stanford-oval/wikipedia huggingface dataset:
حذف سور
مثالها > میدانهای ارزیابی

تئوری
میدان‌های ارزیابی‌ِ بستهٔ جبریِ
که در آن مشخصهٔ میدانِ اصلی و میدانِ خارج‌قسمتی تبیین شده‌است،
در زبانِ به دست آمده از اجتماع زبان میدان‌ها با
محمول دوظرفیتیِ
 v(x)\leq v(y)،
سورها را حذف می‌کند (رابینسون).


در حالت کلی‌تر، میدان‌های ارزیابیِ (نه لزوماً بستهٔ جبری) هنسلیِ دارای مؤلفهٔ زاویه‌ای،
به گونهٔ
 (K,k,\Gamma ,v,ac)
را در
زبان سه‌بخشیِ
 L=L_{K}\cup L_{k}\cup L_{\Gamma }\cup \{v,ac\}
مطالعه می‌کنند که حامل سه بخش برای میدان اصلی و میدان خارج‌قسمتی و گروه ارزیابی‌هاست.
نگاشت ارزیابی با نماد
 v:K\to \Gamma 
نشان داده شده‌است. نیز
 ac:K\to k
نگاشت مؤلفهٔ زاویه‌ای، یک همومرفیسم گروه ضربی است که نگاشت کانونیِ
 res:R\to R/m،
را «روی عناصرِ
یکهٔ
 R»
گسترش می‌دهد. در این زبان می‌توان نشان داد که میدان‌های ارزیابی هنسلی دارای مؤلفهٔ زاویه‌ای و با
مشخصهٔ صفر برای میدان خارج‌قسمتی، سورها را
از میدانِ اصلی، یعنی
 K،
حذف می‌کنند. به بیان دیگر،
اگر دو میدان ارزیابیِ
 (K,k,\Gamma ,v,ac)
و
 (K',k',\Gamma ',v',ac')
داشته باشیم و بدانیم که
 \Gamma \equiv \Gamma '
(به عنوان دو گروه آبلی بخش‌پذیرِ بدونِ تاب)
و
 k\equiv k'
(به عنوان دو میدان)
آنگاه
 (K,k,\Gamma ,v,ac)\equiv (K',k',\Gamma ',v,ac).


حذف سور تبعات خوشایند زیادی نیز برای میدان‌های ارزیابی دارد. برای مثال، تئوری میدان‌های بستهٔ جبریِ
با مشخصهٔ مشخص، سی‌کمینال (سی‌مینیمال) است. یعنی مجموعه‌های تعریف شدنی در آن ساختاری درخت‌مانند دارند.


نیز در میدان‌های ارزیابیِ بستهٔ جبری، گروه ارزیابی‌ها
و میدان خارج‌قسمتی، هر یک «ثابت‌ْنشانده» هستند. یعنی
زیرمجموعه‌هایی از آن‌ها را که در کل ساختار تعریف‌شدنی باشند می‌توان در خودِ ساختار گروه، یا در خودِ ساختارِ
میدان و بدون کمک‌گیری از بقیهٔ زبان تعریف کرد. این نکته دربارهٔ میدان‌های ارزیابیِ هنسلی دارای مشخصهٔ
خارج‌قسمتیِ
صفر و دارای مؤلفهٔ موضعی نیز درست است.
روش‌های معمول برای بررسی حذف‌سور

پیدا کردن معادل بدون سور
به روش مستقیم و با دستکاری فرمولها،
برای یک فرمول پیچیدهٔ دارای سور همواره عملی‌ترین راه آزمودن حذف سور نمی‌تواند باشد، به ویژه وقتی که زبان دارای چندین بخش است و فرمول‌ها بسیار پیجیده‌اند. عموماً
حذف سور را با کمک گرفتن از «محکهای جبری» زیر می‌آزمایند.
روش‌های معمول برای بررسی حذف‌سور > روش اول

تئوری
 T
دارای حذف سور است اگر و تنها اگر برای هر دو مدلِ
 M_{0},M_{1}\models T
و هر زیرساختارِ مشترک از این‌دو مانند
 A\subseteq M_{0},M_{1}
هر فرمولِ
 \phi (x,{\bar {a}})
که عطفی از فرمول‌های اتمی (فرمول‌های ساخته شده با کمک تساوی و نقیض و ترم‌ها و رابطه‌های زبان) است و پارامترهای
 {\bar {a}}
در آن از
 A
می‌آیند، داشته باشیم
 M_{0}\models \exists x\quad \phi (x,{\bar {a}})\Leftrightarrow M_{1}\models \exists x\quad \phi (x,{\bar {a}}).
روش‌های معمول برای بررسی حذف‌سور > روش سوم

برای هر  A\models T_{\forall } یک مدلِ  M\models T پیدا شود که  A را دربردارد و برای هر  N\models T که  A را دربرداشته باشد،  M در  N بنشیند و نگاشت نشاندنِ  M در  N روی  A همانی باشد.
برای هر مدلِ  M\subseteq N از  T و هر عنصرِ  n\in N ساختار تولید شده به وسیلهٔ  M,n را بتوان در یک گسترش مقدماتی از  M نشاند به گونه‌ای این نگاشت نشاندن روی  M این تابع همانی باشد.
روش‌های معمول برای بررسی حذف‌سور > روش چهارم

