stanford-oval/wikipedia huggingface dataset:
درهم‌سازی میانی
تشابه و مقدار میانی در هم‌سازی ژاکار

ثابت تشابه ژاکار برای دو مجموعه A و B به صورت زیر تعریف می‌شود
که یک عدد بین ۰ و ۱ است؛ وقتی دو مجموعه کاملاً از هم جدا هستند مقدار ۰ و وقتی دو مجموعه برابر هستند مقدار ۱ را می‌پذیرد. در بقیه حالات به‌طور موکد بین ۰ و ۱ است. این ثابت یک نمایش رایج برای نشان دادن میزان تشابه بین دو مجموعه است: دو مجموعه بیشتر به هم شبیه هستند اگر ثابت ژاکار آن نزدیکتر به ۱ باشد، و به همین طریق وقتی ثابت ژاکار آن‌ها به ۰ نزدیکتر باشد، کمتر متشابه‌اند.
فرض کنید h یک تابع درهم‌سازی باشد که اعضای A و B را به اعداد صحیح متمایز نسبت می‌دهد، و برای هر مجموعه S تعریف می‌کنیم hmin(S) که عضو x از S است با مقدار میانی h(x). بنابراین hmin(A) = hmin(B) دقیقاً زمانی که مقدار درهم سازی میانی اجتماع A ∪ B داخل تلاقی A ∩ B قرار گیرد.
از همین رو،
به عبارتی دیگر، اگر r یک متغیر تصادفی باشد که وقتی hmin(A) = hmin(B) است برابر ۱ و در غیر این صورت ۰ باشد، آنگاه r یک برآوردگر بی‌غرض از J(A,B) است، با اینکه واریانس بالایی برای اینکه در نوع خود مفید باشد، دارد.
هدف روش درهم‌سازی میانی برای کاهش واریانس، میانگین‌گیری از چندین متغیر است که به صورت یکسان تولید شده‌اند.
الگوریتم > گوناگونی با توابع درهم‌سازی زیاد

ساده‌ترین نسخه از روش درهم‌سازی میانی از k تابع درهم‌سازی متفاوت استفاده می‌کند (که یک پارامتر عدد صحیح ثابت است) و نمایانگر هر مجموعه S با k مقدار از hmin(S) برای این k تابع است.
برای تخمین زدن J(A,B) با استفاده از این نسخهٔ این رویه، فرض کنید y تعداد توابع درهم‌سازی باشد به صورتی که hmin(A) = hmin(B)، از y/k به عنوان تخمین استفاده کنید. این تخمین حاصل میانگین k متغیر تصادفی است که بین
۰-۱ هستند، که هر کدام وقتی hmin(A) = hmin(B) است، برابر ۱ و در غیر اینصورت برابر ۰ هستند، و هرکدام از این‌ها یک ثابت مطلق ژاکار هستند. از این رو میانگین آن‌ها هم یک برآوردگر بی‌غرض است، و بر طبق کران‌های چرنوف استاندارد برای مجموع متغیرهای تصادفی ۰-۱ خطای مورد انتظار از O(1/√k) می‌باشد.
از این رو، برای هر ε> ۰ای یک ثابت k = O(1/ε2) وجود دارد به طوری که خطای مورد انتظار تخمین حداکثر برابر ε است. برای مثال، ۴۰۰ تابع در هم‌سازی ملزوم تخمین J(A,B) با خطای مورد انتظار کوچکتر یا مساوی ۰٫۰۵ است.
الگوریتم > گوناگونی با تک تابع درهم‌سازی

