payamvha/North_RAG huggingface dataset:
خواهد شد. تنش و کرنش نیز از جمله اعمالی هستن که باعث القای نا همسانگردی در مواد الاستیک می‌گردد که این ناهمسانگردی می‌تواند به صورت گذرا وآنی باشد و این ویژگی موجب می‌شود تا تنش و کرنش وارد بر ماده را با استفاده از آزمایش‌هایی اپتیکی اندازه گرفت. قانون تنش اپتیکی. در حالت استرس، می‌توان برای محیط سه محور اصلی استرس تعیین کرد که تغییرات ضریب شکست بر راستای این محورها اتفاق می افتد. رابطه ضریب شکست‌ها با محورهای اصلی استرس به این صورت تعریف می‌شود: formula_12 formula_13 formula_14 formula_15 ضریب شکست ماده
formula_13 formula_14 formula_15 ضریب شکست ماده در حالتی است که هیچ استرسی وارد نشده‌است و محیط در حالت همسانگرد است. formula_16 تغییرات ضریب شکست در هر یک از محورهای اصلی استرس محیط است و formula_17 مقادیر ثابت هستند که به جنس ماده بستگی دارند. formula_18 ضرایب استرس مربوط به هر یک از محور های اصلی ماده میباشد. از تعریف‌های بالا می‌توانیم به این نتایج برسیم: formula_19 formula_20 formula_21 formula_22 فرمول‌های بالا اختلاف دو به دو ضریب شکست سه محور اصلی استرس را نشان می‌دهد. در حالتی که formula_18 مقادیر
را نشان می‌دهد. در حالتی که formula_18 مقادیر غیر صفر و غیر یکسانی داشته باشند به آن محیط سه محوری یا triaxial گفته می‌شود اگر formula_24 باشد محیط دو محوری یا biaxial خواهد بود و در محیط‌های تک محوری یا uniaxial formula_25 می‌باشد. اگر نور با قطبش خطی را بر روی تیغه فوتوالاستیک دو محور تابیده شود به نحوی که جهت قطبش روی هر دو محور استرس کریستال مولفه داشته باشد در این حالت بین دو مولفه نوری تجزیه شده در محورهای استرس اختلاف راه به وجود می آید. formula_26 ضرایب استرین به صورت formula_27 formula_28 تعریف
ضرایب استرین به صورت formula_27 formula_28 تعریف میشود که به قانون تنش اپتیکی معروف است. قانون کرنش اپتیکی. وقتی ماده فوتوالاستیسیته تحت بار دچار تغییر شکل میشود به آن استرین یا کرنش میگویند ضرایب کرنش ماده به صورت زیر تعریف میشود: formula_29 formula_30 که E مودول یانگ و V ضریب پواسون میباشد و برای قانون تنش اپتیکی داریم: formula_31 روش های آنالیز. برای اندازه گیری تنش و کرنش ماده از چیدمانی به اسم پولاریسکوپ استفاده میشود که شامل دو قطبشگر خطی میباشد و در پشت و جلو ماده فوتوالاستیک قرار میگیرد و در خروجی
پشت و جلو ماده فوتوالاستیک قرار میگیرد و در خروجی طرح روشن و تاریک به دلیل اختلاف راه ایجاد شده توسط استرس تشکیل میشود. پلاریسکوپ تخت. در چیدمان پلاریسکوپ تخت، نور ابتدا از یک قطبشگر عبور کرده و سپس با ماده فتوالاستیک برخورد میکند و بسته به اینکه تیغه نمونه فوتوالاستیک، عبوری باشد یا بازتابی قطبشگر دوم به ترتیب در امتدا قطبشگر اول و تیغه نمونه و یا در راستای پرتوی بازتابی از تیغه قرار میگیرد و قطبش نور در جهت های محور های اصلی ماده تجزیه میشود. در نهایت بر روی پرده تصویر، کانتور حاصل از تنش و کرنش بر تیغه
روی پرده تصویر، کانتور حاصل از تنش و کرنش بر تیغه را خواهیم داشت. بسته به اینکه جهت های قطبش دو قطبشگر نسبت به هم عمود باشند یا موازی طرح کانتور تاریک و روشن میتواند باهم جایگزین شود. شدت خروجی از این چیدمان به این صورت است: formula_32 ایزو کلینیک و ایزوکروماتیک. طرح حاصل از چیدمان پلاریسکوپ تخت به صورت ترکیبی فرانژ های تاریک و روشن و فرانژ های رنگی خواهد بود که فرانژ های تاریک و روشن تک رنگ را ایزوکلنیک میگوند و فرانژ های رنگی را ایزو کروماتیک میگویند. فرانژ های ایزوکلینیک با تغییر زاویه α تغییر میکند و
های ایزوکلینیک با تغییر زاویه α تغییر میکند و فرانژ ها ایزوکروماتیک با تغییر formula_33 تغییر خواهند کرد. پلاریسکوپ دایروی:. برای بررسی بهتر فرانژ های ایجاد شده میتوان به وسیله چیدمان پلاریسکوپ دایروی فرانژ های ایزوکلنیک رو حذف کنیم. این چیدمان شامل دو قطبشگر و دو تاخیر دهنده موج میباشد به نحوی که نور فرودی پس از عبور از قطبش گر خطی از تیغه تاخیر دهنده موج عبور میکند و قطبش دایروی به خود میگیرد سپس از نمونه فوتوالاستیک عبور کرده و قطبش های آن در جهت محور های اصلی استرس ماده تجزیه میشود و سپس از یک تیغه
های اصلی استرس ماده تجزیه میشود و سپس از یک تیغه تاخیر دهنده موج عبور کرده و قطبش خطی به خود میگیرد و در نهایت با عبور از قطبشگر طرح فرانژ های ایزوز کروماتیک بر روی پرده حاصل میشود. حالت های قرار گرفتن قطبشگر ها و تیغه های تاخیر دهنده موج نسبت بهم میتواند به چهار صورت باشد و طرح فرانژ های حاصل بر اساس این حالت ها بوجود می آید.
