stanford-oval/wikipedia huggingface dataset:
الگوریتم تطابق رشته با زمان خطی

الگوریتم تطابق رشته با زمان خطی توسط دانلد کنوت و وان پرت و همچنین جیمز ه. موریس به صورت مستقل پرداخته شد، اما این سه فرد با هم آن را منتشر کردند. به همین خاطر به الگوریتم KMP نیز مشهور است. این الگوریتم در میان رشته S وجود کلمه W را بررسی می‌کند، به‌طوری‌که وقتی یک عدم مطابقت اتفاق می‌افتد، خود کلمه اطلاعات کافی را در بردارد تا محلی را که مطابقت بعدی ممکن است از آنجا شروع شود، با آزمایش دوبارۀ حروف تطبیق داده شده قبلی تعیین کند.
توجه: در این مقاله رشته‌ها با استفاده از آرایه‌های مبتنی بر صفر نمایش داده می‌شوند؛ به گونه‌ای که حرف 'C' در  S=\{'A','B','C'\} به صورت  S[2] نشان داده می‌شود.
الگوریتم KMP > یک مثال از الگوریتم جستجو

برای نشان دادن جزئیات این الگوریتم، یک اجرا (تقریباً ساختگی) از آن را بررسی می‌کنیم. در هر زمان دلخواهی، الگوریتم در یک حالت مشخص‌شده با دو عدد صحیح m و i قرار دارد. به‌طوری‌که هرکدام به ترتیب موقعیتی در S را مشخص می‌کنند که شروع یک تطابق ممکن برای W و اندیسی از W است که نشان می‌دهد کدام کاراکتر در حال حاضر تحت بررسی است. در ابتدای اجرا الگوریتم به این شکل است:
1         2  
m: 01234567890123456789012
S: ABC ABCDAB ABCDABCDABDE
W: ABCDABD
i: 0123456
با مقایسۀ پی‌درپی کاراکترهای W با کاراکترهای "متناظر" از S ادامه می‌دهیم و اگر کاراکترها یکسان بودند به کاراکتر بعدی آن می‌رویم. در مرحلۀ چهارم  S[3] یک فاصله و  W[3] کاراکتر 'D' است که این یک عدم تطابق است. به جای اینکه دوباره جستجو را از  S[1] شروع کنیم، در نظر می‌گیریم که 'A' بین موقعیت‌های 0 و 3 فقط در اندیس 0 از S دیده شده‌است؛ از این رو با دانستن این مطلب و اینکه آن کاراکترها قبلاً بررسی شده‌اند، می‌دانیم که اگر دوباره آن‌ها بررسی کنیم، هیچ موقع یک تطابق دیگر را پیدا نخواهیم کرد. پس به کاراکتر بعدی می‌رویم و m را برابر 4 و i را برابر 0 در نظر می‌گیریم. (از آنجایی که m + i – T[i] = 0 + 3 – 0 = 3 و T[0] = -1 پس m برابر 4 خواهد بود.)
1         2  
m: 01234567890123456789012
S: ABC ABCDAB ABCDABCDABDE
W:     ABCDABD
i:     0123456
در اینجا تقریباً به یک تطابق دست پیدا می‌کنیم، اما در  (S[10])  W[6] اختلاف مشاهده می‌شود. با این حال در انتهای تطابق از "AB" گذر کردیم که می‌تواند شروع یک تطابق جدید باشد، پس باید این را در نظر بگیریم. همانطور که از قبل می‌دانیم، این کاراکترها با دو کاراکتر قبل از موقعیت فعلی تطابق داشتند، پس نیاز نیست که دوباره بررسی شوند؛ به راحتی m = 8 و i = 2 قرار داده و تطابق کاراکتر فعلی را ادامه می‌دهیم. پس به این شکل هم کاراکترهای تطابق داده‌شدۀ قبلی از S و هم از W را حذف می‌کنیم.
1         2  
m: 01234567890123456789012
S: ABC ABCDAB ABCDABCDABDE
W:         ABCDABD
i:         0123456
جستجو بلافاصله متوقف می‌شود، هرچند از آنجایی که رشته دارای فاصله نیست، مانند قبل به اول W بازمی‌گردیم و جستجو را از کاراکتر بعدی S آغاز می‌کنیم: m = 11 و i = 0.
1         2  
m: 01234567890123456789012
S: ABC ABCDAB ABCDABCDABDE
W:            ABCDABD
i:            0123456
دوباره به یک تطابق برای "ABCDAB" دست پیدا کردیم، اما کاراکتر بعدی ('C') با کاراکتر آخر W یعنی 'D' مطابقت ندارد. مانند قبل m را برابر 15 و i را برابر 2 در نظر می‌گیریم و تطابق را از موقعیت فعلی ادامه می‌دهیم.
1         2  
m: 01234567890123456789012
S: ABC ABCDAB ABCDABCDABDE
W:                ABCDABD
i:                0123456
در این مرحله موفق به یافتن تطابقی که شروعش از کاراکتر  S[15] است می‌شویم.
الگوریتم KMP > توضیحات و شبه‌برنامه برای الگوریتم جستجو