ممکن است از لحاظ محاسباتی، محاسبهٔ توابع گوناگون درهم‌سازی پرهزینه باشد ولی یک نسخه مربوط به روش درهم‌سازی میانه از این مشکل پرده برداری کرده‌است، تنها با استفاده از یک تک تابع درهم‌سازی و استفاده از آن برای انتخاب چند مقدار از هر مجموعه به جای انتخاب کردن تنها یک مقدار کمینه از تابع درهم‌سازی. فرض کنیم h یک تابع درهم‌سازی باشد، و k یک عدد صحیح ثابت. اگر S هر مجموعه‌ای از k یا مقادیر بیشتری در دامنه h باشد، تعریف می‌کنیم h(k)(S) یک زیر مجموعه از k عنصر S با کمترین مقدار h است. این زیر مجموعه h(k)(S) به عنوان یک مشخصه برای مجموعه S است. که تشابه بین هر دو مجموعه از طریق مقایسه این مشخصه بدست می‌آید و تخمین زده می‌شود.
خصوصاً، فرض کنیم A و B دو مجموعه دلخواه باشند، آنگاه X = h(k)(h(k)(A) ∪ h(k)(B)) = h(k)(A ∪ B) یک مجموعه k عضوی از A ∪ B است، و اگر h یک تابع تصادفی باشد، آنگاه هر زیر مجموعه از k عضو با احتمال برابر انتخاب می‌شوند؛ یعنی اینکه، X یک نمونه تصادفی ساده از A ∪ B است، زیر مجموعه Y = X ∩ h(k)(A) ∩ h(k)(B) یک مجموعه از اعضای X است که متعلق به تلاقی A ∩ B است. از این رو |Y|/k یک برآوردگر بی‌غرض J(A,B) است. تفاوت این برآوردگر با برآوردگر تولید شده توسط توابع گوناگون درهم‌سازی این است که X در هر صورتی دقیقاً k عضو دارد، درحالیکه توابع گوناگون درهم‌سازی ممکن است به دلیل اینکه دو تابع متفاوت در هم‌سازی ممکن است مینیما برابر داشه باشند، منجر به اعضای کوچکتر از نمونه‌های ساده شده شود. به هر حال وقتی k یک مقدار کوچکی نسبت به اندازهٔ مجموعه است این تفاوت قابل چشم پوشی است.
بر طبق کران‌های چرنوف استاندارد برای ساده‌سازی بدون جایگزینی، این برآوردگر دارای خطای مورد انتظار از O(1/√k)، در مقایسه با اجرای روش تابع درهم سازی چند گانه می‌باشد.
الگوریتم > بررسی زمانی

برآوردگر |Y|/k در زمانی از O(k) در هر کدام از روش‌ها، از طریق دو مشخصه دو مجموعه محاسبه می‌شود. از این رو، وقتی ε و k ثابت باشند، مدت زمان محاسبه تشابه تخمینی از مشخصه‌ها هم ثابت است. مشخصه هر مجموعه قابل محاسبه در زمان خطی (تابع خطی از زمان) روی اندازهٔ مجموعه است، بنابراین وقتی مقدار بسیاری تشابه زوج مانند قرار است که تخمین زده شود، این روش منجر به صرفه جویی قابل توجه زمان اجرا در مقایسه با، مقایسهٔ کامل تمام اعضای هر مجموعه است. خصوصاً، برای مجموعه‌ای با اندازه n، توابع گوناگون درهم‌سازی از O(n k) زمان می‌گیرد. تک تابع درهم‌سازی به‌طور معمول سریعتر است، و ملزم به O(n log k) زمان برای نگهداری لیست مرتب شده مینیما است.
جایگشت‌های مستقل نسبت به مقدار میانی

