de recherche de clique sur un graphe associé pour trouver un contre-exemple.


title: Problème de la clique

text: Soit G=(V,E) un graphe non orienté, avec V les sommets du graphe et E les arêtes. Une clique dans G est un sous-graphe G'=(V',E') complet, ce qui signifie que tous les sommets dans V' sont reliés entre eux. Voici deux notions différentes dont on prendra garde à ne les pas confondre : Par conséquent, chaque clique est contenue dans une clique maximale. Les cliques maximales peuvent être très petites. Un graphe peut contenir une clique non maximale avec de nombreux sommets et une autre clique de taille 2 qui est maximale. Alors qu'une clique maximum (c'est-à-dire la plus grande) est nécessairement maximale, l'inverse ne tient pas. Il existe certains types de graphes dans lesquels chaque clique maximale est maximum; ce sont les complémentaires des graphes bien couverts, dans lesquels chaque ensemble indépendant maximal est maximum. Cependant, d'autres graphes ont des cliques maximales qui ne sont pas maximum.


title: Problème de la clique

text: Ces deux notions de cliques conduisent à définir différents problèmes algorithmiques qui seront définies dans la partie suivante.


title: Problème de la clique

text: On peut trouver une clique maximale grâce à un algorithme glouton en temps linéaire. En commençant par une clique arbitraire (par exemple, n'importe quel sommet unique ou même l'ensemble vide), augmentez la clique actuelle un sommet à la fois en faisant une boucle sur les sommets restants du graphe. Pour chaque sommet que cette boucle examine, ajoutez à la clique si est adjacent à chaque sommet qui est déjà dans la clique, et rejetez dans le cas contraire. En raison de la facilité de trouver des cliques maximales et de leur petite taille potentielle, plus d'attention a été accordée au problème algorithmique beaucoup plus difficile de trouver une clique maximum ou une plus grande qu'une taille donnée. Cependant, certaines recherches en algorithmique parallèle ont toutefois étudié le problème de la recherche d'une clique maximale. En particulier, le problème de la recherche de la première clique maximale lexicographique (celle trouvée par l'algorithme ci-dessus) s'est avéré complet pour la classe des fonctions de temps polynomiales (FP) . Ce résultat implique qu'il est peu probable que le problème puisse être résolu dans la classe de complexité parallèle NC.


title: Problème de la clique

text: On peut tester si un graphe contient une clique de taille k, et trouver une telle clique, en utilisant un algorithme de recherche exhaustive . Cet algorithme examine chaque sous-graphe avec sommets et vérifie s'il forme une clique. Cela s'effectue en temps formula_1, tel qu'exprimé en utilisant la notation O. En effet, il y a formula_2 sous-graphes à vérifier, chacun d'entre eux ayant formula_3 arêtes dont la présence dans le graphe doit être vérifiée. Ainsi, le problème peut être résolu en temps polynomial à condition que soit une constante fixe. Cependant, lorsque n'a pas de valeur fixe, et est une variable du problème, le temps est exponentiel.


title: Problème de la clique

text: Le cas non trivial le plus simple du problème de recherche de clique est de trouver un triangle dans un graphe, ou de déterminer de manière équivalente si le graphe est sans triangle . Dans un graphe avec arêtes, il peut y avoir au plus triangles (en utilisant la notation grand thêta pour indiquer que cette borne est serrée). Le pire des cas pour cette formule se produit lorsque est lui-même une clique. Par conséquent, les algorithmes pour lister tous les triangles doivent prendre au moins temps dans le pire des cas (en utilisant la notation grand oméga ), et des algorithmes sont connus qui correspondent à cette limite de temps. Par exemple, Chiba & Nishizeki (1985) décrivent un algorithme qui trie les sommets dans l'ordre du plus haut degré au plus bas, puis itère à travers chaque sommet de la liste triée, à la recherche de triangles qui incluent et n'incluent aucun sommet précédent dans le liste. Pour ce faire, l'algorithme marque tous les voisins de , recherche à travers tous les arêtes incidentes à un voisin de , produisant un triangle pour chaque arête qui a deux extrémités marquées, puis supprime les marques et supprime du graphe. Comme le montrent les auteurs, le temps de cet algorithme est proportionnel à l' arboricité du graphe (notée ) multipliée par le nombre d'arêtes, qui est formula_4 . L'arboricité étant au plus égale à formula_4, cet algorithme s'exécute au temps formula_6 . Plus généralement, toutes les -cliques peuvent être listées par un algorithme similaire qui prend un temps proportionnel au nombre d'arêtes multiplié par l'arboricité à la puissance . Pour les graphes d'arboricité constante, tels que les graphes planaires (ou en général les graphes de toute famille de graphes mineurs fermés non triviale), cet algorithme prend un temps formula_4, ce qui est optimal car il est linéaire dans la taille de l'entrée.


title: Problème de la clique

text: Si l'on désire un seul triangle, ou l'assurance que le graphe est sans triangle, des algorithmes plus rapides sont possibles. Comme l'observe Itai & Rodeh (1978), le graphe contient un triangle si et seulement si sa matrice d'adjacence et le carré de sa matrice d'adjacence contiennent des entrées non nulles dans la même cellule. Par conséquent, des techniques de multiplication matricielle rapide telles que l' algorithme Coppersmith – Winograd peuvent être appliquées pour trouver des triangles dans le temps formula_8 . Alon, Yuster & Zwick (1994) ont utilisé la multiplication matricielle rapide pour améliorer l'algorithme en formula_6 pour trouver des triangles en formula_10 . Ces algorithmes basés sur la multiplication matricielle rapide ont également été étendus aux problèmes de recherche de -cliques pour des valeurs de plus grandes.


title: Problème de la clique

text: D'après un résultat de Moon & Moser (1965), chaque graphe de taille formula_11 a au plus cliques maximales. Elles peuvent être listées par l' algorithme de Bron – Kerbosch, un algorithme de retour arrière créé par Bron & Kerbosch (1973) . Le sous-programme récursif principal de cet algorithme a trois arguments: une clique partiellement construite (non maximale), un ensemble de sommets candidats qui pourraient être ajoutés à la clique, et un autre ensemble de sommets qui ne devraient pas être ajoutés (car cela conduirait à une clique déjà trouvée). L'algorithme essaie d'ajouter les sommets candidats un par un à la clique partielle, en effectuant un appel récursif pour chacun. Après avoir essayé chacun de ces sommets, il le déplace vers l'ensemble des sommets qui ne doivent plus être ajoutés. On peut montrer que des variantes de cet algorithme ont un temps d'exécution dans le pire des cas en formula_12, correspondant au nombre de cliques qui pourraient avoir besoin d'être listées. Par conséquent, cela fournit une solution optimale dans le pire des cas au problème de la liste de toutes les cliques maximales. De plus, l'algorithme de Bron – Kerbosch a été largement déclaré plus rapide en pratique que ses alternatives.