اگر تئوریِ  T دو شرط جبری زیر را برآورد، آن‌گاه سورها را حذف می‌کند:
T دارای مدل اولیهٔ جبری باشد. یعنی برای هر  A\models T_{\forall } مدلی مانند  M\models T و نشاندنی مانند  f:A\to M یافت شوند به گونه‌ای که برای هر مدلِ  N\models T و هر نشاندنِ  g:A\to N نشاندنی چون  l:M\to N پیدا شود که  g=l\circ f.
هرگاه  M,N\models T و  M\subseteq N، برای هر فرمولِ بدون سورِ  \phi ({\bar {x}},y) و هر  {\bar {m}}\in M اگر  N\models \exists y\quad \phi ({\bar {m}},y) آنگاه  M\models \exists y\quad \phi ({\bar {m}},y).
روش‌های معمول برای بررسی حذف‌سور > روش پنجم

موارد زیر با هم معادلند (تعاریف در ادامه آمده‌است).
تئوریِ  T دارای حذف سور است.
تئوریِ  T مدل‌کامل است و تئوری  T_{\forall } (همهٔ نتیجه‌های با سور عمومی از  T)دارای ویژگی پیوندی است.
مفاهیم نزدیک به حذف سور > کامل بودن

تئوریِ
 T
را «کامل» می‌خوانند هرگاه هر جمله‌ای یا نقیضِ آن
از
 T
نتیجه شود. اگر
 T
کامل باشد و
 M\models T
آن‌گاه
 T
با تئوریِ کاملِ
 th(M)
هم‌ارز است. یعنی هر ویژگی‌ای که در یکی از مدلهای
 T
برقرار باشد، در همهٔ مدل‌های دیگر نیز برقرار خواهد بود. به بیان دیگر، اگر
 T
کامل باشد و
 M,N\models T
آن‌گاه
 M\equiv N؛
یعنی
 M
و
 N
هم‌ارز مقدماتی هستند.


هرگاه
 T
کامل باشد، می‌توان مدلی
بسیار بزرگ از آن را برای کار اندر آن برگزید و و آن را مدل «هیولا» خواند
و همهٔ مدل‌ها را زیرمدلی از مدل هیولا دانست.
نیز
بررسی تایپ‌ها عموماً در تئوری‌های کامل و در مدل هیولا صورت می‌پذیرد.


اگر
 T
دارای حذف سور باشد و مدلی داشته باشد که در سایر مدل‌های دیگر، مقدماتی نشانده شود، آنگاه
 T
کامل است. کامل بودن بسیاری از تئوریها، مانند
میدان‌های بستهٔ حقیقی و میدان‌های بستهٔ جبری، با کمک این نکته ثابت می‌شود.


همان‌گونه که در تعریف گفتیم، تئوریِ
 T
دارای حذف سور است اگر و تنها اگر برای هر مدل
 M\models T
و
هر
زیرساختارِ
 A\subseteq M
تئوریِ
 T\cup Diag(A)
یک تئوری کامل باشد.
مفاهیم نزدیک به حذف سور > مدلْ‌کامل بودن

بسیاری از تئوری‌ها کامل نیستند
ولی
ویژگی‌ای را نزدیک به کامل‌بودن
دارا هستند که آن را «مدل‌کامل» بودن می‌خوانند.


تئوریِ
 T
را مدل‌ْکامل می‌خوانند هرگاه برای هر مدلِ
 M\models T
تئوریِ
 T\cup Diag(M)
در زبان
 L_{M}
یک تئوری کامل باشد.
منظور از
 Diag(M)
مجموعهٔ همهٔ
جمله‌های بدون سورِ
درست در
 M
است و منظور از
 L_{M}
زبانی است که با افزودن ثابت برای عنصرِ
 M
به زبانِ تئوریِ
 T
به دست آمده باشد.
به بیان دیگر، تئوریِ
 T
مدل‌کامل است اگروتنهااگر هر مدل از آن بستهٔ وجودی باشد؛ یعنی اگر
 M\models T
و
 \phi ({\bar {x}},{\bar {y}})
یک فرمول بدون سور باشد و
 M\subseteq N\models T
آن گاه برای هر
 {\bar {m}}\in M
داریم
 N\models \exists {\bar {x}}\quad \phi ({\bar {x}},{\bar {m}})\Leftrightarrow M\models \exists {\bar {x}}\quad \phi ({\bar {x}},{\bar {m}}).
نیز به بیان دیگر، تئوریِ
 T
مدل‌کامل است اگروتنهاگر برای هر دو مدلِ
 M\subseteq N\models T
داشته باشیم
 M\preceq N؛
یعنی
 M
زیرمدلی مقدماتی از
 N
باشد.
تئوریِ
 T
مدل‌کامل است اگروتنهااگر هر فرمولی در آن معادلی با فقط سور وجودی داشته باشد. به بیان دیگر هر فرمول
با متغیرِ آزادِ
 {\bar {y}}
معادلی
به گونهٔ
 \exists {\bar {x}}\quad \phi ({\bar {x}},{\bar {y}})
داشته باشد.
که در آن
 \phi 
فرمولی بدون سور است.