مثال بالا همۀ اجزای الگوریتم را در بر دارد. فرض می‌کنیم یک جدول "تطابق جزئی" T (که در پایین توضیح داده شده) داریم که مشخص می‌کند از کجا باید به دنبال یافتن شروع یک تطابق جدید باشیم. درایه‌های جدول T نشان می‌دهند که اگر تطابقی از  S[m] شروع شود و هنگام مقایسۀ  S[m+i] با  W[i] شکست بخورد، مطابقت بعدی ممکن است از اندیس  m+i-T[i] رشتۀ S آغاز شود. (که  T[i] مقدار "برگشتن"ای است که ما نیاز داریم بعد از یک عدم مطابقت انجام دهیم.) اینجا دو مفهوم داریم: اول،  T[0]=-1 که نشان می‌دهد اگر در  W[0] عدم مطابقت داریم، نمی‌توانیم برگردیم و باید کاراکتر بعدی را بررسی نماییم. دوم، با وجود اینکه مطابقت احتمالی از اندیس  m+i-T[i] آغاز می‌شود، مانند مثال بالا، نیاز نیست که هیچ‌کدام از  T[i] کاراکتر بعد از آن را بررسی کنیم، پس جستجو را از  W[T[i]] ادامه می‌دهیم. شبه‌برنامهی سادۀ زیر الگوریتم جستجوی KMP را نشان می‌دهد:
algorithm kmp_search:
    input:
        an array of characters, S (the text to be searched)
        an array of characters, W (the word sought)
    output:
        an integer (the zero-based position in S at which W is found)
define variables:
        an integer, m ← 0 (the beginning of the current match in S)
        an integer, i ← 0 (the position of the current character in W)
        an array of integers, T (the table, computed elsewhere)
while m+i is less than the length of S, do:
        if W[i] = S[m + i],
            if i equals the (length of W)-1,
                return m
            let i ← i + 1
        otherwise,
            let m ← m + i - T[i],
            if T[i] is greater than -1,
                let i ← T[i]
            else
                let i ← 0
            
    (if we reach here, we have searched all of S unsuccessfully)
    return the length of S
الگوریتم KMP > کارایی الگوریتم جستجو

با فرض داشتن جدول T، الگوریتم KMP دارای پیجیدگی  O(k) است که k طول رشتۀ S و O نماد O بزرگ می‌باشد. به جز مخارج کلی وارد شده هنگام وارد شدن به تابع و خارج شدن از آن، همۀ محاسبات در حلقۀ while انجام می‌گیرد که در اینجا کرانی از تعداد تکرارهای این حلقه را محاسبه خواهیم کرد. برای انجام این کار باید اول یک مشاهدۀ کلیدی روی ماهیت T داشته باشیم. این جدول برای این ساخته شده که نشان دهد اگر تطابقی از  S[m] شروع شود و هنگام مقایسۀ  S[m+i] با  W[i] شکست بخورد، مطابقت بعدی ممکن است از  S[m+(i-T[i])] آغاز شود. به‌طور خاص، تطابق احتمالی بعدی باید در اندیسی بالاتر از m رخ دهد، پس  T[i]<i.
با استفاده از این واقعیت، نشان می‌دهیم که حلقه می‌تواند حداکثر 2k بار اجرا شود. در هر بار تکرار، یکی از دو شاخۀ داخل حلقه اجرا خواهد شد. شاخۀ اول i را مداوم افزایش داده و مقدار m را تغییر نمی‌دهد تا اندیس m + i کاراکتر دقیق فعلی از S افزایش یابد. شاخۀ دوم  i-T[i] را به m اضافه می‌کند و همانطور که دیده می‌شود، این همواره یک عدد مثبت می‌باشد. در نتیجه محل m از شروع تطابق احتمالی فعلی افزایش می‌یابد. حال اگر m + i = k باشد، حلقه تمام می‌شود، پس هر شاخه از حلقه می‌تواند حداکثر k بار اجرا شود. از آنجایی که هر شاخه به ترتیب m یا m + i را افزایش می‌دهند و m ≤ m + i، اگر m = k باشد، پس قطعاً m + i ≥ k. در نتیجه چون حداکثر افزایش را دارد، باید قبلاً شرط m + i = k برقرار شده باشد، پس هر کدام از راه‌ها می‌تواند انجام شده باشد.
در نتیجه حلقه حداکثر 2k بار اجرا می‌شود که نشان می‌دهد پیچیدگی زمانی الگوریتم  O(k) است.
جدول "تطابق جزئی" ("عمل شکست")