title: Problème de la clique

text: Cependant, lorsque le nombre de cliques est significativement plus petit que celui du pire cas, d'autres algorithmes peuvent être préférables. Comme Tsukiyama et al. (1977) l'ont montré, il est également possible de lister toutes les cliques maximales dans un graphe dans un laps de temps qui est polynomial par clique générée. Un algorithme tel que le leur, dans lequel le temps d'exécution dépend de la taille de la sortie est appelé algorithme sensible à la sortie . Leur algorithme est basé sur les deux observations suivantes, reliant les cliques maximales du graphe de départ aux cliques maximales d'un graphe formé en supprimant un sommet arbitraire de :En utilisant ces observations, on peut générer toutes les cliques maximales dans par un algorithme récursif qui choisit puis, pour chaque clique maximale dans , produit à la fois et la clique formée en ajoutant à et en supprimant les non-voisins de . Cependant, certaines cliques de peuvent être générées de cette manière à partir de plus d'une clique parente de , donc ils éliminent les doublons en conservant une clique dans uniquement lorsque son parent dans est le maximum lexicographique parmi toutes les cliques parentes possibles. Sur la base de ce principe, ils montrent que toutes les cliques maximales dans peuvent être générées en temps formula_13 par clique, où est le nombre d'arêtes dans et est le nombre de sommets. Chiba & Nishizeki (1985) l' améliorent à par clique, où est l'arboricité du graphe donné. Makino & Uno (2004) proposent un algorithme alternatif sensible à la sortie basé sur une multiplication matricielle rapide. Johnson & Yannakakis (1988) montrent qu'il est même possible de lister toutes les cliques maximales dans l' ordre lexicographique avec un retard polynomial par clique. Cependant, le choix de l'ordre est important pour l'efficacité de cet algorithme: pour l'inverse de cet ordre, il n'y a pas d'algorithme à retard polynomial sauf si P = NP .


title: Problème de la clique

text: Sur la base de ce résultat, il est possible de lister toutes les cliques maximales en temps polynomial, pour des familles de graphes dans lesquelles le nombre de cliques est polynomialement borné. Ces familles comprennent les graphes cordaux, les graphes complets, les graphes sans triangle, les graphes d'intervalles, les graphes de bornée et les graphes planaires . En particulier, les graphes planaires ont formula_14 cliques, de taille au plus constante, qui peuvent être listées en temps linéaire. Il en va de même pour toute famille de graphe clairsemés (ayant un nombre d'arêtes au plus constant multiplié par le nombre de sommets) fermée sous l'opération de prise de sous-graphes.


title: Problème de la clique

text: Il est possible de trouver une clique maximum, ou sa taille, d'un graphe arbitraire à "n" sommets dans le temps formula_15 en utilisant l'un des algorithmes décrits ci-dessus pour lister toutes les cliques maximales dans le graphe et celle de cardinal maximum. Cependant, pour cette variante du problème de clique, de meilleures limites de temps dans le pire des cas sont possibles. L'algorithme de Tarjan & Trojanowski (1977) résout ce problème en temps formula_16 . Il s'agit d'un algorithme de retour arrière récursif similaire à celui de l' algorithme de Bron-Kerbosch, mais il est capable d'éliminer certains appels récursifs lorsqu'il peut être démontré que les cliques trouvées dans l'appel seront sous-optimales. Jian (1986) a amélioré le temps à formula_17, et Robson (1986) à formula_18, au détriment d'une plus grande complexité spatiale. L'algorithme de Robson combine un algorithme de retour arrière similaire (avec une analyse de cas plus compliquée) et une technique de programmation dynamique dans laquelle la solution optimale est précalculée pour tous les petits sous-graphes connectés du graphe complémentaire . Ces solutions partielles sont utilisées pour raccourcir la récursivité de retour arrière. L'algorithme le plus rapide connu aujourd'hui est une version raffinée de cette méthode par Robson (2001) qui s'exécute dans le temps formula_19.


title: Problème de la clique

text: Il y a également eu des recherches approfondies sur les algorithmes heuristiques pour résoudre les problèmes de clique maximum sans garanties sur le temps d'exécution dans le pire cas, basées sur des méthodes comprenant la séparation et évaluation, la recherche locale, les algorithmes gloutons, et la programmation par contraintes. Les méthodologies de calcul non standards qui ont été suggérées pour trouver des cliques comprennent le calcul ADN et le calcul quantique adiabatique . Le problème de clique maximum a fait l'objet d'un défi de mise en œuvre parrainé par en 1992–1993, dont la collection de graphes utilisés comme points de repère pour le défi est accessible au public.


title: Problème de la clique

text: Les graphes planaires, et d'autres familles de graphes clairsemés, ont été discutés ci-dessus: ils ont des cliques maximales linéairement nombreuses, de taille bornée, qui peuvent être listées en temps linéaire. En particulier, pour les graphes planaires, toute clique peut avoir au plus quatre sommets, selon le théorème de Kuratowski .


title: Problème de la clique

text: Les graphes parfaits sont définis comme étant les graphes qui vérifie la propriété d'avoir leur nombre de clique égal à leur nombre chromatique, et dont chaque sous-graphes induit vérifie aussi cette propriété. Pour des graphes parfaits, il est possible de trouver une clique maximum en temps polynomial, en utilisant un algorithme basé sur une programmation semi-définie . Cependant, cette méthode est complexe et non combinatoire, et des algorithmes de recherche de cliques spécialisés ont été développés pour de nombreuses sous-familles de graphes parfaits. Dans les graphes complémentaires des graphes bipartis, le théorème de Kőnig permet de résoudre le problème de la clique maximum en utilisant des techniques de couplage . Dans une autre famille de graphes parfaits, les graphes de permutation, une clique maximum est une sous-suite décroissante la plus longue de la permutation définissant le graphe et peut être trouvée en utilisant des algorithmes connus pour le problème de sous-suite décroissante la plus longue. Inversement, chaque instance du problème de sous-suite décroissante la plus longue peut être décrite de manière équivalente comme un problème de recherche d'une clique maximum dans un graphe de permutation. Even, Pnueli & Lempel (1972) fournissent un algorithme alternatif pour les cliques maximales dans les graphes de comparabilité, une famille plus large de graphes parfaits qui inclut les graphes de permutation. Cet algorithme s'exécute en temps quadratique. Dans les graphes cordaux, les cliques maximales peuvent être trouvées en listant les sommets dans un ordre d'élimination, et en vérifiant les voisinages de clique de chaque sommet dans cet ordre.


title: Problème de la clique

text: Dans certains cas, ces algorithmes peuvent également être étendus à d'autres familles de graphes non parfaits. Par exemple, dans un graphe circulaire, le voisinage de chaque sommet est un graphe de permutation, donc une clique maximum dans un graphe circulaire peut être trouvée en appliquant l'algorithme de graphe de permutation à chaque voisinage. De même, dans un graphe de disque unitaire (avec une représentation géométrique connue), il existe un algorithme en temps polynomial pour les cliques maximums basé sur l'application de l'algorithme sur les complémentaires de graphes bipartis aux voisinages partagés par des paires de sommets.


title: Problème de la clique

text: Le problème algorithmique de trouver une clique maximum dans un graphe aléatoire tiré du modèle Erdős – Rényi (dans lequel chaque arête apparaît avec une probabilité , indépendamment des autres arêtes) a été suggéré par Karp (1976) . Étant donné que la clique maximum dans un graphe aléatoire a une taille logarithmique avec une probabilité élevée, elle peut souvent être trouvée par une recherche par force brute dans le temps formula_20 . Il s'agit d'une limite temporelle quasi polynomiale . Bien que le nombre de cliques de ces graphes soit généralement très proche de , des algorithmes gloutons simples ainsi que des techniques d'approximation aléatoire plus sophistiquées ne trouvent que des cliques de taille , deux fois moins grandes. Le nombre de cliques maximales dans de tels graphes est avec une probabilité élevée exponentielle en , ce qui empêche les méthodes qui répertorient toutes les cliques maximales de s'exécuter en temps polynomial. En raison de la difficulté de ce problème, plusieurs auteurs ont étudié le problème de la clique plantée, le problème de la clique sur des graphes aléatoires qui ont été augmentés en ajoutant de grandes cliques. Alors que les méthodes spectrales et la programmation semi-définie peuvent détecter les cliques cachées de taille formula_21, aucun algorithme en temps polynomial n'est actuellement connu pour détecter celles de taille formula_22 (exprimées en utilisant la notation o ).