از آنجا که «تایپ» مفهومی مقدماتی است (یعنی هر تایپ در یک گسترش مقدماتی برآورده می‌شود)
به مدل‌کامل بودن یک تئوری برای بررسی تایپ‌های آن در مدل هیولا نیاز است.
اگر
 T
حذف سور داشته باشد، مدل‌ْکامل است.
مفاهیم نزدیک به حذف سور > همپای مدلی

برای بررسی راحت‌ترِ
ویژگی‌های تئوری‌های ناکامل، می‌توان «همپای مدلی» آن‌ها را در صورت وجود بررسی کرد که مدل‌ْکامل است.
تئوریِ
 T'
را «همپای مدلی» تئوری
 T
می‌خوانیم
هرگاه
 T'
مدل‌ْکامل باشد و
 T_{\forall }=T'_{\forall }.
منظور از
 T_{\forall }
مجموعهٔ همهٔ جمله‌های با سور عمومی است که از
 T
نتیجه می‌شوند.
به بیان دیگر،
 T_{\forall }=T'_{\forall }
یعنی هر مدل از
 T
را بتوان به یک مدل از
 T'
گستراند و هر مدل از
 T'
را به یک مدل از
 T.
همپای مدلی یک تئوری لزوماً همیشه موجود نیست، ولی در صورت وجود، یکتاست.

تئوریِ
 T
دارای همپای مدلی است، اگروتنهااگر کلاس همهٔ مدل‌های بسته‌ٔوجودیِ آن، کلاسی مقدماتی باشد.
در واقع همپای مدلیِ
 T،
تئوری‌ِ این کلاس مقدماتی است.
مدلِ
 M\models T
را «بستهٔ وجودی»
می‌خوانند هرگاه برای هر
 M\subseteq N\models T
و هر فرمولِ بدون سورِ
 \phi ({\bar {x}},{\bar {m}})
که در آن
 {\bar {m}}\in M
داشته باشیم
 N\models \exists {\bar {x}}\quad \phi ({\bar {x}},{\bar {m}})\Leftrightarrow M\models \exists {\bar {x}}\quad \phi ({\bar {x}},{\bar {m}}).
مفاهیم نزدیک به حذف سور > مُکمّلِ مدلی

اگر
 T'
همپای مدلیِ
 T
باشد و
 T
دارای «ویژگی پیوندی» (همان گونه که در زیر آمده‌است) باشد، آن‌گاه
 T'
را «مکمل مدلیِ»
 T
می‌خوانیم. مکمل‌ِ مدلی یک تئوری به داشتن حذف سور نزدیک است؛ از آن رو که
مکملِ مدلیِ یک تئوری با اصل‌بندیِ جهانی ( T=T_{\forall })
دارای حذف سور است.


نیز
 T'
مکمل مدلیِ
 T
است.
اگروتنهااگر
همپای مدلی
 T
باشد و برای هر
 M\models T
تئوریِ
 T'\cup Diag(M)
در زبان
 L_{M}
یک تئوری کامل باشد.
مفاهیم نزدیک به حذف سور > ویژگی پیوندی

تئوریِ
 T
دارای «ویژگیِ پیوندی» است.
هرگاه هر دو مدل آن را که دارای زیرمدلی مشترک باشند بتوان به هم پیوند زد. به بیان دقیق‌تر
هرگاه
 M_{0},M_{1},M_{2}
سه مدلِ
 T
باشند
و
 f_{1}:M_{0}\to M_{1}
و
 f_{2}:M_{0}\to M_{2}
دو نشاندن باشند، آنگاه یک مدلِ
 N
از
 T
و دو نشاندنِ
 g_{1}:M_{1}\to N
و
 g_{2}:M_{2}\to N
موجود باشند که
 g_{1}\circ f_{1}=g_{2}\circ f_{2}.


ویژگی پیوندی با حذف سور رابطهٔ نزدیکی دارد. نخست توجه کنید که «پیوند» در حالت مقدماتی همیشه ممکن است؛ یعنی
اگر
 M_{0},M_{1},M_{2}
سه ساختار باشند و
 f_{i}:M_{0}\to M_{1}
برای
 i=1,2
دو «نشاندن مقدماتی» باشند، آنگاه یک ساختارِ
 N
به همراه نشاندن‌های مقدماتی
 g_{i}:M_{i}\to N
پیدا می‌شوند که
 g_{1}\circ f_{1}=g_{2}\circ f_{2}.
از آنجا که در حضور حذف سور، هر زیرمدلی، زیرمدلی مقدماتی است رابطهٔ میان ویژگی پیوندی و حذف سور
توجیه شدنی است.