هدف از ساختن این جدول آن است که الگوریتم هیچ کاراکتری از S را بیش از یک بار مطابقت ندهد. یک مشاهدۀ کلیدی دربارۀ ماهیت یک جستجوی خطی که اجازه می‌دهد این کار انجام شود، آن است که با بررسی کردن قطعه‌ای از رشتۀ اصلی در مقابل یک قطعۀ ابتدایی از طرح اصلی، خواهیم دانست که دقیقاً از چه اندیس‌هایی یک مطابقت احتمالی جدید شروع خواهد شد. در واقع یک جستجو از قبل روی طرح انجام خواهیم داد و یک لیست از همۀ موقعیت‌های احتمالی ارائه می‌کنیم. به‌طوری‌که از حداکثر تعداد کاراکتر گذر کند، در حالی که هیچ تطابق احتمالی را از دست ندهد.
می‌خواهیم بتوانیم برای هر موقعیت در W، طول بلندترین قطعۀ ابتدایی ممکن از W را پیدا کنیم که از آن موقعیت آغاز شده اما آن را شامل نمی‌شود، به جای اینکه قطعۀ کاملی را در نظر بگیریم که از  W[0] آغاز شده و عدم مطابقت داشته‌است. از این رو  T[i] دقیقاً طول بلندترین قطعۀ ابتدایی ممکن و مناسب از W است که همچنین یک قطعه از زیررشته‌ای است که پایانش در  W[i-1] می‌باشد. قرارداد می‌کنیم که رشتۀ خالی طول 0 را دارد. از آنجایی که یک عدم تطابق از ابتدای طرح یک حالت خاص است (هیچ امکانی برای بازگشت نیست)،  T[0]=-1 در نظر می‌گیریم، همان‌طور که در بالا توضیح داده شد.
جدول "تطابق جزئی" ("عمل شکست") > یک مثال از الگوریتم ساختن جدول

ابتدا مثال "W = "ABCDABD را بررسی می‌کنیم. خواهیم دید که همان روال الگوریتم جستجوی اصلی را پیش می‌گیرد و به همان دلایل کارا است. در نظر می‌گیریم:  T[0]=-1. برای یافتن  T[1]، باید یک پسوند مناسب از "A" کشف کنیم که یک پیشوند از W هم هست. اما هیچ پسوند مناسبی از "A" نداریم پس  T[1]=0 و به همین شکل  T[2]=0.
با  T[3] ادامه می‌دهیم. توجه می‌کنیم که یک میان‌بر برای بررسی کردن همه‌ی پسوندها وجود دارد: فرض می‌کنیم یک پسوند مناسب یافته‌ایم که پیشوند مناسب نیز هست و در  W[2] با طول 2 تمام می‌شود (تا حداکثر ممکن)؛ سپس اولین کاراکتر یک پیشوند مناسب از پیشوند مناسب W است، از این رو خودش یک پیشوند مناسب است و در  W[1] تمام می‌شود که قبلاً تعیین شده که نمی‌تواند در حالت  T[2] اتفاق بیفتد. از این رو در هر مرحله، راه میان‌بر آن است که تنها در صورتی نیاز به بررسی پسوند به اندازۀ داده‌شدۀ m + 1 داریم که یک پسوند معتبر از اندازۀ m در مرحلۀ قبل یافت شده باشد. (به‌طور مثال  T[x]=m)
در نتیجه نیاز نیست درگیر یافتن زیررشته‌هایی به طول 2 شویم و مانند حالت قبل تنها یکی با طول 1 شکست می‌خورد، پس:  T[3]=0.
به  W[4] یعنی 'A' می‌رویم. همان منطق نشان می‌دهد که بلندترین زیررشته‌ای که ما نیاز به بررسی آن داریم دارای طول 1 است، و با اینکه در این حالت 'A' کار می‌کند، به خاطر بیاورید که ما به دنبال قطعه‌هایی هستیم که قبل از کاراکتر فعلی تمام می‌شوند. از این رو  T[4]=0.
حال کاراکتر بعدی یعنی  W[4] را که همان 'B' است بررسی می‌کنیم. منطق زیر را پیش می‌گیریم:
اگر یک زیررشته را که از قبل از کاراکتر  W[4] آغاز می‌شود و تا  W[5] ادامه دارد بخواهیم پیدا کنیم، آنگاه به‌طور خاص خودش یک قطعۀ ابتدایی مناسب خواهد داشت که در  W[4] تمام و قبل از آن شروع می‌شود، که با این واقعیت در تضاد است که ما قبلاً فهمیده‌ایم 'A' خودش جلوترین وقوع از یک قطعۀ مناسب است که در  W[4] تمام می‌شود. پس نباید قبل از  W[4] را جستجو کنیم تا یک رشتۀ پایانی برای  W[5] پیدا کنیم. در نتیجه  T[5]=1.
در نهایت، خواهیم دید که کاراکتر بعدی در قطعۀ موردنظر که از  W[4]='A' آغاز می‌شود، 'B' خواهد بود، که در واقع همان  W[5] است. به علاوه همین استدلال مانند بالا نشان می‌دهد که نیازی نیست قبل از  W[4] را بررسی کنیم تا یک قطعه برای  W[6] پیدا کنیم، پس  T[6]=2.
پس به این ترتیب جدول زیر را پر می‌کنیم:
| 0 | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 |
| --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- |
| i | 0 | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 |
| W[i] | A | B | C | D | A | B | D |
| T[i] | -1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 1 | 2 |
بقیۀ مثال‌ها جذابتر و پیچیده‌تر هستند:
| 0 | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 9 | 10 | 11 | 12 | 13 | 14 | 15 | 16 | 17 | 18 | 19 | 20 | 21 | 22 | 23 | 24 |
| --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- |
| i | 0 | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 9 | 0 | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 9 | 0 | 1 | 2 | 3 |
| W[i] | P | A | R | T | I | C | I | P | A | T | E |  | I | N |  | P | A | R | A | C | H | U | T | E |
| T[i] | -1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 1 | 2 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 1 | 2 | 3 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 |
جدول "تطابق جزئی" ("عمل شکست") > توضیحات و شبه‌برنامه برای الگوریتم ساختن جدول