تجزیه و تحلیل قابلیت دسترسی یک راه حل برای مشکل قابلیت دسترسی در زمینه خاص سیستم های توزیع شده است. برای تعیین اینکه به کدام کشورهای جهانی می توان از طریق یک سیستم توزیع شده متشکل از تعداد مشخصی از نهادهای محلی که با تبادل پیام ارتباط برقرار می کنند ، دسترسی پیدا کرد، استفاده می شود. بررسی اجمالی. تجزیه و تحلیل قابلیت دسترسی در مقاله ای از سال 1978 برای تجزیه و تحلیل و تأیید پروتکل های ارتباطی معرفی شد . این مقاله با الهام از مقاله ای توسط بارتلت و همکاران ارائه شده است. از 1968 که پروتکل بیت متناوب را با
ارائه شده است. از 1968 که پروتکل بیت متناوب را با استفاده از مدل سازی حالت محدود موجودیت های پروتکل ارائه داد و همچنین اشاره کرد که پروتکل مشابهی که قبلاً شرح داده شد دارای نقص طراحی است. این پروتکل به لایه پیوند تعلق دارد و تحت برخی مفروضات ، تحویل صحیح داده ها بدون از دست دادن و یا کپی برداری را ، علی‌رغم وجود برخی اوقات خرابی یا از بین رفتن پیام، به عنوان سرویس ارائه می دهد. برای تجزیه و تحلیل قابلیت دستیابی ، نهادهای محلی با حالت ها و انتقال های خود مدل سازی می شوند. موجودیت با ارسال پیام ، مصرف پیام
سازی می شوند. موجودیت با ارسال پیام ، مصرف پیام دریافتی یا انجام تعامل در رابط خدمات محلی خود ، حالت را تغییر می دهد. دولت جهانی formula_1 یک سیستم با n موجودیت توسط ایالات تعیین می شود formula_2 (من = 1 ، ... n) از موجودیت ها و وضعیت ارتباطات formula_3. در ساده ترین حالت ، محیط بین دو موجودیت توسط دو صف FIFO در جهت مخالف ، که حاوی پیام های در حال انتقال است (که ارسال می شود ، اما هنوز مصرف نشده است) مدل می شود. تجزیه و تحلیل قابلیت دسترسی با تجزیه و تحلیل تمام توالی های احتمالی انتقال حالت موجودیت ها و
تمام توالی های احتمالی انتقال حالت موجودیت ها و وضعیت جهانی مربوطه ، رفتار احتمالی سیستم توزیع شده را در نظر می گیرد. نتیجه تجزیه و تحلیل قابلیت دستیابی ، نمودار انتقال وضعیت جهانی است (همچنین نمودار قابلیت دستیابی نیز نامیده می شود) که تمام حالت های جهانی سیستم توزیع شده را که از حالت اولیه جهانی قابل دسترسی هستند ، و همه توالی های ممکن ارسال ، مصرف و تعاملات خدماتی که توسط محلی انجام می شود را نشان می دهد موجودیت ها. با این حال ، در بسیاری از موارد ، این نمودار انتقال نامحدود است و نمی توان آن را به طور
نمودار انتقال نامحدود است و نمی توان آن را به طور کامل جستجو کرد. نمودار انتقال می تواند برای بررسی نقایص کلی طراحی پروتکل (به زیر را ببینید) ، بلکه همچنین برای بررسی اینکه توالی تعاملات سرویس توسط نهادها با الزامات ارائه شده توسط مشخصات سرویس جهانی سیستم مطابقت دارد. خصوصیات پروتکل. "محدودیت:" نمودار انتقال وضعیت جهانی محدود است اگر تعداد پیام هایی که ممکن است در حال انتقال باشند محدود است و تعداد ایالات همه موجودات محدود است. این سوال که آیا تعداد پیام ها در مورد اشخاص محدود دولت محدود باقی می ماند ، به
در مورد اشخاص محدود دولت محدود باقی می ماند ، به طور کلی مسئله تصمیم‌ناپذیر است . وقتی تعداد پیام های منتقل شده به یک آستانه مشخص می شود ، یکی معمولاً نمودار انتقال را کوتاه می کند. موارد زیر نقایص طراحی است: یک مثال. به عنوان مثال ، ما سیستم دو موجود پروتکل را در نظر می گیریم که پیام های "ma" ، "mb" ، "mc" و "md را" با یکدیگر مبادله می کنند ، همانطور که در نمودار اول نشان داده شده است. پروتکل با رفتار دو موجودیت تعریف می شود ، که در نمودار دوم به صورت دو ماشین حالت ارائه می شود. در اینجا نماد "!" به معنای