در واقع موارد زیر با هم معادلند:
تئوریِ T دارای حذف سور است.
تئوریِ T مدل‌کامل است و تئوری  T_{\forall } (همهٔ نتیجه‌های با سور عمومی از  T) دارای ویژگی پیوندی است.
عروسی غیرممکن

| عروسی غیرممکن | عروسی غیرممکن |
| --- | --- |
هانگول: 웨딩 임파서블
معنای لفظی: Wedding impossible عروسی غیرممکن
لاتین‌نویسی اصلاح‌شده: Weding Impaseobeul
 :  
ژانر: عاشقانه درام
بر پایهٔ: عروسی غیرممکن اثر سونگ جونگ وون
توسعه‌دهنده: استودیو دراگون (برنامه‌ریزی)
نویسنده: پارک سول گی اوه هه وون
کارگردان: کوان یونگ ایل
بازیگران: جون جونگ سو مون سانگ مین کیم دو وان به یون کیونگ
کشور سازنده: کره جنوبی
زبان اصلی: کره‌ای
شمار قسمت‌ها: ۱۲
تولید: تولید
مدت: ۷۰ دقیقه
تولیدکننده: استودیو ۳۲۹
پخش: پخش
شبکهٔ اصلی: تی‌وی‌ان
انتشار اولیه: ۲۶ فوریه ۲۰۲۴ (۲۰۲۴-02-۲۶) – ۲ آوریل ۲۰۲۴ (۲۰۲۴-04-۰۲)
وبگاه: وبگاه
عروسی غیرممکن (انگلیسی: Wedding Impossible) یک مجموعه تلویزیونی محصول کره جنوبی در سال ۲۰۲۴ با بازی جون جونگ سو، مون سانگ مین، کیم دو وان و به یون کیونگ است. این مجموعه بر پایه وب‌تونی با همین نام به نویسندگی سونگ جونگ وون و تصویرگری لی چونگ است. این مجموعه از ۲۶ فوریه تا ۲ آوریل ۲۰۲۴، روزهای دوشنبه و سه‌شنبه ساعت ۲۰:۵۰ (کی‌اس‌تی) از تی‌وی‌ان پخش شد.
داست ۲

| داست ۲ | داست ۲ |
| --- | --- |
ساید ای در کانتر-استرایک: گلوبال آفنسیو پس از بروزرسانی اکتبر ۲۰۱۷: ساید ای در کانتر-استرایک: گلوبال آفنسیو پس از بروزرسانی اکتبر ۲۰۱۷
موقعیت کانتر استرایک: موقعیت کانتر استرایک
خالق: دیوید جانستون
ژانر: تیراندازی اول شخص
اولین حضور: کانتر استرایک
«داست ۲»، (به انگلیسی: Dust II) که با نام پرونده آن de_dust2 نیز شناخته می‌شود، یک نقشه بازی ویدیویی است که در مجموعه تیرانداز اول شخص کانتر استرایک ارائه می‌شود. داست ۲ جانشین «داست»، یکی دیگر از نقشه‌های کانتر استرایک است و توسط دیوید جانستون قبل از انتشار رسمی بازی اصلی کانتر استرایک ارائه شده‌است. این طراحی با هدف سادگی و تعادل، بر اساس طراحی متقارن و دو نقطه طراحی شده‌است، که برای این منظور دو تیم باید برای کنترل مبارزه کنند.
این نقشه برای اولین بار در مارس ۲۰۰۱ برای بازی اصلی کانتر استرایک منتشر شد و در همه بازی‌های این مجموعه وجود دارد. به غیر از به روزرسانی‌های گرافیکی، پس از انتشار اولیه، قبل از اینکه یک بازبینی اساسی در کانتر-استرایک: گلوبال آفنسیو در اکتبر ۲۰۱۷ انجام شود، حداقل تغییراتی را تجربه کرد. این نقشه از زمان انتشار اولیه در بین بازیکنان محبوب بوده و هر دو طرح اصلی و اصلاح شده آن در گلوبال آفنسیو و با استقبال مثبت بازیکنان و نقشه سازان روبرو شده‌است.
طراحی

داست ۲ یک نقشه بازی ویدیویی است که در سری شوتر اول شخص کانتر استرایک به نمایش در می‌آید. به گفته جس کلیف، طراح مشترک بازی اصلی کانتر استرایک این نقشه در یک محیط غبارآلود واقع در مراکش تنظیم شده‌است. مانند سایر نقشه‌های بازی، بازیکنان به دو تیم تقسیم می‌شوند: تروریست‌ها و ضد تروریست‌ها. تروریست‌ها مدت زمان محدودی را برای کاشت و انفجار بمب دارند. ضد تروریست‌ها سعی می‌کنند مانع کاشت بمب شوند یا اگر قبلاً کار گذاشته شده‌است آن را خنثی کنند. طرف تروریست برای کنترل بمب باید یکی از دو مکان را کنترل کند. این سایت‌ها در ابتدای دور به راحتی برای ضد تروریست‌ها قابل دسترسی هستند. این نقشه دارای چند نقطه اصلی خفه کننده است: «میدل»، «لانگ ای» و «تونل بی».
نقاط اصلی خفگی شامل موقعیت‌ها و مناطق مهم تاکتیکی است. میانه دارای سه منطقه اصلی است: Catwalk، یک مسیر مرتفع که به سایت Short on A منتهی می‌شود. پایین تونل‌ها، تونلی که از میانه به بالا تونل منتهی می‌شود؛ و میدل دورز، مجموعه ای از درب‌های دوتایی باز در میل دارد که منجر به اسپاون ضد تروریست می‌شود. قبل از نزدیک شدن به سایت A، در Long A، سه منطقه مهم دیگر وجود دارد. لانگ دورز دو مجموعه در دوتایی باز هستند که از اسپاون تروریست به Long A منتهی می‌شوند. Pit یک منطقه شیب دار است که بازیکنان می‌توانند در آن در نزدیکی Long Doors پنهان شوند یا از آن برای پوشش استفاده کنند. اسپاون ضد تروریست، درست در Long A از یک سایت، جایی است که ضد تروریست‌ها اسپاون می‌کنند. تونل‌های B دو منطقه اصلی دارند. تونل بالا و تونل پایین. تونل‌های فوقانی منجر به سایت B یا اسپاون تروریست می‌شود. پایین تونل‌ها به تونل‌های فوقانی یا میانه منتهی می‌شود.
نقشه داست ۲
جولیاناتوپ