مثال بالا تکنیک‌های کلی برای ساختن جدول با کمترین تلاش را نشان می‌دهد. قاعدۀ کلی برای جستجوی سراسری آن است که: بیشتر کارها قبلاً در هنگام یافتن موقعیت فعلی انجام شده‌است، پس اعمال کمی باید هنگام خروج از آن انجام شود. تنها پیچیدگی جزئی آن است که در ابتدای کار این منطق به اشتباه، زیررشته‌های نامناسبی از رشته می‌دهد. این مشکل ضرورت یک مقداردهی اولیه را نشان می‌دهد.
algorithm kmp_table:
    input:
        an array of characters, W (the word to be analyzed)
        an array of integers, T (the table to be filled)
    output:
        nothing (but during operation, it populates the table)
define variables:
        an integer, pos ← 2 (the current position we are computing in T)
        an integer, cnd ← 0 (the zero-based index in W of the next
character of the current candidate substring)
(the first few values are fixed but different from what the algorithm
might suggest)
    let T[0] ← -1, T[1] ← 0
while pos is less than the length of W, do:
        (first case: the substring continues)
        if W[pos - 1] = W[cnd],

          let cnd ← cnd + 1, T[pos] ← cnd, pos ← pos + 1
(second case: it doesn't, but we can fall back)
        otherwise, if cnd> 0, let cnd ← T[cnd]
(third case: we have run out of candidates.  Note cnd = 0)
        otherwise, let T[pos] ← 0, pos ← pos + 1
جدول "تطابق جزئی" ("عمل شکست") > کارایی الگوریتم ساختن جدول

پیچیدگی الگوریتم جدول از  O(n) است که n طول رشتۀ W می‌باشد. به جز مقداردهی اولیۀ انجام‌شده، همۀ کارها در یک حلقۀ while انجام شده‌است. کافیست نشان دهیم این حلقه در زمان  O(n) اجرا می‌شود که با بررسی مقادیر pos و pos - cnd به‌طور هم‌زمان قابل اثبات است. در اولین شاخه، هم pos و هم cnd به‌طور هم‌زمان در حال افزایشند، پس pos - cnd محفوظ است. اما به‌طور طبیعی pos در حال افزایش است. در شاخۀ دوم، cnd با  T[cnd] جایگزین می‌شود. در شاخۀ سوم، pos در حال افزایش و cnd بدون تغییر است، پس pos و pos - cnd هر دو افزایش می‌یابند. از آنجایی که pos ≤ pos - cnd، در هر مرحله یا pos یا یک کران پایین از pos افزایش می‌یابد؛ در نتیجه چون الگوریتم زمانی که pos = n باشد، به پایان می‌رسد، باید حداکثر بعد از 2n بار تکرار حلقه کار تمام شود. (چون pos - cnd از 1 آغاز می‌شوند.) پس پیچیدگی الگوریتم جدول از  O(n) می‌باشد.
کارایی الگوریتم KMP

از آنجایی که دو قسمت الگوریتم به ترتیب دارای پیچیدگی  O(k) و  O(n) هستند، در کل پیچیدگی الگوریتم از  O(n+k) می‌باشد.
بدون توجه به تعداد تکرار یک طرح در W یا S، این پیچیدگی‌ها همواره یکسان هستند.
منابع برای مطالعۀ بیشتر

الگوریتم جستجوی رشتۀ Boyer-Moore
الگوریتم جستجوی رشتۀ رابین-کارپ
تپه مشت علی

| تپه مشت علی | تپه مشت علی |
| --- | --- |
نام: تپه مشت علی
کشور: ایران
استان: استان مرکزی
شهرستان: شهرستان اراک
اطلاعات اثر: اطلاعات اثر
کاربری: تپه
دیرینگی: دوران‌های تاریخی پس از اسلام
دورهٔ ساخت اثر: دوران‌های تاریخی پس از اسلام
اطلاعات ثبتی: اطلاعات ثبتی
شمارهٔ ثبت: ۲۲۰۵۲
تاریخ ثبت ملی: ۲۶ اسفند ۱۳۸۶
تپه مشت علی مربوط به سده‌های میانه دوران‌های تاریخی پس از اسلام است و در شهرستان اراک، بخش مرکزی، دهستان امیریه، روستای میچان واقع شده و این اثر در تاریخ ۲۶ اسفند ۱۳۸۶ با شمارهٔ ثبت ۲۲۰۵۲ به‌عنوان یکی از آثار ملی ایران به ثبت رسیده است.
هرشل برناردی