برای پیاده‌سازی رویهٔ درهم‌سازی میانه که در فوق مورد وصف قرار گرفت، به یک تابع درهم سازی h نیاز است که یک جایگشت تصادفی روی n عضو تعریف کند، به طوریکه n مجموع اعداد اعضای متمایز از اجتماع تمام مجموعه‌هایی است که قرار است مقایسه شوند. اما به خاطر اینکه n! جایگشت متفاوت وجود دارد، تنها برای مشخص کردن صحیح یک جایگشت تصادفی نیاز به Ω(n log n) بیت دارد، که حتی برای مقادیر متوسط از n، به‌طور ناکارآمدی بزرگ است. به همین دلیل، همانند نظریه درهم‌سازی جهانی، تلاش قابل توجهی بر روی پیدا کردن خانواده‌ای از جایگشت‌ها که نسبت به مقدار میانی مستقل هستند صورت گرفت، به معنی آنکه برای هر زیر مجموعه بر روی دامنه، هر عضوی به احتمال برابر می‌تواند مینیمم باشد. این قضیه بنا شده‌است که یک خانواده از جایگشت‌های مستقل از مقدار میانی حداقل باید
lcm(1,2,...,n)\geq e^{n-o(n)}
جایگشت متفاوت داشته باشد، و به همین جهت که نیاز به Ω(n) بیت برای مشخص کردن یک تک جایگشت دارد، باز هم به صورت ناکارآمدی بزرگ است.
به دلیل همین ناکارآمدی، دو تعریف گوناگون از استقلال نسبت به مقدار میانی معرفی شده‌است: خانواده‌های جایگشتی محدود (مستقل نسبت به مقدار میانی)، و خانواده‌های جایگشتی تقریبی (مستقل نسبت به مقدار میانی). نوع اول یعنی اینکه قسمت مستقل نسبت به مقدار میانی محدود به مجموعه‌هایی معین با اندازه (کاردینال) حداکثر k است. نوع دوم حداکثر یک احتمال ثابت ε متفاوت از استقلال کامل دارد.
کاربردها

کاربردهای اصلی برای درهم‌سازی میانی شامل دسته‌بندی و حذف قریب به شباهت متون (اینترنتی) می‌شود، که به عنوان مجموعه‌ای از کلمات که در متن حضور دارند معرفی می‌شود. تکنیک‌های مشابهی همچنین برای دسته‌بندی و حذف متون تکراری برای بقیه انواع داده‌ها استفاده شده‌است، مانند تصاویر: در موضوع داده‌های تصویری، یک تصویر می‌تواند به صورت یک سری از تصاویر بریده شده از ان معرفی شود، یا به عنوان یک سری ویژگی‌های تعریفی تصویری پیچیده، معرفی می‌شود.
در جمع‌آوری و استخراج داده، کوئن و همکاران از درهم‌سازی میانی به عنوان ابزاری برای یادگیری قانون ارتباط استفاده می‌کنند. با فرض اینکه یک پایگاه داده داریم که هر داده چند جنبه دارد (که به صورت ماتریسی از ۰ و ۱ است که به ازای هر پایگاه داده یک ردیف و به ازای هر جنبه یک ستون داریم). آن‌ها از تقریب‌های مبتنی بر درهم‌سازی میانه بر روی ثابت ژاکار انجام می‌دهند تا جفت هم جنبه مورد نظری که به صورت متداوم باهم رخ می‌دهند را محاسبه کنند، و سپس محاسبهٔ مقدار دقیق آن ثابت، فقط برای آن جفت‌ها، برای معین کردن آن‌هایی که تداوم با هم رخ دادنشان زیر یک بازه محدود داده شده باشد.
برای مشاهده

رویهٔ درهم‌سازی میانی ممکن است به عنوان نمونه‌ای از درهم سازی حساس به محل دیده شود، یک مجموعه‌ای از روش‌ها برای استفاده از توابع درهم‌سازی برای متناظر کردن مجموعه‌هایی بزرگ به مقادیر درهم‌سازی کوچکتر به طریقی که وقتی دو عضو فاصلهٔ کمی یک یکدیگر دارند، مقادیر در هم‌سازی آن‌ها احتمالاً با هم یکی است. در این نمونه، مشخصهٔ یک مجموعه ممکن است همان مقدار در هم‌سازی آن در نظر گرفته شود. دیگر روش‌های درهم‌سازی‌های حساس به محل برای فاصله همینگ بین دو مجموعه و فاصله کسینوسی بین دو بردار وجود دارد؛ درهم‌سازی حساس به محل در الگوریتم پیدا کردن نزدیک ترین همسایه، کاربردهای زیادی دارد. برای سیستم‌های توزیع شدهٔ بزرگتر و نگاشت‌کاهش خاص، یک سری نسخه‌های تغییر یافتهٔ درهم‌سازی میانی برای کمک به محاسبه تشابه بدون نیاز به بستگی در نقطه، وجود دارد.
ارزش‌ها و محک