حالت ارائه می شود. در اینجا نماد "!" به معنای ارسال پیام است ، و "؟" به معنای مصرف پیام دریافتی است. حالتهای اولیه حالتهای "1" هستند. نمودار سوم نتیجه تجزیه و تحلیل قابلیت دستیابی برای این پروتکل را در قالب یک ماشین حالت جهانی نشان می دهد. هر دولت جهانی دارای چهار م componentsلفه است: وضعیت نهاد پروتکل A (چپ) ، حالت نهاد B (راست) و پیام های در حال انتقال در وسط (قسمت بالایی: از A به B ؛ قسمت پایین: از B به A ) هر انتقال این دستگاه حالت جهانی مربوط به یک انتقال موجودیت پروتکل A یا نهاد B است. حالت اولیه [1
موجودیت پروتکل A یا نهاد B است. حالت اولیه [1 ، - - ، 1] است (بدون ارسال پیام در حال انتقال). یکی می بیند که این مثال دارای یک فضای جهانی محدود است - حداکثر تعداد پیام هایی که ممکن است همزمان حمل و نقل شوند دو پیام است. این پروتکل دارای یک بن بست جهانی است که این حالت است [2 ، - - ، 3]. اگر کسی انتقال A را در حالت 2 برای مصرف پیام "mb حذف کند" ، در ایالات جهانی [2 ، "ma mb" ، 3] و [2 ، - "mb" ، 3] استقبال نامشخصی صورت می گیرد. انتقال پیام. طراحی یک پروتکل باید با خواص محیط ارتباطی زمینه ای ، با احتمال عدم
با خواص محیط ارتباطی زمینه ای ، با احتمال عدم موفقیت شریک ارتباطی و سازوکار مورد استفاده توسط نهادی برای انتخاب پیام بعدی برای مصرف ، سازگار شود. رسانه ارتباطی برای پروتکل ها در لایه پیوند به طور معمول قابل اعتماد نیست و امکان دریافت اشتباه و از دست دادن پیام را فراهم می کند (به عنوان انتقال حالت رسانه مدلسازی می شود). پروتکل های استفاده شده از سرویس IP اینترنت نیز باید امکان تحویل خارج از سفارش را داشته باشند. پروتکل های سطح بالاتر معمولاً از یک سرویس حمل و نقل جلسه محور استفاده می کنند که به این معنی است
نقل جلسه محور استفاده می کنند که به این معنی است که رسانه انتقال FIFO قابل اطمینان از پیام ها را بین هر جفت موجودیت فراهم می کند. با این حال ، در تجزیه و تحلیل الگوریتم های توزیع شده ، اغلب این احتمال وجود دارد که برخی موجودیت ها به طور کامل از کار بیفتند ، که به طور معمول (از دست دادن پیام در رسانه) با رسیدن یک پیام مورد انتظار توسط مکانیزم مهلت شناسایی نمی‌شود. در مورد اینکه آیا یک نهاد می تواند پیام خاصی را برای مصرف انتخاب کند ، وقتی چندین پیام از راه رسیده و آماده مصرف است ، فرض های مختلفی ارائه شده
رسیده و آماده مصرف است ، فرض های مختلفی ارائه شده است. مدل های اصلی به شرح زیر است: مقاله اصلی که مشکل پذیرایی های نامشخص را مشخص می کند ، و بیشتر کارهای بعدی ، یک صف ورودی واحد در نظر گرفته است. بعضی اوقات ، پذیرش های نامشخص توسط یک وضعیت رقابتی ای معرفی می شوند ، به این معنی که دو پیام دریافت می شود و ترتیب آنها تعریف نمی‌شود (که این امر معمولاً در صورت دریافت از طرف شرکای مختلف صورت می گیرد). با استفاده از صف های مختلف یا استخرهای پذیرایی ، بسیاری از این نقایص طراحی از بین می روند. با استفاده منظم از