| هرشل برناردی | هرشل برناردی |
| --- | --- |
زادهٔ: ۳۰ اکتبر ۱۹۲۳ نیویورک
درگذشت: لس آنجلس
ملیت: ایالات متحده آمریکا
سال‌های فعالیت: ۱۹۳۷-۱۹۸۶
هرشل برناردی (انگلیسی: Herschel Bernardi؛ ۳۰ اکتبر ۱۹۲۳ – ۹ مهٔ ۱۹۸۶) یک هنرپیشه اهل ایالات متحده آمریکا بود.
از فیلم‌ها یا برنامه‌های تلویزیونی که وی در آن نقش داشته است می‌توان به ایرما خوشگله، عشق با غریبه مطلوب اشاره کرد.
کروپشتدت

| کروپشتدت   | کروپشتدت   |
| --- | --- |
Stadtteil  of ویتنبرگ: Stadtteil  of ویتنبرگ
کشور: آلمان
ایالت: زاکسن-آنهالت
ناحیه: Wittenberg
شهر: ویتنبرگ
مساحت: مساحت
 • کل: ۳۲٫۱۳ کیلومتر مربع (۱۲٫۴۱ مایل مربع)
ارتفاع: ۱۰۷ متر (۳۵۱ فوت)
جمعیت (2006-12-31): جمعیت (2006-12-31)
 • کل: ۱٬۳۱۵
 • تراکم: ۴۱/کیلومتر مربع (۱۱۰/مایل مربع)
منطقهٔ زمانی: CET/CEST (UTC+1/+2)
کدهای پستی: 06895
کدهای شماره‌گیری: 034920
پلاک خودرو: WB
کروپشتدت (به آلمانی: Kropstädt) یک منطقهٔ مسکونی در آلمان است که در ویتنبرگ واقع شده‌است. کروپشتدت  ۱٬۳۱۵ نفر جمعیت دارد.
گری آلبرایت

| گری آلبرایت | گری آلبرایت |
| --- | --- |
زاده: ۱۸ مهٔ ۱۹۶۳ لینکلن، نبراسکا
درگذشته: ۷ ژانویهٔ ۲۰۰۰ (۳۶ سال) هیزلتون، پنسیلوانیا
علت مرگ: سکته قلبی
آلما ماتر: دانشگاه نبراسکا در لینکلن
همسر(ها): Monica Anoaʻi
فرزندان: ۳
خانواده: Anoaʻi
کشتی‌گیری حرفه‌ای: کشتی‌گیری حرفه‌ای
نام(های) رینگ: Vokhan Singh Gary Albright
قد: ۶ ft ۳ in (۱٫۹۱ m)
وزن: ۳۵۳ پوند (۱۶۰ کیلوگرم)
معرفی: بیلینگز
آغاز: ۱۹۸۸
گری آلبرایت (انگلیسی: Gary Albright; ۱۸ مهٔ ۱۹۶۳ – ۷ ژانویهٔ ۲۰۰۰) کشتی‌گیر، کشتی‌گیر کشتی حرفه‌ای، و هنرپیشه اهل ایالات متحده آمریکا بود.
گرملین‌ها

| گرملین‌ها | گرملین‌ها |
| --- | --- |
کارگردان: جو دانته
تهیه‌کننده: Michael Finnell
نویسنده: کریس کلمبوس
فیلمنامه‌نویس: کریس کلمبوس
بازیگران: زاک گالیگان فوبه کیتس هویت اکستون پالی هالیدی فرانسیس لی مک‌کین کوری فلدمن جاج رینهولد کیه لوک اسکات بردی دیک میلر هری کری جونیور استیون اسپیلبرگ چاک جونز ادوارد اندروز گلین ترمن جکی ژوزف جری گلدسمیت جاناتان بانکز ویلیام شارلت
موسیقی: جری گلدسمیت
شرکت تولید: امبلین اینترتینمنت
توزیع‌کننده: برادران وارنر
تاریخ‌های انتشار:  ۸ ژوئن ۱۹۸۴ (۱۹۸۴-0۶-۰۸)  
مدت زمان: ۱۰۶ دقیقه
کشور: آمریکا
زبان: انگلیسی 
هزینهٔ فیلم: ۱۱ میلیون دلار
فروش گیشه: ۱۵۳٫۱ میلیون دلار
گرملین‌ها (انگلیسی: Gremlins) فیلمی در ژانر کمدی ترسناک، فیلم ترسناک، فیلم کمدی به کارگردانی جو دانته است که در سال ۱۹۸۴ منتشر شد.
بازیگران

زاک گالیگان
فوبه کیتس
پالی هالیدی
فرانسیس لی مک‌کین
کوری فلدمن
جاج رینهولد
کیه لوک
اسکات بردی
دیک میلر
هری کری جونیور
استیون اسپیلبرگ
چاک جونز
ادوارد اندروز
گلین ترمن
جکی ژوزف
جری گلدسمیت
جاناتان بانکز
ویلیام شارلت
انتخابات پارلمانی جمهوری قره‌باغ (۱۹۹۵)