title: Problème de la clique

text: Plusieurs auteurs ont envisagé des algorithmes d'approximation qui tentent de trouver une clique ou un ensemble indépendant qui, bien que non maximum, a une taille aussi proche du maximum que l'on peut trouver en temps polynomial. Bien qu'une grande partie de ce travail se soit concentrée sur des ensembles indépendants dans des graphes clairsemés, un cas qui n'a pas de sens pour le problème de la clique complémentaire, il y a également eu des travaux sur des algorithmes d'approximation pour des graphes non nécessairement clairsemés.


title: Problème de la clique

text: Feige (2004) décrit un algorithme en temps polynomial qui trouve une clique de taille dans n'importe quel graphe contenant une clique de taille pour n'importe quelle constante formula_23. En utilisant cet algorithme quand la taille de la clique maximum est entre et , en utilisant un algorithme différent (de Boppana & Halldórsson (1992) ) pour les graphes dont les cliques maximums sont plus grandes, et en utilisant une 2-clique quand les deux algorithmes échouent, Feige fournit un algorithme d'approximation qui trouve une clique de taille proche du maximum à un facteur . Même si le taux d'approximation de cet algorithme est faible, c'est le meilleur connu à ce jour. Les résultats portant sur la dureté d'approximation décrits ci-après suggèrent qu'il ne peut pas exister d'algorithme d'approximation de ratio significativement meilleur que linéaire.


title: Problème de la clique

text: Le problème de la décision de clique est NP-complet . C'était l'un des 21 problèmes originaux de Richard Karp montré NP-complet dans son article de 1972 . Ce problème a également été mentionné dans l'article de Stephen Cook présentant la théorie des problèmes NP-complets. En raison de la dureté du problème de décision, le problème de trouver une clique maximum est également NP-difficile. Si on pouvait le résoudre, on pourrait aussi résoudre le problème de décision, en comparant la taille de la clique maximum au paramètre de taille donné en entrée dans le problème de décision.


title: Problème de la clique

text: On passe en général par 3-SAT.


title: Problème de la clique

text: Certains problèmes NP-complets (tels que le problème du voyageur de commerce dans les graphes planaires ) peuvent être résolus dans le temps qui est exponentiel en une fonction sous-linéaire du paramètre de taille d'entrée , significativement plus rapide qu'une recherche par force brute. Cependant, il est peu probable qu'une telle limite temporelle sous-exponentielle soit possible pour le problème de clique dans des graphes arbitraires, car elle impliquerait des limites sous-exponentielles similaires pour de nombreux autres problèmes NP-complets standards.


title: Problème de la clique

text: La complexité de résolution du problème de la clique a été utilisé pour trouver plusieurs bornes inférieures en . L’existence d’une clique d’une taille donnée est une , ce qui signifie que s’il existe une clique dans un graphe, alors il existera dans tous les sur-graphes du premier graphe. La monotonie de la propriété implique qu’il existe un circuit monotone n’utilisant que des portes logiques ou et et permettant de résoudre le problème de décisions d’existence d’une clique de taille fixée. Cependant la taille de ces circuits est plus que polynomiale en la taille de la clique et en le nombre d’arêtes : il est exponentiel en la racine cubique du nombre d’arêtes. Même si on autorise un petit nombre de portes non la complexité reste plus que polynomiale. De plus la profondeur d’un circuit monotone résolvant le problème de la clique avec un nombre borné de fan-in doit être au moins polynomiale en la taille de la clique.


title: Problème de la clique

text: La complexité paramétrée est l' étude théorique de la complexité de problèmes qui sont naturellement équipés d'un petit paramètre entier et pour lesquels le problème devient plus difficile à mesure que augmente, comme la recherche de -cliques dans les graphes. Un problème est dit traitable à paramètre fixé s'il existe un algorithme pour le résoudre sur des entrées de taille , et une fonction , telle que l'algorithme s'exécute au temps formula_24. Autrement dit, il est traitable à paramètre fixé s'il peut être résolu en temps polynomial pour toute valeur fixe de et de plus si l'exposant du polynôme ne dépend pas de .


title: Problème de la clique

text: Pour trouver des -cliques, l'algorithme de recherche par force brute a un temps d'exécution . Comme l'exposant de dépend de , cet algorithme n'est pas traitable à paramètre fixe. Bien qu'il puisse être amélioré par une multiplication matricielle rapide, le temps d'exécution a toujours un exposant linéaire en . Ainsi, bien que le temps d'exécution des algorithmes connus pour le problème de clique soit polynomial pour tout fixe, ces algorithmes ne suffisent pas pour la traitabilité à paramètre fixé. Downey & Fellows (1995) ont défini une hiérarchie de problèmes paramétrés, la hiérarchie W, dont ils ont supposé qu'elle n'avait pas d'algorithmes traitables à paramètres fixes. Ils ont prouvé que l'ensemble indépendant (ou, de manière équivalente, clique) est difficile pour le premier niveau de cette hiérarchie, W [1] . Ainsi, selon leur conjecture, la clique n'a pas d'algorithme traitable à paramètre fixe. De plus, ce résultat fournit la base des preuves de la dureté W [1] de nombreux autres problèmes, et sert ainsi d'analogue au théorème de Cook-Levin pour la complexité paramétrée.


title: Problème de la clique

text: Chen et al. (2006) ont montré que trouver des k-cliques ne peut pas être fait en temps sauf si l'hypothèse du temps exponentiel est invalide. Encore une fois, c'est un argument en faveur de l'intraitabilité à paramètre fixé.


title: Problème de la clique

text: Bien que les problèmes d'énumération des cliques maximales ou de recherche de cliques maximums soient peu susceptibles d'être traitables à paramètre k fixé, ils peuvent être traitables à paramètre fixé pour d'autres paramètres de complexité d'instance. Par exemple, les deux problèmes sont connus pour être résolus à paramètre fixé lorsqu'ils sont paramétrés par la dégénérescence du graphe d'entrée.


title: Problème de la clique

text: De faibles résultats laissant à penser que le problème de la clique soit dur à approximer est connu depuis longtemps. Garey et Johnson en 1978 ont observé que parce que le nombre de petites cliques est NP-difficile à calculer il ne peut y avoir un schéma d'approximation en temps polynomial. Si une approximation trop précise existait, arrondir le nombre obtenu par le schéma d'approximation à l'entier le plus proche donnerait le nombre précis de cliques.


title: Problème de la clique

text: Cependant, ce n'est qu'au début des années 1990 que d'autres résultats ont été prouvés lorsque des chercheuses et chercheurs ont fait le lien entre l'approximation du problème de la clique maximum et les preuves vérifiables de manière probabiliste. Elles et ils ont utilisé cette connexion pour montrer la dureté d'approximation du problème de la clique maximum . Après de nombreuses améliorations, il est désormais connu que pour tout formula_25, il ne peut exister un algorithme en temps polynomial approximant la clique maximum avec un meilleur facteur qu'un formula_26 à moins que P=NP.