نقایص طراحی از بین می روند. با استفاده منظم از استخرهای پذیرش ، تجزیه و تحلیل قابلیت دسترسی باید بن بست های جزئی و پیام هایی را که برای همیشه در استخر باقی مانده اند بررسی کند (بدون اینکه توسط نهاد مصرف شود) مسائل عملی. بیشتر کارها در زمینه مدل سازی پروتکل از مدلهای ماشین حالات متناهی (FSM) برای مدل سازی رفتار موجودات توزیع شده استفاده می شود (همچنین به برقراری ارتباط ماشینهای حالت محدود مراجعه کنید). با این حال ، این مدل برای مدل سازی پارامترهای پیام و متغیرهای محلی به اندازه کافی قدرتمند نیست. بنابراین
محلی به اندازه کافی قدرتمند نیست. بنابراین اغلب به اصطلاح از مدلهای FSM توسعه یافته استفاده می شود ، مانند پشتیبانی از زبانهایی مانند ماشین حالت یو.ام.ال یا SDL . متأسفانه ، تجزیه و تحلیل قابلیت دستیابی برای چنین مدلهایی بسیار پیچیده تر می شود. یک مسئله عملی تجزیه و تحلیل قابلیت دسترسی به اصطلاح "حالت انفجار فضای" است. اگر دو موجودیت یک پروتکل هر کدام 100 حالت داشته باشند ، و محیط ممکن است شامل 10 نوع پیام باشد که در هر جهت حداکثر دو مورد را نشان می دهد ، بنابراین تعداد حالت های جهانی در نمودار قابلیت
، بنابراین تعداد حالت های جهانی در نمودار قابلیت دسترسی به عدد 100 100 100 x محدود می شود (10x10) x (10 x 10) که 100 میلیون است. بنابراین تعدادی ابزار برای انجام خودکار تجزیه و تحلیل قابلیت دستیابی و بررسی مدل در نمودار قابلیت دستیابی تولید شده است. ما فقط به دو نمونه اشاره می کنیم: جستجوگر مدل SPIN و یک جعبه ابزار برای ساخت و تحلیل فرایندهای توزیع شده .
شاهراه کابل-بهسود با نام رسمی بزرگراه ملی ۱۳ به انگلیسی NH13 ، شاهراهی است که شهر کابل را به مرکز بهسود در غرب متصل می‌کند و از ولایت میدان وردک عبور می‌کند. این مسیر به‌عنوان یکی از خطرناک‌ترین مسیرهای رفت‌وآمد افغانستان می‌باشد چون همه روزه طالبان در این جاده کمین کرده و آدم‌ربایی می‌کنند. بیشتر این آدم‌ربایی‌ها در ولسوالی جلریز اتفاق می‌افتد و قربانیان نیز مردمان هزاره هستند؛ به همین دلیل این شاهراه لقب جاده مرگ را بدست آورده‌است. آغاز پروژه. در سال ۲۰۰۸، وزارت فواید عامه روند احیای ۱۳۶ کیلومتر این
۲۰۰۸، وزارت فواید عامه روند احیای ۱۳۶ کیلومتر این شاهراه را آغاز کرد که دولت ایتالیا ۳۶ میلیون یورو به بودجه آن کمک کرد. مرحله اول پروژه، لات شماره ۱، در سال ۲۰۰۸ با بهسازی جاده ۵۴ کیلومتری که جاده خاکی بود، از کابل آغاز شده و از میدان شهر به سمت گذرگاه اونی و ولسوالی جلریز ادامه یافت. در سال ۲۰۰۹، کاروان‌های آمریکایی در امتداد بزرگراه توسط طالبان در حوالی مرکز زیولات کمین کردند. این جاده که در میدان شهر از بزرگراه کابل قندهار جدا می‌شود، از مناطق کوت عشرو، زیولات، جلریز، تکانه و سرچشمه عبور می‌کند. این
زیولات، جلریز، تکانه و سرچشمه عبور می‌کند. این جاده پس از عبور از گذرگاه اونی در نزدیک روستای زرکجارید که ۴۵ کیلومتری غرب شهر جلریز است به یک دو راهی می‌رسد. مسیر شمالی به بزرگراه ملی ۳ و سپس بزرگراه ملی ۶ وصل می‌شود که به بامیان رسیده، آنجا را به یکاولنگ وصل می‌کند؛ مسیر غربی نیز به مسیر A77 رسیده و سپس به شاهراه بهسود-پنجاب وصل می‌شود و به شهرهای فیروزکوه و بالاخره هرات می‌رسد. جاده مرگ. در اواخر ژوئیه تا اوایل اوت ۲۱۲، ۱۱ شهروند هزاره در منطقه کوت عشرو توسط طالبان به طرز وحشیانه ای مورد شکنجه قرار گرفته
طالبان به طرز وحشیانه ای مورد شکنجه قرار گرفته و سر بریده شدند. طی یک حادثه ترافیکی در اول اوت، پنج نفر از جاده خارج شدند و همه کشته شدند.