| جولیاناتوپ | جولیاناتوپ |
| --- | --- |
fa (in English: Expected satiety): fa
جولیاناتوپموقعیت جولیاناتوپ در نقشه : جولیاناتوپموقعیت جولیاناتوپ در نقشه 
مرتفع‌ترین نقطه: مرتفع‌ترین نقطه
ارتفاع: ۱٬۲۸۰ متر (۴٬۲۰۰ فوت)
فهرست‌بندی: فهرست کشورهای جهان بر پایه بلندترین نقطه
مختصات: ۳°۴۰′۵۸″ شمالی ۵۶°۳۲′۸″ غربی﻿ / ﻿۳٫۶۸۲۷۸°شمالی ۵۶٫۵۳۵۵۶°غربی﻿ / 3.68278; -56.53556
جغرافیا: جغرافیا
موقعیت: ناحیه سیپالیوینی
رشته‌کوه مادر: Wilhelmina Mountains
جولیاناتوپ (به لاتین: Julianatop) یک کوه در سورینام است که در ناحیه سیپالیوینی واقع شده‌است. جولیاناتوپ ۱٬۲۸۰ متر بالاتر از سطح دریا واقع شده‌است.
دنیل یورتا

دنیل یورتا
دنیل یورتا (به انگلیسی: Dániel Gyurta) (زادهٔ ۴ مهٔ ۱۹۸۹) شناگر اهل مجارستان است.
حمام قره‌ضیاءالدین

| حمام قره ضیالدین | حمام قره ضیالدین |
| --- | --- |
نام: حمام قره ضیالدین
کشور: ایران
شهرستان: شهرستان خوی
اطلاعات اثر: اطلاعات اثر
کاربری: حمام
دیرینگی: دوره قاجار
دورهٔ ساخت اثر: دوره قاجار
اطلاعات ثبتی: اطلاعات ثبتی
شمارهٔ ثبت: ۹۱۷۱
تاریخ ثبت ملی: ۲۴ تیر ۱۳۸۲
حمام قره ضیالدین مربوط به دوره قاجار است و در شهرستان خوی، قره ضیاالدین، محله بیجوان واقع شده و این اثر در تاریخ ۲۴ تیر ۱۳۸۲ با شمارهٔ ثبت ۹۱۷۱ به‌عنوان یکی از آثار ملی ایران به ثبت رسیده است.
حمام گرینه کهنه

| حمام گرینه کهنه | حمام گرینه کهنه |
| --- | --- |
نام: حمام گرینه کهنه
کشور: ایران
استان: استان خراسان رضوی
شهرستان: شهرستان نیشابور
اطلاعات اثر: اطلاعات اثر
کاربری: حمام
دیرینگی: دوره قاجار
دورهٔ ساخت اثر: دوره قاجار
اطلاعات ثبتی: اطلاعات ثبتی
شمارهٔ ثبت: ۱۹۱۲۸
تاریخ ثبت ملی: ۳ خرداد ۱۳۸۶
حمام گرینه کهنه مربوط به دوره قاجار است و در شهرستان نیشابور، بخش زبرخان، دهستان زبرخان، روستای گرینه واقع شده و این اثر در تاریخ ۳ خرداد ۱۳۸۶ با شمارهٔ ثبت ۱۹۱۲۸ به‌عنوان یکی از آثار ملی ایران به ثبت رسیده است.
دنیل یبوآ

| 0 | 1 | 2 | 3 |
| --- | --- | --- | --- |
 :  
اطلاعات شخصی: اطلاعات شخصی
نام کامل:  Daniel Yéboah Tétchi
زادروز:  ۱۳ نوامبر ۱۹۸۴ ‏(۳۹ سال)
قد:  ۱٫۸۷ متر (۶ فوت ۲ اینچ)*
پست:  دروازه‌بان
اطلاعات باشگاهی: اطلاعات باشگاهی
باشگاه کنونی:  Dijon
باشگاه‌های حرفه‌ای*: باشگاه‌های حرفه‌ای*
| سال‌ها |  باشگاه‌ها |  بازی† |  (گل)† |
| ۲۰۰۰–۲۰۰۵ |  باستیا |  ۴۵ |  (۰) |
| ۲۰۰۸–۲۰۱۲ |  ASEC Mimosas |   |   |
| ۲۰۱۲– |  Dijon II |   |   |
تیم ملی: تیم ملی
| ۲۰۰۳ |  زیر ۲۱ سال ساحل عاج |  ۳ |  (۰) |
| ۲۰۰۳– |  ساحل عاج |  ۱۰ |  (0) |
 تعداد بازی‌ها و گل‌ها فقط مربوط به بازی‌های لیگ داخلی است. :  تعداد بازی‌ها و گل‌ها فقط مربوط به بازی‌های لیگ داخلی است. 
دنیل یبوآ (انگلیسی: Daniel Yeboah)؛ زادهٔ ۱۳ نوامبر ۱۹۸۴) یک بازیکن فوتبال اهل ساحل عاج است.
وی عضو تیم ملی فوتبال ساحل عاج در جام جهانی فوتبال ۲۰۱۰ بوده است.
حمام قرمز گل