title: Problème de la clique

text: L'idée générale de ces résultats est que l'on peut créer un graphe représentant un système de preuves vérifiables de manière probabiliste pour un problème NP-complet comme le problème de satisfiabilité booléenne. Dans un système de preuves vérifiables de manière probabiliste, une preuve est représentée par une séquence de bits. Une instance du problème de satisfiabilité doit avoir une preuve valide si et seulement si l'instance est satisfiable. La preuve est vérifiée et examinée par un algorithme qui, après un temps de calcul polynomial sur l'instance du problème, choisit d'examiner un petit nombre de positions aléatoirement choisies dans la chaine de caractère de la preuve. En fonction de la valeur trouvée sur cet échantillon de bits, l'algorithme acceptera ou non la preuve sans avoir à regarder les autres bits. Les faux négatifs ne sont pas autorisés : une preuve valide doit toujours être acceptée. Par contre, une preuve invalide peut parfois être acceptée. Cependant, pour chaque preuve invalide, la probabilité que l'algorithme l'accepte se doit d'être basse.


title: Problème de la clique

text: Pour transformer un système de preuve vérifiable de manière probabiliste en une instance du problème de la clique, on forme un graphe avec comme sommets chaque portion de bits pouvant être choisie aléatoirement. Un sommet peut donc être représenté par une séquence de bits de la même taille que celle de la preuve avec des 0 ou des 1 sur les caractères examinés par l'algorithme et des $ pour les autres. Deux sommets sont reliés si les deux sommets ont les mêmes codes (0 ou 1) dans les positions que les deux examinent (i.e. là où il n'y a aucun $ dans les deux sommets). Chaque portion de preuve (valide ou invalide) correspond à une clique. Une de ces cliques est grande si et seulement si elle correspond à une portion de preuve que beaucoup d'algorithmes acceptent. Si l'instance originale du problème de satisfiabilité est satisfiable alors il aura une portion de preuve valide qui sera acceptée par tous les algorithmes et cette portion correspondra à la clique maximale dans le graphe. Au contraire, si ce n'est pas le cas alors toutes les portions de preuves sont invalides, et donc chaque portion de preuve sera acceptée par un très faible nombre d'algorithmes ce qui entraine le fait que toutes les cliques soient petites. C'est pourquoi, s'il existait un algorithme permettant de distinguer les graphes avec de grandes cliques et les graphes avec que des petites cliques, ou alors s'il existait un graphe approximant suffisamment bien le problème de la clique maximale, alors utiliser cet algorithme permettrait de distinguer en temps polynomial les instances satisfiables et celles non satisfiables, ce qui est impossible à moins que P=NP.


title: Fédération européenne de psychanalyse

text: La Fédération européenne de psychanalyse (FEP) regroupe les sociétés psychanalytiques de quarante-deux pays et vingt langues affiliées à l'API.


title: Fédération européenne de psychanalyse

text: Elle a été créée en 1966 grâce aux efforts de Raymond de Saussure et d'Evelyne Kestemberg. Son travail est, outre le congrès qu'elle organise, d'instiller une réflexion sur les pratiques de formation des psychanalystes de chacune des quarante-deux sociétés qui la composent.


title: Fédération européenne de psychanalyse

text: Son président depuis 2020 est Heribert Blass, membre de l' (DPV).


title: Nakamura Shidō II

text: , est un acteur de "kabuki" et de cinéma japonais. Son véritable nom est


title: Nakamura Shidō II

text: Nakamura Shidō II est le fils aîné de Nakamura Shidō I et le petit-fils de Nakamura Tokizō III.


title: Nakamura Shidō II

text: Nakamura a commencé le kabuki à l'âge de six ans.


title: Nakamura Shidō II

text: Il commence sa carrière d’acteur de "kabuki" avec "Imoseyama onna teikin" en jouant un rôle de servante. Ultérieurement sa présence imposante et son caractère hardi lui valent d’interpréter des rôles masculins importants de pièces classiques de "kabuki". Il a été en couple avec l'actrice Yūko Takeuchi de 2005 à 2008.


title: Nakamura Shidō II

text: Pièces les plus récentes :


title: Russell Schweickart

text: Russell Louis Schweickart dit Rusty Schweickart est un astronaute américain né le .


title: Russell Schweickart

text: Rusty Schweickart, astronaute américain, a des origines françaises du côté paternel. Il s'est d'ailleurs rendu à plusieurs reprises et a été fait citoyen d'honneur du village de Lembach (Bas-Rhin) dans lequel vivaient ses grands-parents avant d'émigrer aux États-Unis.


title: Russell Schweickart

text: Il réalise un vol unique du au , le vol Apollo 9, au cours duquel il pilote le LEM en orbite terrestre et effectue le une sortie extravéhiculaire pour tester le scaphandre lunaire et son système de survie (PLSS).


title: Russell Schweickart

text: Après ce vol, il est la doublure de Charles Conrad au poste de commandant de bord de la première mission Skylab en 1973 mais il ne reprend plus le chemin de l'espace.


title: Musique savante

text: « Musique savante », synonyme de « musique sérieuse » ou « grande musique », est un terme général utilisé pour désigner des traditions musicales impliquant des considérations structurelles et théoriques avancées. La notion est fréquemment employée en musicologie, bien qu'elle soit parfois discutée par certains musicologues. Elle est souvent employée dans le contexte d'une classification construite sur un .


title: Musique savante

text: Si à l'origine le terme désignait principalement la musique classique occidentale (dans son sens large), le terme peut également désigner d'une façon plus large :


title: Musique savante

text: Les limites entre la musique populaire et la musique savante ont parfois été estompées, tout particulièrement à la fin du , en raison de fusions entre la musique savante et la musique populaire, particulièrement avec la musique minimaliste. C'est pour cette raison que certains considèrent parfois certaines formes de rock, telles que l'art rock, comme de la musique savante. Cependant, il y a souvent une confusion sur le sens du terme musique savante, surtout dans les pays anglo-saxons où le terme musique savante se dit "art music". Beaucoup comprennent le terme "" dans un sens différent de son sens originel.


title: Musique savante

text: Le terme se réfère principalement aux musiques qui mettent un accent particulier sur les questions formelles de style et qui invitent à la déconstruction technique et détaillée et exigent une attention plus pointue de l'auditeur. La musique savante est considérée en premier lieu comme une musique de tradition écrite, préservée sous la forme d'une notation musicale par opposition aux musiques populaires et traditionnelles transmises oralement ou par enregistrement. Historiquement, la plupart de la musique savante est écrite sous la forme standard de cette notation qui a évolué en Europe depuis la période de la Renaissance et a connu sa maturité lors de la période romantique. Dans la musique savante, l'identité d'une œuvre se définit par rapport à sa version notée plutôt qu'à une performance particulière.


title: Musique savante

text: Dans certaines formes de musiques savantes occidentales comme la musique contemporaine, le type de notation musicale peut s'éloigner du système standard et utiliser différents nouveaux signes pour transcrire certains aspects nouveaux de ces musiques, qui seraient impossibles à transcrire avec les seuls moyens standards. Par exemple, dans la musique microtonale, de nombreux compositeurs ont mis au point de nouveaux signes d’altérations en plus du dièse, du bémol et du bécarre. L'inclusion de nouvelles formes de notation au sein de la musique savante est motivée par l'intention du compositeur de traduire et communiquer à l'interprète certaines de ses intentions. Cependant, d'autres formes de musiques contemporaines considérées comme savantes, comme la musique concrète ou acousmatique, ou encore les musiques électroacoustiques ne s'appuient plus à proprement parler sur une notation, puisqu'elles ne nécessitent plus d'instrumentistes.