یک ارزشگذاری در مقیاس بالا توسط گوگل از سال ۲۰۰۶ هدایت شد، تا اجرای الگوریتم درهم‌سازی میانی و شبه درهم‌سازی را با هم مقایسه کند. در سال ۲۰۰۷ گوگل خبر از استفاده از شبه درهم‌سازی برای پیدا کردن تکرار در مرور صفحات اینترنت، و استفاده از درهم‌سازی میانی و درهم‌سازی حساس به محل برای شخصی سازی قسمت خبری گوگل، داد.
برای مشاهده

تطبیق رشته تقریبی
درهم‌سازی غلتشی
زیررشته‌های علامتدار
درهم‌سازی به روش جدول بندی
فیلتر بولوم
طرح شمارش میانی
پوشش مجموعه
فاصله لون‌اشتاین
مبتنی بر اندازه رشته
خانه کوزه‌کنانی (مشهد)

| خانه کوزه کنانی | خانه کوزه کنانی |
| --- | --- |
نام: خانه کوزه کنانی
کشور: ایران
استان: استان خراسان رضوی
شهرستان: مشهد
اطلاعات اثر: اطلاعات اثر
کاربری: خانه
دیرینگی: دوره قاجار
دورهٔ ساخت اثر: دوره قاجار
اطلاعات ثبتی: اطلاعات ثبتی
شمارهٔ ثبت: ۹۲۵۲
تاریخ ثبت ملی: ۲۴ تیر ۱۳۸۲
خانه کوزه کنانی مربوط به دوره قاجار است و در مشهد، خیابان شیرازی، کوچه چهار باغ، کوچه پنجه واقع شده و این اثر در تاریخ ۲۴ تیر ۱۳۸۲ با شمارهٔ ثبت ۹۲۵۲؛ به‌عنوان یکی از آثار ملی ایران به ثبت رسیده است.
این بنا به سال ۱۲۴۷ ش مطابق با ۱۲۸۸ ق در دوره قاجاریه ساخته شد و بیش از هزار متر مربع مساحت دارد. ورودی به خانه از طریق هشتی ورودی با بدنه آجری و پوشش کاربندی است. جبهه اصلی ساختمان در قسمت شمال و غرب شکل گرفته است. در طبقه اول این جبهه، قسمت شمالی، به صورت تراس و مهتابی درآمده که اتاق‌های کناری به آن گشوده می‌شود.
قسمت اصلی بنا که در جبهه شمالی است، دارای دو طبقه است. ورود به طبقه همکف، از وسط بنا صورت می‌گیرد که از آن وارد یک فضای مرکزی با کاربندی‌های رنگی (حوضخانه) می‌شویم که در دو طرف آن دو اتاق قرار گرفته است.
ارتباط با طبقه اول، از طریق سرسرا و یک پله تشریفاتی انجام می‌گیرد که سقف آن در بالای پاگرد، دارای یک کلاه فرنگی جهت نورگیری می‌باشد. قبل از ورود به راه پله، در دو سمت آستانه آن، از طریق دو راهرو در دو طرف، به فضاهایی با پوشش طاقی می‌رسیم که به صورت سردابه هستند.
در طبقه اول، دور تا دور راه پله، راهرویی قرار گرفته که اتاق‌های جانبی به آن گشوده می‌شود. یک اتاق بزرگ با پنجره‌های ارسی رنگی نیز در سمت جنوب طبقه اول واقع شده است. دو ایوان جلو آمده در طبقه اول رو به سمت حیاط قرار دارد، و ایوان اصلی بنا در سمت جنوب، از هشت ستون با سرستون‌های گچی تشکیل یافته است. تزیینات این بنا آجری است. از این خانه فعلاً به عنوان میراث فرهنگی استان و نیز موزه مشروطیت استفاده می‌شود.
بیر