هرمز (پارسی میانه: "Hormizd") یکی از فرماندهان نظامی ایرانی در زمان شاهنشاه قباد یکم ساسانی () بود. او بدخش آغزنیک و عموی یزدگرد بود. زندگی. به گفتهٔ زکریای بلیغ در سال ۵۳۱ میلادی پس از حمله بساس دوک بین‌النهرین و دستگیری یزدگرد، او اتفاق‌های رخ داده را به شاه گزارش داد و او نیز دستور یک حمله متقابل را صادر کرد. هرمز نیز مهر گیرووی را به سوی هون‌ها روانه کرد تا سربازان هون را جذب کند و برای محاصره سیلوان، مقر بساس، آماده شود. سرانجام باوی، کنارنگ و مهر مهرویه شهر را به محاصره درآوردند.
یزدگرد یکی از فرماندهان نظامی ایرانی در زمان شاهنشاه قباد یکم ساسانی () بود. او برادرزادهٔ هرمز بدخش بود. زندگی. یزدگرد در سال ۵۳۱ میلادی در کنار گدر فرماندهی ۷۰۰ سوار را در آغزنیک در نزدیکی سیلوان بر عهده داشت. بساس دوک بین‌النهرین از حضور آن‌ها خبردار شد و با ۵۰۰ شوالیه به مقابله با آن‌ها رفت. سپاه ایران شکست خورد و یزدگرد نیز دستگیر و به سیلوان برده شد. قباد به تلافی باوی، کنارنگ و مهر مهرویه را به محاصره این شهر روانه کرد. با امضای صلح همیشگی تبادل زندانیان نیز انجام شد و یزدگرد در برابر دومننتیولوس
نیز انجام شد و یزدگرد در برابر دومننتیولوس رومی آزاد شد.
۵۴مین دورهٔ جوایز هنری بکسانگ () مراسم در 3 مه 2018 به میزبانی شین دونگ یوپ، به سوزی و پارک بوگوم در سالن دی مرکز نمایشگاه و کنوانسیون کوکس در سئول برگزار شد. این برنامه به صورت زنده از جی‌تی‌بی‌سی پخش شد. این مراسم که توسط Ilgan Sports و جی‌تی‌بی‌سی پلاس برگزار شده‌است، تنها مراسم اهدای جوایز کره جنوبی است که از برترین‌های فیلم و تلویزیون قدردانی می‌کند. بالاترین افتخارات شب، جایزه بزرگ (دسانگ)، در بخش فیلم به فیلم ۱۹۸۷: وقتی روز فرا می‌رسد و در بخش تلویزیون به درام جنگل اسرار اهدا شد.
رابرت ویلیام نی (متولد ۵ ژوئیه ۱۹۵۴) سیاستمدار آمریکایی اهل اوهایو است. در سال ۲۰۰۷، وی به فساد مالی متهم و به ۳۰ ماه زندان محکوم شد. نی، جمهوری‌خواه، نماینده منطقه ۱۸ کنگره اوهایو در مجلس نمایندگان ایالات متحده از سال ۱۹۹۵ تا ۳ نوامبر ۲۰۰۶ بود که سپس استعفا داد. استعفای نی پس از آن رخ داد که وی به اتهام توطئه و اظهارات دروغین در رابطه با رسوایی لابی هند جک آبراموف اعتراف کرد. نی قبل از اقرار به جرم، در جریان دفاعیات جک آبراموف، معاون رئیس سابق تام دللی، تونی رودی، دبیر مطبوعاتی سابق DeLay، مایکل اسکانلون و
رودی، دبیر مطبوعاتی سابق DeLay، مایکل اسکانلون و رئیس دفتر سابق نی، نیل ولز، به دریافت هدایای مجلل در ازای امتیازات سیاسی، متهم شده بود. معروف‌ترین اقدامات نی در کنگره، مربوط به تلاش‌ برای اصلاحات انتخاباتی در پی رای‌گیری آشفته سال ۲۰۰۰ در فلوریدا و حمایت وی از کمپین "ایستادن برای فولاد" و قوانین ناشی از آن بود. نی از سال ۲۰۰۱ تا ۲۰۰۶، رئیس کمیته مدیریت مجلس بود. وی به عنوان رئیس آن کمیته، بر امور مجموعه کاپیتول نظارت می‌کرد و اغلب به عنوان "شهردار تپه کاپیتول " شناخته می‌شد. اوایل کار سیاسی. در سال ۱۹۸۰،
" شناخته می‌شد. اوایل کار سیاسی. در سال ۱۹۸۰، نی در سن ۲۶ سالگی، نماینده ایالتی وین هیز از نماینده‌های سابق مجلس نمایندگان آمریکا که پس از رسوایی جنسی در سال ۱۹۷۶ از کنگره استعفا داده بود را شکست داد. نی از سال ۱۹۸۱ تا ۱۹۸۳ در مجلس نمایندگان اوهایو فعالیت می‌کرد. او در نوبت ۱۹۸۲ در انتخابات مجدد شکست خورد. نی پس از شکست یک شرکت امنیت خانگی را در عربستان سعودی مدیریت کرد. وی در سال ۱۹۸۴ به سناتوری ایالتی اوهایو منصوب شد تا جایگزین سناتور سابق ایالت سام اسپک شود که برای قبول سمتی از سوی ریاست جمهوری از کرسی