title: Musique savante

text: Par ailleurs, d'autres traditions culturelles savantes s'appuient sur une transmission orale. La notation écrite est parfois jugée insuffisante pour capturer les hauteurs exactes et les ornements finement nuancés qu'on exige de la part d’interprètes de musique classique d'Inde, par exemple. La musique indienne est une musique savante combinant religion et science, car s'appuyant sur des formules mathématiques. Le mode en Inde (le râga) n’est pas simplement une échelle comme en occident. Il en existe plusieurs, classés, selon les systèmes, soit en modes principaux et modes dérivés, soit en trois échelles de base (gràma) dans lesquelles les permutations de la tonique dans une gamme de sept notes (où deux notes s'ajoutent accessoirement) permettent de former 21 modes principaux (mùrchhanà) ou, selon le système encore aujourd'hui employé dans le sud de l’Inde, en 72 échelles de sept notes (melakarta) dans un système chromatique où chaque note, excepté la tonique, a deux positions, pouvant être naturelles et selon les cas dièse ou bémol. L'octave est théoriquement divisée en 22 intervalles (sruti) permettant l'accord exact des notes.


title: Kaiō Hiroyuki

text: , né le sous le nom de Hiroyuki , est un ancien lutteur professionnel de sumo très populaire au Japon. Originaire de Nōgata dans la préfecture de Fukuoka sur l'île de Kyūshū, vainqueur de cinq coupes de l'Empereur, il n'a jamais réussi à atteindre le grade de "yokozuna" à cause de blessures qui l'ont souvent handicapé dans sa carrière. Doté d'une poigne de fer exceptionnelle, il est réputé pour ses projections ("nage"). Surnommé Kinta, Kaiō est sans conteste l'un des plus grands "ōzeki" de l'ère moderne du sumo.


title: Kaiō Hiroyuki

text: Au : Hiroyuki Koga est le troisième enfant de la famille, il pèse plus de 7 kg à la naissance. Passionné de sport dès l'enfance, il rêve de devenir cycliste professionnel (cyclisme sur piste : keirin). Après une expérience de karaté à l'école primaire (ses parents l'obligent à arrêter car il a fait l'école buissonnière !), il se tourne vers le judo au collège et domine très rapidement les compétitions locales. En parallèle, il pratique le sumo. Et là encore, il remporte plusieurs tournois locaux (vainqueur de 6 tournois consécutifs au lycée). Mais il n'imagine pas un instant devenir professionnel, se destinant plus à un emploi dans le monde ouvrier.


title: Kaiō Hiroyuki

text: En novembre 1987, pendant le "Kyūshū basho" (tournoi majeur organisé chaque année en novembre à Fukuoka, à deux pas de sa ville natale), Hiroyuki assiste à des entraînements à la Tomozuna-beya et à la Miyagino-beya. Il n'est pas très intéressé par une carrière mais en fait tout a été arrangé dans son dos par sa famille pour qu'il intègre une "heya" (écurie en japonais = école de sumo). Il n'a rien à perdre et comme une telle offre ne peut se refuser, il accepte finalement de rentrer dans une écurie fin 1987 : ce sera la Tomozuna-beya sous les ordres de l'ancien "sekiwake" Kaiki qui devient son "oyakata" (maître). La Tomozuna-beya est célèbre pour avoir été celle du "yokozuna" de l'histoire : Tachiyama Mineemon.


title: Kaiō Hiroyuki

text: En mars 1988 ("haru basho"), Hiroyuki fait ses débuts officiels dans le monde du Sumo ("ozumo") en prenant le "shikona" (nom de combat) de Koga, son nom de famille. Il débute dans la même classe ("haru" 1988) que les trois futurs "yokozuna" : Akebono, Takanohana et Wakanohana. Deux mois plus tard, il termine son premier tournoi avec une fiche négative de 3-4, "make-koshi" (au cours de sa carrière, à chaque fois que Kaiō est monté dans une nouvelle division, son premier tournoi s'est terminé par un bilan négatif). Il signe sa première victoire le second jour du "natsu" 1988 face à un dénommé Kobayashi. La première défaite de sa carrière a lieu trois jours plus tard face à Wakahanada, futur "yokozuna". En , à seize ans, son poids est de 101 kg.


title: Kaiō Hiroyuki

text: Comme tout apprenti ("shin-deshi") dans l’"ozumo", Koga doit s'occuper des taches les plus ingrates de sa "heya" (ménage, cuisine…). Il a beaucoup de mal à s'y faire, mais grimpe régulièrement dans la hiérarchie du Sumo - gagnant un "yusho" en tant que "sandanme" en juillet 1990 (victoire par "yorikiri" sur Shimamusashi lors d'un "kettei-sen", combat pour départager les leaders) et un autre en tant que "makushita" en (battant notamment Kotobeppu, futur "maegashira" dans les années 1990). En 1990, son poids atteint 110 kg.


title: Kaiō Hiroyuki

text: Ce n'est qu'en atteignant le grade de "jūryō", donc en accédant au statut de professionnel (en janvier 1992), qu'il commence vraiment à apprécier le sumo. Pour la première fois il effectue des entraînements en dehors de sa propre "heya" ("de-geiko"). À l'époque le tout jeune "sekitori" (professionnel du sumo) pèse 123 kg. Il change alors de "shikona". Il devient Kaiō.


title: Kaiō Hiroyuki

text: "Rikishi" (lutteur) très prometteur, Kaiō doit tout de même patienter 8 "basho" avant d'accéder à la division "makuuchi" (une blessure lors du "haru" 1992 explique cela). Il débute en division "makuuchi", la plus prestigieuse, en mai 1993 ("natsu basho") en tant que "maegashira" 15 ouest. Ce premier tournoi chez les professionnels se termine malencontreusement par un "make-koshi" (plus de défaites que de victoires dans un tournoi) et Kaiō retourne en "jūryō" pour deux autres "basho". Il pèse alors 147 kg.


title: Kaiō Hiroyuki

text: Le "Kyūshū basho" 1993 marque les véritables débuts de Kaiō en division "makuuchi". Cette fois-ci, il enchaîne les bonnes performances et gagne son premier Prix de la performance (shukun-shō) en mars 1994 ("haru basho") après avoir battu notamment deux "ōzeki" ("ginboshi" — étoile d'argent) et surtout le "yokozuna" Akebono ("kinboshi" - étoile d'or). Le tournoi suivant ("natsu basho"), Kaiō atteint pour la première fois les rangs des "san'yaku" et devient "komusubi". Sur la balance, il atteint les 157 kg.


title: Kaiō Hiroyuki

text: En janvier 1995 ("hatsu basho"), à 22 ans, il obtient le grade de "sekiwake", grade qu'il conserve pendant plus de deux ans de suite (record de 13 tournois). En 1995, il atteint son poids maximal à l'époque : 163 kg. Les trois années suivantes, ce poids va diminuer - tombant à 151 kg en .


title: Kaiō Hiroyuki

text: Surnommé le nouveau Kitanoumi, dû à sa force et à son talent, il accroche plusieurs Prix de la performance supplémentaires (au total dans sa carrière, il va décrocher 10 "shukun-shō"), ainsi que quelques Prix de la combativité (au total, il a décroché 5 "kantō-shō" dans sa carrière).