| بیر | بیر |
| --- | --- |
روستا: روستا
بیرموقعیت در ایراننمایش نقشه ایرانبیربیر (استان فارس)نمایش نقشه استان فارس: بیرموقعیت در ایراننمایش نقشه ایرانبیربیر (استان فارس)نمایش نقشه استان فارس
مختصات: ۲۸°۵۵′۵۵″شمالی ۵۳°۱۳′۲۷″شرقی﻿ / ﻿۲۸٫۹۳۱۸۱۹۵°شمالی ۵۳٫۲۲۴۱۳۹۰°شرقی﻿ / 28.9318195; 53.2241390: مختصات: ۲۸°۵۵′۵۵″شمالی ۵۳°۱۳′۲۷″شرقی﻿ / ﻿۲۸٫۹۳۱۸۱۹۵°شمالی ۵۳٫۲۲۴۱۳۹۰°شرقی﻿ / 28.9318195; 53.2241390
کشور: ایران
استان: فارس
شهرستان: خفر
بخش: مرکزی
دهستان: خفر
جمعیت: ۴۱۲ نفر (سرشماری ۹۵)
بیر، روستایی در دهستان خفر بخش مرکزی شهرستان خفر در استان فارس ایران است.
جمعیت

بر پایه سرشماری عمومی نفوس و مسکن در سال ۱۳۹۵، جمعیت این روستا برابر با ۴۱۲ نفر (۱۲۰ خانوار) بوده است.
ایلزفورد، نوا اسکوشیا

| ایلزفورد، نوا اسکوشیا | ایلزفورد، نوا اسکوشیا |
| --- | --- |
روستا: روستا
ایلزفورد، نوا اسکوشیاLocation of Aylesford, Nova Scotia: ایلزفورد، نوا اسکوشیاLocation of Aylesford, Nova Scotia
مختصات: ۴۵°۰۲′۰″ شمالی ۶۴°۵۰′۰۰″ غربی﻿ / ﻿۴۵٫۰۳۳۳۳°شمالی ۶۴٫۸۳۳۳۳°غربی﻿ / 45.03333; -64.83333: مختصات: ۴۵°۰۲′۰″ شمالی ۶۴°۵۰′۰۰″ غربی﻿ / ﻿۴۵٫۰۳۳۳۳°شمالی ۶۴٫۸۳۳۳۳°غربی﻿ / 45.03333; -64.83333
کشور:  کانادا
استان:  نوا اسکوشیا
کانتی: شهرستان کینگز، نوا اسکوشیا
Electoral Districts Federal:  West Nova
Provincial: Kings West
ارتفاع: ۳۲ متر (۱۰۵ فوت)
جمعیت (سرشماری ۲۰۱۱ کانادا): جمعیت (سرشماری ۲۰۱۱ کانادا)
 • کل: ۲۴۰۸
منطقهٔ زمانی: یوتی‌سی -۴ (AST)
 • تابستانی (DST): یوتی‌سی -۳ (ADT)
Canadian Postal code: B0P 1C0
کد منطقه: 902
تلفن‌خانه: ۸۴۷
NTS Map: 021H02
GNBC Code: CABCE
ایلزفورد، نوا اسکوشیا (به انگلیسی: Aylesford, Nova Scotia) یک منطقهٔ مسکونی در کانادا است که در شهرستان کینگز، نوا اسکوشیا واقع شده‌است. ایلزفورد ۲٬۴۰۸ نفر جمعیت دارد و ۳۲ متر بالاتر از سطح دریا واقع شده‌است.
پروژه ترجمه