انتخابات پارلمانی در روز ۳۰ آوریل ۱۹۹۵ در جمهوری قره‌باغ برگزار شد. در مجموع ۳۳ عضو مجلس ملی جمهوری آرتساخ برگزیده شدند. میزان مشارکت ۷۳٫۹ درصد آرا بود.
هارونا ابو دمبا

| اطلاعات شخصی | اطلاعات شخصی | اطلاعات شخصی | اطلاعات شخصی |
| --- | --- | --- | --- |
نام کامل:  Harouna Abou Demba Sy
زادروز:  ۳۱ دسامبر ۱۹۹۱ ‏(۳۲ سال)
زادگاه:  مو سنتنیان
قد:  1.78 m
پست:  مدافع
باشگاه‌های حرفه‌ای*: باشگاه‌های حرفه‌ای*
| سال‌ها |  باشگاه‌ها |  بازی† |  (گل)† |
| ۲۰۰۹–۲۰۱۱ |  باشگاه فوتبال سدان |  ۹ |  (۱) |
| ۲۰۱۱–۲۰۱۲ |  باشگاه فوتبال استاد رنس |  ۱۴ |  (۰) |
| ۲۰۱۲–۲۰۱۳ |  Boulogne B |  ۱۵ |  (۰) |
| ۲۰۱۳–۲۰۱۵ |  Boulogne |  ۲۲ |  (۱) |
| ۲۰۱۵–۲۰۱۶ |  باشگاه ورزشی آمیان |  ۹ |  (۰) |
| ۲۰۱۶–۲۰۱۷ |  GS Consolat |  ۲۶ |  (۰) |
| ۲۰۱۷–۲۰۲۱ |  Grenoble |  ۵۳ |  (۱) |
تیم ملی‡: تیم ملی‡
| ۲۰۱۶– |  تیم ملی فوتبال موریتانی |  ۱۳ |  (۰) |
 تعداد بازی‌ها و گل‌ها فقط مربوط به بازی‌های لیگ داخلی است و آمار به روز شده در تاریخ ۲۱ مه ۲۰۲۱.   ‡ آمار بازی‌ها و گل‌های ملی به‌روز شده در تاریخ ۷ سپتامبر ۲۰۲۱:  تعداد بازی‌ها و گل‌ها فقط مربوط به بازی‌های لیگ داخلی است و آمار به روز شده در تاریخ ۲۱ مه ۲۰۲۱.   ‡ آمار بازی‌ها و گل‌های ملی به‌روز شده در تاریخ ۷ سپتامبر ۲۰۲۱
هارونا ابو دمبا (انگلیسی: Harouna Abou Demba؛ زادهٔ ۳۱ دسامبر ۱۹۹۱) بازیکن فوتبال اهل فرانسه است.
وی همچنین در تیم ملی فوتبال موریتانی بازی کرده‌است.
کردخیل‌ولم

| کردخیل‌ولم | کردخیل‌ولم |
| --- | --- |
روستا: روستا
مختصات: ۳۷°۱۷′ شمالی ۴۹°۵۷′ شرقی﻿ / ﻿۳۷٫۲۸۳°شمالی ۴۹٫۹۵۰°شرقی﻿ / 37.283; 49.950: مختصات: ۳۷°۱۷′ شمالی ۴۹°۵۷′ شرقی﻿ / ﻿۳۷٫۲۸۳°شمالی ۴۹٫۹۵۰°شرقی﻿ / 37.283; 49.950
کشور: ایران
استان: گیلان
شهرستان: رشت
بخش: بخش لشت نشا
دهستان: جیرهنده لشت نشا
جمعیت: ۳۰۹ نفر (سرشماری ۹۵)
کردخیل‌ولم، روستایی است از توابع بخش لشت نشا شهرستان رشت در استان گیلان ایران.
جمعیت

این روستا در دهستان جیرهنده لشت نشا قرار دارد و براساس سرشماری مرکز آمار ایران در سال ۱۳۸۵، جمعیت آن ۳۹۷ نفر (۱۱۳خانوار) بوده‌است.
جاده ای۱۱۹ (انگلستان)

|  A119 road> تقاطع‌های بزرگ |  A119 road> تقاطع‌های بزرگ |
| --- | --- |
از: ور، هرتفوردشر
به: واتون-ات-استون
شبکه جاده‌ای: شبکه جاده‌ای
 راه‌ها در بریتانیا آزادراه‌ها  ای و بی جاده‌های مناطق :  راه‌ها در بریتانیا آزادراه‌ها  ای و بی جاده‌های مناطق 
جاده ای۱۱۹ (به انگلیسی: A119 road) یکی از جاده‌های کشور انگلستان است.
این جاده از شهرک ور شروع و در روستای واتون-ات-استون، شهرستان هرتفوردشر به پایان می‌رسد، طول این جاده ۱۱٫۹ کیلومتر است.
کاوانه‌هون