title: Kaiō Hiroyuki

text: 1996 : il finit avec un bilan de 60 victoires pour 30 défaites ( bilan de l'année en division "makuuchi" derrière le "yokozuna" Takanohana et l’"ōzeki" Takanonami). Il demeure malgré tout assez inconsistant. Des problèmes avec l'alcool sont peut-être la cause de cette irrégularité : souvent candidat à une promotion au rang d’"ōzeki", il échoue à chaque fois, ne pouvant supporter la pression de l'enjeu.


title: Kaiō Hiroyuki

text: Fin 1996, lors du "Kyūshū basho", avec une fiche de 11-4, il finit en tête du tournoi à égalité avec 4 autres "rikishi". Il perd en play-off ("kettei-sen") au premier tour face à l’"ōzeki" Takanonami.


title: Kaiō Hiroyuki

text: Début 1997, il réussit le meilleur tournoi de sa carrière, finissant le "haru basho" en mars avec une fiche de 12-3. Il ne perd le tournoi que dans un Play-off à quatre (battu par le "yokozuna" Takanohana). Lors de ce tournoi, il décroche deux nouvelle étoiles d'or.


title: Kaiō Hiroyuki

text: Mais les pépins physiques vont freiner le "sekiwake". En , alors qu'il est en route pour une éventuelle promotion au rang d’"ōzeki", Kaiō se blesse contre Takanonami lors du du "natsu basho" : articulation de la hanche et genou touchés. Ces blessures sont longues à se soigner (près d'un an et demi) et Kaiō tant bien que mal obtient des "kachi-koshi" (plus de victoires que de défaites) pour garder un rang élevé dans la hiérarchie (pendant ces 9 mois de convalescence, il ne descendra pas plus bas que "maegashira" 3). Il décroche en 1998 trois nouvelles étoiles d'or dont deux face aux frères Hanada (les "yokozuna" Takanohana et Wakanohana) lors du "Kyūshū basho". Au total Kaiō a décroché six "kinboshi" dans sa carrière.


title: Kaiō Hiroyuki

text: 1999 marque le grand retour de Kaiō au premier plan (à nouveau bilan de l'année en division "makuuchi" avec 59 victoires). En mai ("natsu basho"), il finit notamment du tournoi ("jun-yusho") derrière l’"ōzeki" Musashimaru, avec une fiche de 12-3. Le "sekiwake" regagne du poids à l'époque. Il atteint les 165 kg en 1999.


title: Kaiō Hiroyuki

text: Cette même année le à Tokyo devant 570 invités (dont le "yokozuna" Takanohana), il épouse Mitsuko Nishiwaki, une ancienne lutteuse professionnelle.


title: Kaiō Hiroyuki

text: 2000 commence timidement pour le "sekitori", une blessure au genou l'empêchant de lutter convenablement. Cette blessure marque un tournant dans la carrière de Kaiō. Pendant sa rééducation, il change de méthode d'entraînement et rajoute des exercices de musculation dans son programme. Son poids passe pour la première fois la barre des 170 kg. Il atteint le poids maximal de sa carrière : 175 kg. Sur le "dohyo", les résultats ne se font pas attendre. Dès le mois de ("natsu basho"), sa blessure ne le faisant plus souffrir, il réalise un tournoi exceptionnel. Le dernier jour, il est à égalité avec le "yokozuna" Akebono avec 13 victoires. Kaiō bat Tamakasuga et dans le combat des "yokozuna", Takanohana bat Akebono. "Komusubi" Kaiō remporte son premier titre en division Makuuchi avec la meilleure fiche de sa carrière, 14-1. C'est le premier "basho" remporté par un membre de la Tomozuna-heya depuis le "natsu basho" de 1916 (remporté par le "yokozuna" Tachiyama).


title: Kaiō Hiroyuki

text: Voilà Kaiō de nouveau en course pour le grade d’"ōzeki". Pour cela, il lui faut au moins 11 victoires au tournoi suivant. Tout se passe à merveille la première semaine (victoire notamment contre le "yokozuna" Takanohana) mais les choses se corsent en milieu de tournoi et à cinq journées de la fin, il a déjà 4 défaites. Plus le droit à l'erreur. Kaiō, pour une fois, ne craque pas et finit le tournoi avec cinq victoires de suite dont une victoire sur le "yokozuna" Musashimaru.


title: Kaiō Hiroyuki

text: Le , à 28 ans, Kaiō est promu "Ōzeki". Après 32 tournois en tant que "san'yaku" dont 21 au rang de "sekiwake" (record dans l'ère moderne du sumo), il devient le ōzeki de l'histoire du sumo.


title: Kaiō Hiroyuki

text: Les premiers tournois au rang d’"ōzeki" se déroulent convenablement malgré un pouce cassé lors d'un entraînement face au jeune prodige mongol Asashoryu.


title: Kaiō Hiroyuki

text: À noter que lors du dernier tournoi de l'année devant son public à Fukuoka, il bat le "yokozuna" Musashimaru sur "ipponzeoi" : "kimarite" très rare qui n'avait jamais été vu en division "makuuchi" depuis 1973. Kaiō finit l'année 2000 avec un bilan de 62 victoires pour 28 défaites, deuxième meilleur bilan derrière le "yokozuna" Akebono.


title: Kaiō Hiroyuki

text: Au mois de mars 2001, Kaiō accroche un deuxième "yusho" à son palmarès. Avant le dernier jour du tournoi ("senshuraku"), ils sont trois "rikishi" en tête : Kaiō, l’"ōzeki" Musoyama et le "yokozuna" Takanohana. Kaiō bat Musoyama sur un extraordinaire "uwatenage" et dans le dernier combat le "yokozuna" Musashimaru bat Takanohana. La légende dit que Kaiō, la veille du dernier jour de ce "haru basho", pensant qu'il n'avait aucune chance de gagner, s'est enivré bien comme il faut, et a combattu dans un état catastrophique. Ivre ou pas, Kaiō décroche sa deuxième coupe de l'Empereur avec une fiche de 13 victoires contre 2 défaites et pour la première fois de sa carrière, se retrouve en course pour devenir "yokozuna" après le prochain "basho".


title: Kaiō Hiroyuki

text: Mais un pépin physique va à nouveau le bloquer. Cette fois-ci, il s'agit du dos. Il se blesse 12 jours avant le "natsu basho". Kaiō n'est plus très jeune et ces problèmes de sciatique vont le poursuivre tout le reste de sa carrière. Malgré les douleurs, il participe au tournoi, mais abandonne après le .


title: Kaiō Hiroyuki

text: Au tournoi suivant, le voilà "kadoban" (il peut perdre son grade d’"ōzeki" s'il fait un "make-koshi"). Avec seulement une semaine d'entraînement, il gagne à nouveau le "basho" (fiche de 13-2). Le "yusho" est remporté le quatorzième jour, grâce à une victoire par "uwatenage" sur "yokozuna" Musashimaru.


title: Kaiō Hiroyuki

text: Troisième titre en division "makuuchi", et voilà Kaiō qui se repositionne à nouveau en course pour l'obtention du grade suprême. Mais les douleurs du bas du dos ressurgissent avant le tournoi de septembre ("aki basho"). Kaiō abandonne après 3 jours. Les tournois suivants se passent sans souci pour l’"ōzeki". Son grade est conservé après le "Kyūshū basho" et il attaque l'année 2002 avec de bons résultats.


title: Kaiō Hiroyuki

text: Au "Nagoya basho" de juillet, un problème au niveau d'un tendon du bras le pousse à abandonner après 3 jours. Kaiō se retrouve "kadoban" pour la et là encore sauve son grade sans problèmes au tournoi suivant en septembre, finissant l’"aki basho" en ("jun-yusho") avec un 12-3.