شود که برای قبول سمتی از سوی ریاست جمهوری از کرسی حوزه ۲۰ استعفا داد. نی در نوامبر ۱۹۸۴ کرسی را برد و سپس در ۱۹۸۸ و ۱۹۹۲ دوباره انتخاب شد. مجلس نمایندگان آمریکا. فریدم فرایز. نی همچنین هنگامی که به عنوان رئیس کمیته اداری مجلس کار می‌کرد، الزامی کرد " سیب زمینی سرخ کرده " (french fries) در فهرست‌های خدمات غذایی مجلس نمایندگان به "فریدم فرایز" تغییر نام داده شود. دلیل این کار نشان دهنده نارضایتی از عدم حمایت فرانسه از حمله ۲۰۰۳ به عراق بود. نی تلاش کرد، به همراه والتر بی جونز، نماینده مجلس نمایندگان
به همراه والتر بی جونز، نماینده مجلس نمایندگان جمهوری‌خواه ایالات متحده، نام "سیب زمینی سرخ کرده" و " نان تست فرانسوی " را به "فریدم فرایز" و "نان تست آزادی" تغییر دهد. کمیته او صاحب اختیار کافه‌های مجلس‌های کنگره بود. نی در یک کنفرانس مطبوعاتی گفت که "این اقدام امروز یک تلاش کوچک اما نمادین است برای نشان دادن نارضایتی شدید بسیاری از مردم در کپیتول هیل از اقدامات به اصطلاح متحد ما، فرانسه ". در ژوئیه ۲۰۰۶، پس از اینکه نی کمیته را ترک کرد، نام‌ها تغییر یافت. نی نظری در این مورد نداد. مشارکت در تحریم‌های
نی نظری در این مورد نداد. مشارکت در تحریم‌های آمریکا برای فروش اسلحه به ایران. در اواخر دهه ۱۹۷۰، نی برای تدریس زبان انگلیسی به ایران رفت. از آن زمان، وی همچنان علاقه خود را به امور ایران حفظ کرده و تنها نماینده کنگره مسلط به زبان فارسی بود. در ژانویه ۲۰۰۶، "نیوزویک" گزارش داد که وکیل نی تأیید کرده‌است که دادستان‌های فدرال سوابق هزینه‌های سفر فوریه ۲۰۰۳ به لندن را که نی به همراه لابی گران سابق آمریکا، روی کافی و دیوید دی استفانو گرفته‌است، خواستار شده‌اند. هزینه این سفر توسط " نایجل وینفیلد "، یک مجرم سه
هزینه این سفر توسط " نایجل وینفیلد "، یک مجرم سه بار محکوم شده که شرکتی به نام FN Aviation را در قبرس اداره می‌کرد، پرداخت شده بود. وینفیلد در پی فروش قطعات یدکی هواپیما ساخت آمریکا به دولت ایران بود - معامله ای که به دلیل تحریم‌های آمریکا علیه تهران احتیاج به مجوزهای ویژه داشت "و اینکه" نی شخصاً با وزیر امور خارجه وقت کالین پاول لابی کرد تا تحریم‌های آمریکا بر ایران را کاهش دهد. " فؤاد الزیت، تاجر سوری، که از طرف نیروهای مسلح ایران مسئول معامله بود، همچنین به دلیل رشوه دادن به نی به دلیل تلاش‌هایش در
به دلیل رشوه دادن به نی به دلیل تلاش‌هایش در لابی، شناسایی شد. زندگی پس از کنگره. استعفا. در تاریخ ۳ نوامبر ۲۰۰۶، نی که در معرض اخراج از کنگره با رای نمایندگان بود با نامه ای به رئیس مجلس نمایندگان، دنیس هسترت از مجلس نمایندگان استعفا داد. صدور حکم. در ۱۹ ژانویه ۲۰۰۷، نی به ۳۰ ماه زندان محکوم شد، وی به پرداخت ۶۰۰۰ دلار جریمه نقدی و انجام ۲۰۰ ساعت خدمات اجتماعی محکوم شد. به دستور قاضی الن هووال، نی در ۱ مارس ۲۰۰۷ به مؤسسه اصلاحی فدرال، مورگان تاون در مورگان تاون، ویرجینیای غربی ارجاع شد. او در فضایی در
تاون، ویرجینیای غربی ارجاع شد. او در فضایی در زندان با ستاره "سابق بازمانده،" ریچارد هچ، زندانی مورگان تاون که به دلیل عدم پرداخت مالیات ۵۱ ماه در زندان بود، مشترک بود.