پروژه ترجمه (به انگلیسی: Translation Project) پروژه‌ای است که با عمل ترجمه سروکار دارد.
از دیدگاه تخصصی، پروژهٔ ترجمه ارتباط تنگاتنگی با مدیریت فرایند ترجمه دارد، ولی از دیدگاه میان‌فرهنگی (Intercultural)  پروژهٔ ترجمه امری بسیار پیچیده‌تر است. برای نمونه، این پیچیدگی هنگام ترجمه انجیل یا ترجمه متون ادبی دیگر نمود می‌یابد.
کارشناسان ترجمه مانند آنتونی بِرمن از این دیدگاه دفاع می‌کنند که هر مترجمی پروژهٔ ترجمه مُختص به خودش را توسعه می‌دهد و به آن وفادار می‌ماند و سپس نقد ترجمه را گسترش خواهد داد.
داستان واقعی

| 0 | 1 |
| --- | --- |
یک پرتره قرن هفدهمی از لوسین: یک پرتره قرن هفدهمی از لوسین
نویسنده(ها): لوثین
کشور: سوریه (استان روم)
زبان: زبان یونانی
گونه(های) ادبی: طنز, علمی–تخیلی
داستان واقعی (یونانی باستان: Ἀληθῆ διηγήματα) یک داستانِ تقلیدی و هجوی از داستان سفر است. این اثر توسط نویسندهٔ سوری و یونانی زبان، لوسین از ساموساتا(شمش‌شاد) نوشته شده است.
این اثر، نخستین داستان شناخته شده در مورد سفر به فضا، فرم‌های زندگی بیگانگان و جنگ‌های بین سیاره‌ای و نوشته شده در قرن دوم است. از این متن بعنوان نخستین اثر علمی–تخیلی یاد شده است.
خوانش بیشتر

Fredericks, S.C. : “Lucian's True History as SF”, Science Fiction Studies, Vol. ۳، No. 1 (March 1976), pp. ۴۹–۶۰
Georgiadou, Aristoula & Larmour, David H.J. : “Lucian's Science Fiction Novel True Histories. Interpretation and Commentary“, Mnemosyne Supplement ۱79, Leiden 1998, ISBN 90-04-10667-7
Grewell, Greg: “Colonizing the Universe: Science Fictions Then, Now, and in the (Imagined) Future”, Rocky Mountain Review of Language and Literature, Vol. ۵۵، No. 2 (2001), pp.  ۲۵–۴۷
Gunn, James E. : “The New Encyclopedia of Science Fiction”, Publisher: Viking 1988, ISBN 978-0-670-81041-3، p.  ۲۴۹
Swanson, Roy Arthur: “The True, the False, and the Truly False: Lucian’s Philosophical Science Fiction”, Science Fiction Studies, Vol. ۳، No. 3 (Nov. 1976), pp.  ۲۲۷–۲۳۹
شمس‌الدین سمرقندی

شمس‌الدین محمدبن اشرف حسینی سمرقندی ریاضیدان، اخترشناس و از منطق دانان مسلمان ایرانی بود که در حدود سال ۱۲۷۶ میلادی برآمد. او به عربی و گاه به فارسی می‌نوشت.
آثار

شهرت او به‌خاطر رساله فی‌آداب‌البحث است، که اگر از روی شرح‌ها و تعلیقاتش داوری شود، رواج عظیمی یافت.
دو رسالهٴ دیگر دربارهٴ منطق نوشت، به نام کتاب القسطاس، و کتاب عین‌النظر فی المنطق. دو اصطلاح نظر و بحث در منطق اغلب به مفهوم نظریه و استدلال به کار می‌رود؛ و اهل البحث و النظر یعنی کسانی که در مباحثه‌های فلسفی کار آزموده‌اند.
آثار ریاضی او عبارت است از کتاب أشکال التأسیس (= قضایای بنیادی)، یا الرسالة الریاضیة دربارهٴ سی و پنج قضیهٴ مقالهٴ اول اصول اقلیدس، اعمال تقویم کواکب ثابته، دربارهٴ مواضع ستارگان ثابت در سال ۱۲۷۶–۱۲۷۷ نوشته شد. کتاب آخری به فارسی و بقیه به عربی نوشته شده‌است.
سمرقندی کتاب دیگری در باب اصول دین تألیف کرد به نام کتاب الصحائف. احتمال دارد او موٴلف واقعی یک رسالهٴ نجومی باشد که در ۱۳۲۳، از فارسی به یونانی ترجمه شد؛ ولی امکان دارد، موٴلف شخص دیگری به نام شمس‌الدین باشد (که نامی بسیار متداول بود) مثلاً شمس‌الدین محمدبن مبارکشاه بخارایی (وفات: حدود ۱۳۳۹ میلادی).
منطق سمرقندی