| کاوانه‌هون 川根本町 | کاوانه‌هون 川根本町 |
| --- | --- |
شهر: شهر
کاوانه‌هون: کاوانه‌هون
Ōigawa Railway in Kawanehon Town: Ōigawa Railway in Kawanehon Town
  پرچممهر:   پرچممهر
موقعیت کاوانه‌هون در نقشه: موقعیت کاوانه‌هون در نقشه
کشور: ژاپن
Region: ناحیه چوبو منطقه توکای
استان‌های ژاپن: استان شیزوئوکا
District: Haibara
مساحت: مساحت
 • کل: ۴۹۶٫۸۸ کیلومتر مربع (۱۹۱٫۸۵ مایل مربع)
جمعیت (سپتامبر ۲۰۱۵): جمعیت (سپتامبر ۲۰۱۵)
 • کل: ۷٬۱۱۴
 • تراکم: ۱۴٫۳/کیلومتر مربع (۳۷/مایل مربع)
منطقهٔ زمانی: یوتی‌سی +۹ (زمان استاندارد ژاپن)
- Tree: راش ژاپنی
- Flower: خرزه هندی
Phone number: 547-56-1117
Address: 627 Kaminagao, Kawanehon-chō, Haibara-gun, Shizuoka-ken 428-0313
وبگاه: وبگاه رسمی
کاوانه‌هون (به لاتین: Kawanehon) یک منطقهٔ مسکونی در ژاپن است که در Haibara District واقع شده‌است. کاوانه‌هون ۴۹۶٫۸۸ کیلومترمربع مساحت و ۷٬۱۱۴ نفر جمعیت دارد.
کاروان اسلام

کاروان اسلام یا البعثة الاسلامیة الی البلاد الافرنجیة نام اثری از صادق هدایت است.
به گفته مجتبی مینوی (دوست و همکار صادق هدایت) این اثر را صادق هدایت در میانه سال‌های ۱۳۱۲–۱۳۱۳ نوشته‌است.
اثر با رویکردی هجوآمیز به سرگذشت و فراز و نشیب‌های سفر چند تن از مبلغان اسلام به بلاد اروپایی می‌پردازد. اسامی این افراد عبارت‌اند از:
آقای تاج المتکلمین به سمت ریاست.
آقای عندلیب الاسلام به سمت نائب رئیس
آقای سکان الشریعه عضو مشاور و محاسب
آقای سنت الاقصاب به سمت تند نویس
آقای الجرجیس یافث بن اسحق الیسوعی به سمت مخبر و مترجم مجله مبارکه المنجلاب سودان (این شخص راوی اول شخص داستان است)
البعثة الاسلامیه الی بلاد الافرنجیه رساله طنزآمیزی از صادق هدایت است. هدایت در این اثر با استفاده از تمثیل‌های طنز تلخ مذهبی رفتار توده‌ای از زوار را مورد انتقاد قرار می‌دهد. هدایت در این کتاب روحانیون اسلامی یا به اصطلاح آخوندها را به باد انتقاد گرفته و با لحنی تمسخرآمیز بیان می‌کند که آخوندها تنها برای منافع شخصیشان خود را بدین لباس درآورده‌اند. داستان این کتاب که از زبان یک خبرنگار عربی نقل شده بدین شرح است: که عده‌ای مذهبی در جلسه‌ای تصمیم می‌گیرند که برای مسلمان کردن سرزمین‌های کفر به آنجا سفر کنند لذا گروهی گرد آمده و با پولی که از مردم جمع‌آوری کرده‌اند سفر را آغاز می‌کنند؛ اما یکی از اخوندها که مسئول نگهداری از پول‌ها بوده و خیلی ادعای روحانیت داشته ضمن سفر با پول‌ها فرار می‌کند و بقیه آخوندها در کشورهای اروپایی ماندگار و به رقص و آواز روی می‌آورند که خبرنگار در آخر داستان با آن‌ها روبرو می‌شود و داستان را از زبان آن‌ها می‌شنود.
صادق هدایت در نظر داشت که داستان را با نام مستعار راستگووسکی چاپ کند که این امر میسر نشد.
کاروان اسلام در نامه های هدایت

صادق هدایت در نامه یازدهم خود به حسن شهید نورایی به تاریخ پنجشنبه ۲۵ مهر ۱۳۲۵ [۱۷ اکتبر ۱۹۴۶] درباره دستنویس این کتاب می نویسد:
« رسالة بعثه الاسلاميه را که خواسته بودید نسخه منحصر به فرد آنرا پیچیده ام و مترصد هستم به شخص مطمئنی بدهم که برایتان بیاورد. آقای جرجانی گفتند کسی را سراغ دارند که با سفارشنامه همین روزها عازم پاریس است و پیش سرکار خواهد آمد. اگر ممکن شد به توسط ایشان خواهم فرستاد. چون از موضوع آن زیاد خوشم نمی آید، اگر بنا شد چاپ کنید بی اسم باشد و البته اصلاحات لازم را در آن خواهید کرد تا زیاده از حد پولتان به هدر نرفته باشد.»
و در نامه دوازدهم به شهیدنورایی،‌ به تاریخ يكشنبه ۲۶ آبان ۱۳۲۵ [۱۷ نوامبر ۱۹۴۶] می آورد:
« بعثه الاسلامی را تا حالا نتوانستم بفرستم. جمشید مفتاح بالاخره موفق شد که اجازه حرکت را بگیرد و محتمل است تا هفته دیگر مسافرت کند و گویا به پاریس خواهد آمد. کتاب را به او می دهم بیاورد.»
در نامه چهاردهم به شهیدنورایی،‌ به تاریخ دوشنبه، ۱۱ آذر ۱۳۲۵ [۲ دسامبر ۱۹۴۶] می آورد:
« یاحق!	سه شنبه قبل به توسط مفتاح غلط گیری افسانه آفرینش و نسخه بعثه را فرستادم. لابد تا حالا رسیده است...»
کاروان اسلام در نامه های هدایت > تاریخچهٔ چاپ