آذرهرمز (پارسی میانه: "Adhur Hormizd") یکی از فرماندهان نظامی ایرانی و مرزبان ارمنستان ساسانی بود. او پس از واساک سیونی و پیش از آذرگشنسپ این مقام را بر عهده داشت. ریشه. در مورد اصالت آذرهرمز قطعیتی در منابع وجود ندارد. برخی او را ایرانی-ارمنی، برخی ایرانی و برخی او را از خاندان اشکانی ارمنستان می‌دانند. زندگی. شاهنشاه یزدگرد دوم ساسانی () آذرهرمز را پس از برکناری واساک سیونی به دلیل تلاش‌هایش در جهت رواج آیین مسیحیت در ارمنستان، در این مقام گمارد. یزدگرد ناخارارهای اصلی ارمنستان را به دربارش در تیسفون فرا
اصلی ارمنستان را به دربارش در تیسفون فرا خواند و آن‌ها را برای تضمین تمکین ارمنستان، به عنوان گروگان نگاه داشت. در همان حال آذرهرمز در حال اجرای سیاست‌هایی در جهت دلجویی از ارمنیان، به ویژه در مورد مسائل مذهبی، بود. وی رهبران ارشد کلیسای ارمنستان را احضار کرد تا از اوضاع آن‌ها جویا شود و از تبعیدشدگان، فراریان و مهاجرانی که اموالشان را از آن‌ها مصادره شده بود، یاد می‌کرد. طی چند سال آینده، گروگان‌ها به تدریج آزاد شدند. واپسین ناخارار باقی‌مانده در سال ۴۶۴ به ارمنستان بازگشت. سرانجام در سال ۴۶۵ آذرگشنسپ
به ارمنستان بازگشت. سرانجام در سال ۴۶۵ آذرگشنسپ جایگزین آذرهرمز شد.
در معماری رایانه ، حافظه پنهان ردیابی یک حافظه نهان سی‌پی‌یو تخصصی است که جریان پویای دستورالعمل های معروف به ردیابی را ذخیره می کند . با ذخیره ردیابی دستورالعمل هایی که قبلاً واکشی و رمزگشایی شده‌اند ، به افزایش پهنای باند واکشی دستورالعمل و کاهش مصرف برق (در مورد اینتل پنتیوم ۴ ) کمک می کند. پردازنده ردیابی معماری است که در اطراف حافظه پنهان ردیابی طراحی شده است و دستورالعمل ها را در دانه دانه بودن سطح ردیابی پردازش می کند. نظریه رسمی ریاضی ردیابی توسط مونوئیدهای ردیابی توصیف می شود. زمینه. اولین انتشار
ردیابی توصیف می شود. زمینه. اولین انتشار علمی حافظه پنهان ردیابی "Trace Cache: رویکردی با تأخیر کم برای واکشی دستورالعمل پهنای باند" بود. این مقاله که به طور گسترده مورد تأیید قرار گرفته است توسط اریک روتنبرگ ، استیو بنت و جیم اسمیت در کنفرانس بین‌المللی سمپوزیوم بین‌المللی ریز معماری (MICRO) در سال 1996 ارائه شد. انتشار قبلی ، اختراع ثبت شده 5381533 ایالات متحده توسط الکس پِلگ و یوری وایزر از اینتل ، "حافظه پنهان پویای دستورالعمل جریان پویا است که در اطراف بخشهای ردیابی مستقل از خط آدرس مجازی سازمان یافته
بخشهای ردیابی مستقل از خط آدرس مجازی سازمان یافته است" ، ادامه برنامه ای که در سال 1992 ثبت شد ، بعداً رها شد. ضرورت. پردازنده های سوپراسکالر گسترده تر ، برای عملکرد بالاتر ، دستورالعمل های متعددی را می خواهند که در یک چرخه واحد واکشی شوند. دستورالعمل های واکشی به دلیل دستورالعمل های شاخه و پرش ،همیشه در مکان های حافظه مجاور ( بلوک پایه ) نیستند. بنابراین پردازنده ها برای واکشی و هم ترازی چنین دستورالعمل هایی از بلوک های اساسی غیرهمجوار به پشتیبانی منطقی و سخت افزاری اضافی نیاز دارند. اگر چندین شاخه به