title: Kaiō Hiroyuki

text: Nouveau souci physique en novembre lors du "Kyūshū basho". Le face à Tosanoumi, il se blesse au biceps droit. Il abandonne le tournoi. Cette blessure étant survenue pendant un combat, Kaiō peut se permettre d'être absent au tournoi suivant sans risquer de perdre son grade d' "ōzeki". C'est donc en mars 2003 qu'il réapparaît sur un "dohyo" et sauve son grade avec une fiche de 10-5.


title: Kaiō Hiroyuki

text: Quelques mois plus tard, lors du "Nagoya basho", le succès est de retour. Ce "basho" est une aubaine pour Kaiō car les deux "yokozuna" abandonnent en cours de route. La voie est libre pour remporter un nouveau "basho". Avant le "senshuraku", Kaiō se retrouve en tête à égalité avec l’"ōzeki" Chiyotaikai. Les deux "rikishi" doivent se rencontrer lors de cette dernière journée. Après un superbe combat et une bonne résistance face aux attaques de Chiyotaikai, Kaiō gagne sur "oshidashi" : quatrième "yusho" en division "makuuchi". La malchance poursuit l’"ōzeki". Quelques jours avant le tournoi de septembre, alors qu'il est à nouveau en course pour devenir "yokozuna", il se blesse au biceps pendant un entraînement face au "rikishi" Takamisakari. Malgré un bon début de tournoi, cette blessure l'empêche de combattre à 100 % et il finit le "basho" avec une fiche négative. Pour la , Kaiō se retrouve "kadoban" et pour la sauve son grade au "basho" suivant, malgré une sciatique toujours présente.


title: Kaiō Hiroyuki

text: L'année 2004 est pour une fois une année sans problèmes physiques majeurs. Toujours quelques problèmes de dos mais aucun problème musculaire. Il atteint à nouveau son poids maximal cette année-là : 175 kg.


title: Kaiō Hiroyuki

text: Après un bon "hatsu basho" en janvier, il débute en trombe le "haru basho", alignant 11 victoires de suite. Il termine le "basho" à égalité à la ("jun-yusho") avec une fiche de 13-2. Résultat suffisant pour être en course pour le grade de "yokozuna". Mais la pression est cette fois trop forte et Kaiō craque au tournoi suivant, ne gagnant que 10 combats.


title: Kaiō Hiroyuki

text: L’"aki basho" de septembre va à nouveau permettre à l’"ōzeki" de postuler à la "tsuna" (ceinture blanche portée par le "yokozuna"). En effet, le "yokozuna" Asashoryu, vainqueur des quatre premiers "basho" de l'année, se présente en méforme dans ce tournoi. Kaiō saisit sa chance et s'adjuge son en division "makuuchi", avec une fiche de 13-2.


title: Kaiō Hiroyuki

text: Là encore Kaiō sait ce qu'il lui reste à faire au tournoi suivant : gagner ou bien réaliser au moins 13 victoires. Tout commence mal pour ce "Kyūshū basho", Kaiō perd le premier jour. Mais il se ressaisit très vite et en début de deuxième semaine on commence à y croire car l’"ōzeki" se montre impérial. Mais deux défaites vont briser le rêve. Certes Kaiō bat "yokozuna" Asashoryu le dernier jour - pour la deuxième fois en deux "basho" - mais sa fiche n'est que de 12 victoires. Pour une défaite de trop, le grade n'est pas accordé. Toutefois les dirigeants de la Fédération de Sumo ("Nihon Sumo Kyokai") accordent une nouvelle chance à l’"ōzeki" pour le "basho" suivant. Kaiō finit l'année 2004 avec un bilan de 69 victoires pour 21 défaites, meilleur bilan de sa carrière et deuxième bilan de l'année, derrière "yokozuna" Asashoryu.


title: Kaiō Hiroyuki

text: "Hatsu basho" 2005, sixième chance de devenir "yokozuna" pour Kaiō. Mais ce tournoi de janvier tourne à la catastrophe. L’"ōzeki" se remet mal d'une blessure à l'épaule gauche subie à l'entraînement. Il abandonne après la et se retrouve "kadoban" pour la . Au tournoi suivant, il rectifie très facilement le tir et conserve facilement son grade d’"ōzeki", malgré cette épaule gauche toujours convalescente.


title: Kaiō Hiroyuki

text: Le "natsu basho" 2005 commence à merveille pour Kaiō, il remporte aisément ses 5 premiers combats. Mais après la (contre Tochinonada), il ressent une vive douleur en bas du dos. Kaiō est blessé pour la énième fois et doit se retirer du tournoi.


title: Kaiō Hiroyuki

text: , nouvelle blessure. Cette fois c'est un déchirement musculaire à la cuisse droite (une semaine avant le "basho", lors d'un entraînement face à Hakuho). Il décide quand même de participer mais au bout de 3 journées, et 3 défaites, il décide d'abandonner le tournoi. Kaiō se retrouve "kadoban" pour la de sa carrière (record égalé de Chiyotaikai).


title: Kaiō Hiroyuki

text: C'est chez lui à Fukuoka ("Kyūshū basho") qu'il conserve aisément son rang d’"ōzeki". Il finit le dernier tournoi de l'année 2005 avec une fiche de 10-5 et se permet notamment d'accrocher le KK sur un "uwatenage" face au jeune Kisenosato.


title: Kaiō Hiroyuki

text: L'année 2005 est donc une année à vite oublier pour Kaiō. Un tournoi sur deux, il a été blessé.


title: Kaiō Hiroyuki

text: Malheureusement l'année 2006 commence également avec une blessure pour l’"ōzeki". 10 jours avant le début du "hatsu basho", un lumbago perturbe sa préparation et au bout de la du tournoi, son bas du dos n'étant pas suffisamment rétabli, il abandonne.


title: Kaiō Hiroyuki

text: Le "haru basho" est donc le "kadoban" de sa carrière (nouveau record à égalité avec l’"ōzeki" Chiyotaikai). Ce "haru" est très compliqué pour l’"ōzeki". Il ne semble vraiment pas en forme et se fait battre régulièrement en première semaine. Un "intai" (retraite sportive) est même envisagé. Dos au mur, Kaiō va réaliser l'impossible et accrocher son "kachi-koshi" le dernier jour en remportant ses trois derniers combats.


title: Kaiō Hiroyuki

text: Deux mois plus tard au "natsu basho" 2006, Kaiō réalise un bon début de tournoi, restant dans la course pendant les dix premiers jours. Une petite blessure au thorax survenue le face à Takekaze l'oblige malgré tout à ne pas forcer en seconde semaine. "Kachi-koshi" en poche, Kaiō finit ce "basho" en roue libre avec une fiche de 9-6.


title: Kaiō Hiroyuki

text: Le "Nagoya basho" 2006 est un tournoi moyen pour Kaiō. Jamais véritablement en course pour la coupe de l'Empereur, l’"ōzeki" de la Tomozuna-Beya finit avec une fiche de 9-6. À noter dans ce basho que pour la première fois de sa carrière, Kaiō bat l’"ōzeki" Tochiazuma par "uwatenage".


title: Kaiō Hiroyuki

text: L'état de forme de l’"ōzeki" se confirme dès le "basho" suivant. Cet "aki" 2006 est une catastrophe. Incapable de pratiquer son sumo, Kaiō abandonne après 6 journées. Une seule victoire à son palmarès pour ce tournoi de septembre.