| حمام قرمز گل | حمام قرمز گل |
| --- | --- |
نام: حمام قرمز گل
کشور: ایران
استان: استان آذربایجان شرقی
شهرستان: شهرستان آذرشهر
اطلاعات اثر: اطلاعات اثر
کاربری: حمام
دیرینگی: دوره قاجار
دورهٔ ساخت اثر: دوره قاجار
اطلاعات ثبتی: اطلاعات ثبتی
شمارهٔ ثبت: ۱۷۴۹۸
تاریخ ثبت ملی: ۶ اسفند ۱۳۸۵
حمام قرمز گل مربوط به اواخر دوره قاجار است و در شهرستان آذرشهر، بخش حومه، دهستان قبله داغی، روستای قرمز گل، حمام قرمز گل واقع شده و این اثر در تاریخ ۶ اسفند ۱۳۸۵ با شمارهٔ ثبت ۱۷۴۹۸ به‌عنوان یکی از آثار ملی ایران به ثبت رسیده است.
حمام مردانه بازار اردکان

| حمام مردانه بازار اردکان | حمام مردانه بازار اردکان |
| --- | --- |
نام: حمام مردانه بازار اردکان
کشور: ایران
شهرستان: شهرستان اردکان
اطلاعات اثر: اطلاعات اثر
کاربری: بازار، حمام
دیرینگی: دوره قاجار
دورهٔ ساخت اثر: دوره قاجار
اطلاعات ثبتی: اطلاعات ثبتی
شمارهٔ ثبت: ۱۱۰۷۲
تاریخ ثبت ملی: ۱۶ شهریور ۱۳۸۳
حمام مردانه بازار اردکان مربوط به دوره قاجار است و در شهرستان اردکان، ورودی راسته بازار زرین واقع شده و این اثر در تاریخ ۱۶ شهریور ۱۳۸۳ با شمارهٔ ثبت ۱۱۰۷۲ به‌عنوان یکی از آثار ملی ایران به ثبت رسیده است.
خواجه (خواف)

| خواجه | خواجه |
| --- | --- |
روستا: روستا
مختصات: ۳۴°۳۲′۲۹٫۰۰″ شمالی ۵۹°۵۹′۳۵٫۹۹″ شرقی﻿ / ﻿۳۴٫۵۴۱۳۸۸۹°شمالی ۵۹٫۹۹۳۳۳۰۶°شرقی﻿ / 34.5413889; 59.9933306: مختصات: ۳۴°۳۲′۲۹٫۰۰″ شمالی ۵۹°۵۹′۳۵٫۹۹″ شرقی﻿ / ﻿۳۴٫۵۴۱۳۸۸۹°شمالی ۵۹٫۹۹۳۳۳۰۶°شرقی﻿ / 34.5413889; 59.9933306
کشور: ایران
استان: خراسان رضوی
شهرستان: خواف
بخش: بخش مرکزی
دهستان: میان‌خواف
جمعیت: ۳۴۷ نفر (سرشماری ۹۵)
خواجه ، روستایی است از توابع بخش مرکزی شهرستان خواف استان خراسان رضوی ایران.
جمعیت

این روستا در دهستان میان‌خواف قرار داشته و بر اساس سرشماری سال ۱۳۸۵ جمعیت آن (۶۱خانوار) ۲۸۷نفر
بوده است.
حمام مریان

| حمام مریان | حمام مریان |
| --- | --- |
نام: حمام مریان
کشور: ایران
استان: استان گیلان
شهرستان: شهرستان طوالش
اطلاعات اثر: اطلاعات اثر
کاربری: حمام
دیرینگی: دوره قاجار
دورهٔ ساخت اثر: دوره قاجار
اطلاعات ثبتی: اطلاعات ثبتی
شمارهٔ ثبت: ۹۹۱۹
تاریخ ثبت ملی: ۱۱ شهریور ۱۳۸۲
حمام مریان مربوط به دوره قاجار است و در شهرستان طوالش، بخش مرکزی، روستای آق‌اولر واقع شده و این اثر در تاریخ ۱۱ شهریور ۱۳۸۲ با شمارهٔ ثبت ۹۹۱۹ به‌عنوان یکی از آثار ملی ایران به ثبت رسیده‌است.
حمام مردانه حاج رحمت‌الله