به روایت مجتبی مینوی هدایت  به رغم آن که به گفته خود او با چاپ کتاب « کلۀ مرا ختنه می‌‌کنند»، تمایل داشت تا آن را در ایران و به زمان حیات خود منتشر کند. انتشار البعثته الاسلامیه الی البلاد ‏الافرنجیه به زمان حیات صادق هدایت ممکن نشد و او نسخه دستنویس کتاب را نزد دوست خود فرزانه به امانت گذاست. این کتاب هم در دوره پهلوی و هم در دوره جمهوری اسلامی جزو کتابهایی ممنوعه بوده  و همیشه بصورت زیرزمینی دست به دست شده است.
در سال ۱۳۹۵ انتشارات آوای بوف ضمن انتشار الکترونیکی با ویرایش جدید،کتاب صوتی این اثر را نیز با صدای قاسم قره داغی  ضبط و منتشر نموده‌ که مدت آن ۱ ساعت و ۱۱ دقیقه است.
=
جلال آل احمد  که خود آخوندزاده و سید بود می‌نویسد:"... تکه‌هایی از آن (البعثة الاسلامیه الی البلاد الافرنجیة) در مجله نگین، اواخر سال ۱۳۴۷ درآمد که گویای تقلیدی است از گفتار خوش یار قلی از شیخ محمد محلاتی و تازه این یکی هم گویا تقلیدی است از رساله هفتاد و دو ملت میرزا آقاخان کرمانی و تازه این هم گویا تقلیدی است از قهوه‌خانه سورات، اثر برناردن دوسن‌پیر از معاصران روسو" آل احمد معتقد است که نوشته هدایت عاری از اصالت و نتیجه غرب زدگی اوست.
گری آنتونی ویلیامز

| گری آنتونی ویلیامز | گری آنتونی ویلیامز |
| --- | --- |
زادهٔ: ۱۴ مارس ۱۹۶۶ ‏(۵۸ سال)
ملیت: ایالات متحده آمریکا
سال‌های فعالیت: ۱۹۸۵–اکنون
گری آنتونی ویلیامز (انگلیسی: Gary Anthony Williams؛ زادهٔ ۱۴ مارس ۱۹۶۶) یک هنرپیشه اهل ایالات متحده آمریکا است. وی از سال ۱۹۸۵ میلادی تاکنون مشغول فعالیت بوده‌است.
اندیس آهن رباعی

| آهن رباعی> موقعیت | آهن رباعی> موقعیت |
| --- | --- |
استان: استان سمنان
مشخصات فنی معدن: مشخصات فنی معدن
زلزله: زلزله
وضعیت لرزه‌خیزی ناحیه: غیر فعال
نام اندیس: آهن رباعی
نوع اندیس: فلزی
نام ماده: آهن
نوع ماده: فلزی
آهن رباعی یک اندیس فلزی است که در  استان سمنان قرار دارد و مادهٔ معدنی موجود در آن، آهن است.
کردخیل (آمل)

| کردخیل | کردخیل |
| --- | --- |
روستا: روستا
مختصات: ۳۶°۲۹′۴۵″ شمالی ۵۲°۲۵′۴۸″ شرقی﻿ / ﻿۳۶٫۴۹۵۸۳°شمالی ۵۲٫۴۳۰۰۰°شرقی﻿ / 36.49583; 52.43000: مختصات: ۳۶°۲۹′۴۵″ شمالی ۵۲°۲۵′۴۸″ شرقی﻿ / ﻿۳۶٫۴۹۵۸۳°شمالی ۵۲٫۴۳۰۰۰°شرقی﻿ / 36.49583; 52.43000
کشور: ایران
استان: مازندران
شهرستان: آمل
بخش: دابودشت
دهستان: دابوی جنوبی
جمعیت: ۳۹۱ نفر (سرشماری ۹۵)
کردخیل، روستایی است از توابع بخش دابودشت شهرستان آمل در استان مازندران ایران.
جمعیت

این روستا در دهستان دابوی جنوبی قرار دارد و براساس سرشماری مرکز آمار ایران در سال ۱۳۸۵، جمعیت آن ۳۷۳ نفر (۹۵خانوار) بوده‌است.