و سخت افزاری اضافی نیاز دارند. اگر چندین شاخه به عنوان "عدم گرفته" پیش بینی شده باشد ، پردازنده ها می توانند دستورالعمل ها را از چندین بلوک اساسی مجاور در یک چرخه دریافت کنند. با این حال ، اگر هر یک از شاخه ها به عنوان "گرفته شده" پیش بینی شده باشد ، پردازنده باید دستورالعمل هایی را از مسیر طی شده در همان چرخه دریافت کند. این قابلیت واکشی پردازنده را محدود می کند. این چهار بلوک اساسی ( codice_1 ، codice_2 ، codice_3 ، codice_4 ) را همانطور که در شکل نشان داده شده است در نظر بگیرید که مربوط به یک حلقه ساده
شده است در نظر بگیرید که مربوط به یک حلقه ساده در صورت وجود است. این بلوک ذخیره خواهد شد پارگی به عنوان codice_5 در حافظه است. اگر پیش بینی شود codice_4 "گرفته نشده است ،" واحد واکشی می تواند بلوک های اصلی codice_1 ، codice_2 ، codice_3 که به طور همزمان قرار می گیرند ، واکشی کند. با این حال ، اگر پیش بینی codice_4 "گرفته شود" ، واحد واکشی باید codice_1 ، codice_2 ، codice_4 که به طور غیر هم پیوسته قرار می گیرند ، واکشی کند. از این رو ، واکشی این بلوک ها که به طور ناپیوسته در یک چرخه قرار می گیرند بسیار
که به طور ناپیوسته در یک چرخه قرار می گیرند بسیار دشوار خواهد بود. بنابراین ، در چنین موقعیت هایی حافظه پنهان ردیابی به پردازنده کمک می کند. حافظه نهان ردیابی پس از واکشی ، دستورالعمل ها را به ترتیب پویای خود ذخیره می کند. هنگامی که این دستورالعمل ها مجدداً مشاهده می شوند ، حافظه پنهان ردیابی به واحد واکشی دستورالعمل پردازنده اجازه می دهد تا چندین بلوک اساسی را بدون نگرانی از شاخه های موجود در جریان اجرا ، از آن دریافت کند. دستورالعمل ها یا پس از رمزگشایی یا پس از منقضی شدن ، در حافظه پنهان ردیابی ذخیره می
پس از منقضی شدن ، در حافظه پنهان ردیابی ذخیره می شوند. اگرچه توالی دستورالعمل اگر فقط پس از مرحله رمزگشایی ذخیره شود ، حدسی است. ساختار ردیابی. یک ردیابی که توالی دستورالعمل پویا نیز نامیده می شود ، ورودی در حافظه پنهان ردیابی است. با "حداکثر تعداد دستورالعمل" و "حداکثر بلوک های اساسی می تواند مشخص شود" . ردیابی ها می توانند در هر دستورالعمل پویا شروع شوند. چندین ردیابی می تواند دارای همان دستورالعمل شروع ، یعنی همان اولین شمارنده برنامه (PC) و دستورالعمل های مختلف از بلوک های مختلف به عنوان نتایج شاخه
های مختلف از بلوک های مختلف به عنوان نتایج شاخه داشته باشد. برای شکل بالا ، ABC و ABD ردیابی معتبری هستند. هر دو با یک PC (آدرس A) شروع می شوند و طبق پیش بینی D ، بلوک های اساسی مختلفی دارند. ردیابی ها معمولاً در صورت وقوع یکی از موارد زیر خاتمه می یابند: اطلاعات کنترل ردیابی. یک ردیابی دارای اطلاعات زیر خواهد بود: طراحی ردیابی حافظه نهان. در اینجا عواملی ذکر شده است که باید هنگام طراحی حافظه پنهان مورد بررسی قرار گیرند. حافظه پنهان در مسیر مهم واکشی دستورالعمل نیست منطق اصابت / خطا. خطوط ردیابی بر اساس PC
نیست منطق اصابت / خطا. خطوط ردیابی بر اساس PC اولین دستورالعمل موجود در ردیابی و مجموعه پیش بینی های شاخه ، در حافظه پنهان ردیابی ذخیره می شوند. این امکان را برای ذخیره مسیرهای ردیابی مختلف فراهم می کند که از همان آدرس شروع می شوند ، هر کدام نتایج مختلف شاخه را نشان می دهند. این روش برچسب گذاری به ایجاد ارتباط مسیر به حافظه پنهان ردیابی کمک می کند. روش دیگر می تواند شامل تنها نگهداری اولین PC به عنوان برچسب در حافظه پنهان باشد. در مرحله واکشی دستورالعمل یک خط لوله ، PC فعلی به همراه مجموعه ای از پیش بینی