| حمام مردانه حاج رحمت‌الله | حمام مردانه حاج رحمت‌الله |
| --- | --- |
نام: حمام مردانه حاج رحمت‌الله
کشور: ایران
استان: استان یزد
شهرستان: اردکان
اطلاعات اثر: اطلاعات اثر
کاربری: حمام
دیرینگی: دوره قاجار
دورهٔ ساخت اثر: دوره قاجار
اطلاعات ثبتی: اطلاعات ثبتی
شمارهٔ ثبت: ۱۰۴۲۴
تاریخ ثبت ملی: ۱ مهر ۱۳۸۲
حمام مردانه حاج رحمت‌الله  مربوط به دوره قاجار است و در اردکان، روستای ترک آباد، خیابان امام خمینی، کوچه حمام واقع شده و این اثر در تاریخ ۱ مهر ۱۳۸۲ با شمارهٔ ثبت ۱۰۴۲۴ به‌عنوان یکی از آثار ملی ایران به ثبت رسیده است.
دم‌بادبزنی کاداوو

| دم‌بادبزنی کاداوو | دم‌بادبزنی کاداوو |
| --- | --- |
دم‌بادبزنی کاداوو، Rhipidura personata: دم‌بادبزنی کاداوو، Rhipidura personata
وضعیت حفاظت: وضعیت حفاظت
 نزدیک تهدید  (IUCN 3.1):  نزدیک تهدید  (IUCN 3.1)
رده‌بندی علمی: رده‌بندی علمی
فرمانرو:: جانوران
شاخه:: طنابداران
رده:: پرندگان
راسته:: گنجشک‌سانان
گونه:: R. personata
نام دوبخشی: نام دوبخشی
Rhipidura personata : Rhipidura personata 
دم‌بادبزنی کاداوو (نام علمی: Rhipidura personata) نام یک گونه از سرده دم‌بادبزنی است.
حسین شایان

| اطلاعات شخصی | اطلاعات شخصی |
| --- | --- |
ملیت:  ایران
زاده: ۱۳۵۰
ورزشی: ورزشی
ورزش: پرش ارتفاع
حسین شایان ورزشکار و مربی دو و میدانی است که به مدت ۱۸ سال رکورددار پرش ارتفاع ایران بود. شایان در سال ۱۳۷۲ با پرشی به میزان ۲٫۲۳ متر رکورد تیمور غیاثی در بازی‌های آسیایی تهران را پس از ۱۹ سال شکست. رکورد شایان در سال ۱۳۹۰ توسط امین حسین‌زاده رهبر با پرشی به میزان ۲٫۲۵ متر شکسته شد.
حسین شایان در المپیک ۱۹۹۲ بارسلون، و بازی‌های آسیایی ۱۹۹۰ پکن و ۱۹۹۴ هیروشیما شرکت داشت.
رکوردها

پرش ارتفاع فضای باز: ۲٫۲۳ سانتیمتر
پرش ارتفاع داخل سالن: ۲٫۲۲ سانتیمتر
دم‌بادبزنی پوهنپئی

| دم‌بادبزنی پوهنپئی> وضعیت حفاظت | دم‌بادبزنی پوهنپئی> وضعیت حفاظت |
| --- | --- |
 کمترین نگرانی  (IUCN 3.1):  کمترین نگرانی  (IUCN 3.1)
رده‌بندی علمی: رده‌بندی علمی
فرمانرو:: جانوران
شاخه:: طنابداران
رده:: پرندگان
راسته:: گنجشک‌سانان
گونه:: R. kubaryi
نام دوبخشی: نام دوبخشی
Rhipidura kubaryi : Rhipidura kubaryi 
دم‌بادبزنی پوهنپئی (نام علمی: Rhipidura kubaryi) نام یک گونه از سرده دم‌بادبزنی است که ویژه جزیره پوهنپئی در کشور ایالات فدرال میکرونزی است.
درازای بدن آن ۱۵ سانتیمتر (۵٫۹ اینچ) با دم بلند و بادبزن شکل است. پرهای زینتی آن خاکستری تیره با ابرو، سبیل، و نوک سفید است. شکم آن سفید و سینه آن سیاه با پرهای سفید پراکنده در کناره‌ها است.
این گونه با دم‌بادبزنی حنایی خویشاوندی نزدیک دارد. اما پرهای آن تیره‌تر و کوتاه‌تر است. آواز و عادت‌های خوراکی متفاوتی نیز دارد.
نام علمی آن از زیست‌شناس اهل لهستان «یان کوباری» گرفته شده است.
ریزهسته

ساختار ریزهسته و هستهٔ یکپارچه در سیستم‌عامل‌ها (به ترتیب)
در علم رایانه، ریزهسته یا میکروکرنل (به انگلیسی: Microkernel) یک هستهٔ کامپیوتری است که ساز و کارهای لازم برای پیاده‌سازی سیستم‌عامل را فراهم می‌کند؛ چیزهایی مانند مدیریت فضای آدرس سطح پایین، مدیریت ریسه‌ها (به انگلیسی: thread management)، و ارتباطات میان‌پردازه‌ای. اگر سخت‌افزار چندین سطح دسترسی داشته باشد، آنگاه ریزهسته تنها بخشی از نرم‌افزار است که بالاترین سطح دسترسی را داراست که معمولاً به آن وضعیت هسته می‌گویند. در ساختار ریزهسته‌ای سرویس‌های واقعی سیستم‌عامل مانند راه انداز قطعات، پشته‌های پروتوکل، سیستم فایل‌ها و دستورهای رابط کاربری در فضای کاربر نگهداری می‌شوند.
از نظر اندازه منبع، ریزهسته‌ها غالباً کوچکتر از هسته‌های یکپارچه هستند. به عنوان مثال، ریزهسته های MINIX 3 فقط حدود ۱۲,۰۰۰ خط کد دارند.
معرفی