title: Kaiō Hiroyuki

text: L'année 2006 se finit toutefois sur une bonne note. L’"ōzeki" de la Tomozuna-beya, à domicile lors du "Kyūshū basho", sauve son rang pour la , en remportant ses 8 premiers combats. Le "kachi-koshi" est obtenu face à Dejima sur "uwatenage". Kaiō finit avec une fiche de 10-5.


title: Kaiō Hiroyuki

text: Les deux premiers "basho" de l'année 2007 ("hatsu basho" et "haru basho") sont très moyens pour Kaiō. Dos au mur après une dizaine de jours dans ces deux tournois, il décroche à chaque fois le "kachi-koshi" le dernier jour, en battant "ōzeki" Tochiazuma lors du "hatsu" et "komusubi" Ama lors du "haru".


title: Kaiō Hiroyuki

text: Le "natsu basho" 2007 est un assez bon tournoi pour l’"ōzeki". Kaiō finit le "basho" avec une fiche de 10-5 - après une excellente première semaine - et bat notamment le "yokozuna" Asashoryu pour la première fois depuis plus de deux ans.


title: Kaiō Hiroyuki

text: Deux mois plus tard, au "Nagoya basho", Kaiō décroche face à Wakanosato la de sa carrière en division "makuuchi" lors du . Seuls cinq autres "rikishi" ont réalisé cet exploit avant lui dans le passé : les "yokozuna" Chiyonofuji, Kitanoumi, Taihō, Musashimaru et Takanohana II. Le , face à Homasho, il décroche le "kachi-koshi". Ce combat permet à Kaiō de remporter la de sa carrière. L'ōzeki devient dans le classement historique des "rikishi" ayant remporté le plus de combats dans leur carrière, surpassant "yokozuna" Taihō (872 victoires entre 1956 et 1971). Le lendemain, Kaiō abandonne le tournoi après une défaite injuste face au "yokozuna" Hakuho : élongation à la cuisse gauche. Ce combat fut recommencé - Torinaoshi - et perdu par Kaiō, alors qu'il paraissait évident sur la video qu'il avait remporté le premier affrontement.


title: Kaiō Hiroyuki

text: En septembre, après la sixième journée de l'"aki basho", l’"ōzeki" abandonne à nouveau. Sa blessure de juillet n'étant pas complètement rétablie. Lors de cet "aki" 2007, Kaiō décroche la de sa carrière en division "makuuchi", atteignant la quatrième place dans le classement historique à égalité avec l'ancien "yokozuna" Musashimaru…


title: Kaiō Hiroyuki

text: , chez lui sur l'ile de Kyūshū, Kaiō se retrouve à nouveau "kadoban". L’"ōzeki" n'est pas vraiment prêt - sa blessure de l'été le gêne toujours. S'il est "make-koshi" à l'issue du tournoi, il annoncera son "intai" (retraite sportive). Kaiō termine le "Kyūshū basho" 2007 avec une fiche de 9 victoires pour 6 défaites et sauve à nouveau son rang. À la surprise de beaucoup de spécialistes, il décide de continuer en 2008.


title: Kaiō Hiroyuki

text: Les trois premiers tournois de l'année 2008 sont moyens pour Kaiō. Il termine le "hatsu", le "haru" et le "natsu basho" avec une fiche identique de 8 victoires pour 7 défaites. Lors de ce dernier tournoi, l’"ōzeki" remporte face à l'estonien Baruto la de sa carrière.


title: Kaiō Hiroyuki

text: À Nagoya et lors de l’"aki" 2008, Kaiō réalise un tournoi honorable, terminant avec une fiche de 9-6. Au cours du tournoi de juillet, il dépasse le grand "yokozuna" Taihō au classement du nombre de victoires en division "makuuchi" : il obtient la de sa carrière le face à Wakanosato.


title: Kaiō Hiroyuki

text: L'année se termine malheureusement par une blessure. Quelques jours avant le début du "Kyūshū basho", l’"ōzeki" se blesse (déchirure musculaire à la jambe droite). Il déclare forfait après la . L'annonce d'un "intai" n'est toutefois pas d'actualité.


title: Kaiō Hiroyuki

text: L'année 2009 se passe sans blessure. Kaiō termine chacun des six tournois avec une fiche de 8-7.


title: Kaiō Hiroyuki

text: Lors de la troisième journée du Nagoya 2009, en battant Tochiozan, Kaio remporte la de sa carrière. Il se classe maintenant dans le classement historique des "rikishi" ayant gagné le plus de combats dans leur carrière, surpassant le "yokozuna" Kitanoumi (951 victoires entre 1967 et 1985).


title: Kaiō Hiroyuki

text: Deux mois plus tard, lors de l’"aki basho", en battant l’"ōzeki" Kotoōshū lors de la dixième journée par "oshidashi", Kaio remporte le de sa carrière, s'installant à la deuxième place du classement historique du plus grand nombre de victoires. Il dépasse l'ancien "komusubi" Oshio (964 victoires entre 1962 et 1988). Prochaine étape les !


title: Kaiō Hiroyuki

text: En , Kaio participe à son en division "makuuchi", nouveau record dans le monde du sumo. Lors de la dixième journée de ce "Kyūshū Basho", en battant l’"ōzeki" Kotoōshū, Kaio décroche la de sa carrière en division "makuuchi". Il se retrouve alors deuxième au classement historique du plus grand nombre de victoires dans la division supreme.


title: Kaiō Hiroyuki

text: Pour le premier tournoi de l'année 2010, lors de la troisième journée, Kaiō remporte la de sa carrière en "makuuchi". Il bat "sekiwake" Chiyotaikai, et se classe maintenant premier du classement historique, dépassant l'illustre "yokozuna" Chiyonofuji.


title: Kaiō Hiroyuki

text: Deux mois plus tard, à Osaka, Kaiō participe à son centième tournoi en division "makuuchi". Il termine ce "basho" avec huit victoires pour sept défaites. En , lors du dernier jour du "Natsu Basho", Kaiō remporte la millième victoire de sa carrière en battant lors du "senshura-ku" (dernier jour du tournoi) l’"ōzeki" Kotoōshū par "yorikiri". Kaiō est seulement le second "rikishi" de l'histoire du sumo à atteindre cette barre historique - le "yokozuna" Chiyonofuji avait été le premier.


title: Kaiō Hiroyuki

text: Deux mois plus tard, le "Nagoya Basho" sourit moins à Kaiō qui se blesse lors de la dixième journée face à l’"ōzeki" Kotoōshū : déchirure musculaire à l'épaule gauche. Kaiō abandonne un tournoi pour la première fois depuis celui de Kyūshū 2008. Au tournoi suivant, Kaiō conserve son rang d"'ōzeki" décrochant le "kachi-koshi" lors de la quatorzième journée.


title: Kaiō Hiroyuki

text: En 2010 l'ōzeki remporte douze victoires pendant le "Kyūshū basho". Un tel score ne lui était plus arrivé depuis .


title: Team Galaxy

text: , le Collège de l'espace, ou Galaxie Académie au Québec, est une série télévisée d'animation franco-italo-québécoise en 52 épisodes de 26 minutes, créée par Vincent Chalvon-Demersay, David Michel, Michelle et Robert Lamoreaux et réalisée par Stéphane Berry.


title: Team Galaxy

text: Elle a été diffusée en France à partir du sur France 3, puis rediffusée sur Jetix, puis Disney XD, France 4 et Gulli.