هسته سیستم‌عامل‌های اولیه، به نسبت کوچک بودند، علت این موضوع تا حدی مربوط به کمبود حافظه می‌شد. با رشد کارایی‌های رایانه، تعداد قطعاتی که هسته باید کنترل می‌کرد نیز افزایش یافت. در اوایل ظهور یونیکس، با وجود اینکه هسته شامل درایورهای قطعات و مدیریت‌کننده‌های سیستم فایل می‌شد، اما اغلب هسته‌ها کوچک بودند. هنگامی که فضای آدرس از ۱۶ بیت به ۳۲ بیت افزایش یافت، طراحی هسته دیگر در قید معماری سخت‌افزار باقی نماند و هسته‌ها شروع به رشد کردند.
یونیکس (بی‌اس‌دی) برکلی، دوران هسته‌های بزرگ را آغاز کرد. افزون بر اداره‌کردن یک سیستمِ پایهٔ متشکل از سی‌پی‌یو، دیسک‌ها و چاپگرها، بی‌اس‌دی فایل‌سیستم‌های دیگری را به کار گرفت، از جمله یک سیستم شبکهٔ تی‌سی‌پی/آی‌پی کامل، و شماری از قطعات مجازی که اجازه می‌داد برنامه‌های موجود به صورت پنهان در شبکه اجرا شوند. این بزرگ‌شدن برای سال‌ها ادامه یافت و منجر به هسته‌هایی با میلیون‌ها خط دستور در سورس‌شان شد. در نتیجهٔ این رشد، هسته‌ها بیشتر در معرض باگ‌ها قرار گرفتند و نگهداری آنها به شدت سخت گشت.
ریزهسته برای رفع مشکلات بزرگ‌شدن بیش از حد هسته‌ها طراحی شد. از نظر تئوری، مدیریت دستورها در ریزهسته‌ها ساده‌تردستورهای است زیرا کد آن در سرویس‌های فضای کاربر تقسیم می‌شود. این موضوع همچنین باعث افزایش پایداری و امنیت خواهد شد که نتیجهٔ کاهش مقدار دستورهای اجرایی در وضعیت هسته است. برای مثال اگر یک سرویس شبکه بر اثر سرریز حافظهٔ نهان دچار خرابی شود، تنها حافظهٔ سرویس شبکه دچار خرابی خواهد شد و بقیهٔ سیستم کاملاً کارا خواهد ماند.
سرورها

سرورهای میکروکرنل در واقع مانند سایر برنامه ها برنامه های Daemon هستند ، به جز این که هسته به برخی از آنها امتیاز می دهد تا با بخش هایی از حافظه فیزیکی که در غیر این صورت در بیشتر برنامه ها محدود است ، تعامل برقرار کنند. این اجازه می دهد تا برخی از سرورها ، به ویژه درایورهای دستگاه ، به طور مستقیم با سخت افزار ارتباط برقرار کنند.
یک مجموعه اصلی از سرورها برای یک میکروکرنل با هدف کلی شامل سرورهای سیستم فایل ، سرورهای درایور دستگاه ، سرورهای شبکه ، سرورهای نمایشگر و سرورهای دستگاه رابط کاربر است. این مجموعه از سرورها (تهیه شده از QNX) تقریباً مجموعه خدمات ارائه شده توسط یک هسته یکپارچه یونیکس را ارائه می دهند. سرورهای لازم در هنگام راه اندازی سیستم شروع می شوند و خدماتی مانند دسترسی به پرونده ، شبکه و دستگاه را به برنامه های کاربردی عادی ارائه می دهند. با وجود چنین سرورهایی که در محیط یک برنامه کاربر فعال هستند ، توسعه سرورها به جای فرایند ساخت و بوت مورد نیاز برای توسعه هسته ، شبیه به توسعه نرم افزار معمولی است.
علاوه بر این ، بسیاری از "خرابی ها" را می توان با توقف و راه اندازی مجدد سرور ، اصلاح کرد. با این حال ، بخشی از حالت سیستم با سرور خراب از بین می رود ، از این رو این رویکرد برای مقابله با خرابی به برنامه هایی نیاز دارد. مثال خوب سرور مسئول اتصالات TCP / IP است: اگر این سرور مجدداً راه اندازی شود ، برنامه ها یک اتصال "گمشده" را تجربه می کنند ، یک اتفاق عادی در یک سیستم شبکه ای. برای سایر خدمات ، شکست کمتر انتظار می رود و ممکن است نیاز به تغییر در کد برنامه داشته باشد. برای QNX ، قابلیت راه اندازی مجدد به عنوان ابزار دستیابی بالا QNX ارائه می شود.