وی در منطق نخست القسطاس را نوشته و سپس همان را برای عمادالدوله زکی ابراهیم بن صاحب جمال الدین محمد مؤمنی شرح کرده‌است. این کتاب در یک مقدمه و دو مقاله (تصورات و تصدیقات) تدوین یافته‌است. کاتبی در تدوین کتاب‌های خود مانند الشمسیة از او پیروی کرده‌است. قطب رازی در شرح المطالع از سخنان او بهره برده‌است. سمرقندی در این شرح از رازی، خونجی و ارموی بسیار یاد می‌کند.
حلقه حفاظتی

حلقه‌های مجوزدهی برای سیستم x86 که به حالت محافظت‌شده دردسترس است.
حلقه‌های حفاظتی (به انگلیسی: protection rings) یا دامنه‌های حفاظتی سلسله‌مراتبی در علوم رایانه، سازوکارهایی برای حفاظت از داده و عملکرد از خطا (با افزایش عیب‌تابی) و رفتارهای بدخواهانه (با ایجاد امنیت رایانه‌ای) است. این دیدگاه از نظر قطری، برخلاف امنیت مبتنی بر توانمندی است.
سیستم‌عامل‌های رایانه‌ای، مراحل مختلفی از دسترسی به منابع را فراهم می‌کنند. یک حلقه حفاظتی یکی از دو یا بیشتر مرحله یا لایه سلسله‌مراتبی از مجوزدهی (حق‌ویژه) در معماری یک سیستم رایانه‌ای است. این موضوع معمولاً به صورت سخت‌افزاری، توسط بعضی از معماری‌های CPU اعمال می‌شود، این معماری‌ها حالت‌های CPU مختلفی را در لایه سخت‌افزار یا به‌صورت میکروکد تهیه می‌بینند. این حلقه‌ها به صورت سلسله‌مراتبی، یعنی از مجوزدارترین (مورد اعتمادترین، که معمولاً شماره صفر دارد) تا کم مجوزترین (کم‌اعتمادترین، معمولاً با بالاترین شماره حلقه) مرتب می‌شوند. در بیشتر سیستم‌عامل‌ها، «حلقه ۰» مرحلهٔ با بیشترین مجوز (حق‌ویژه) است و به صورت مستقیم با سخت‌افزار فیزیکی مثل CPU و حافظه سروکار دارد.
دروازه‌های خاصی بین حلقه‌ها تهیه دیده شده‌است، که به حلقه بیرونی اجازه می‌دهد تا به منابع حلقه درونی به صورت از قبل تعریف شده دسترسی یابد، و این متضاد با اجازه دادن به هر استفاده دلخواه است. دسترسی دروازه‌ای صحیح بین حلقه‌ها می‌تواند امنیت را بهبود دهد، این کار، از طریق جلوگیری برنامه‌های یک حلقه یا مرحله مجوزدهی از سوءاستفاده از منابعی که برای برنامه‌های حلقه دیگر درنظرگرفته شده‌اند، انجام می‌شود. برای مثال، جاسوس‌افزاری که به صورت یک برنامه‌کاربری در حلقه ۳ اجرا می‌شود، باید از روشن‌کردن دوربین وب، بدون اطلاع‌دادن به کاربر، منع شود، زیرا دسترسی به سخت‌افزار باید یک تابع حلقه ۱ باشد، که این حلقه به افزاره‌ران دستگاه اختصاص داده‌شده‌است. برنامه‌هایی مثل مرورگر وب که در حلقه‌های سطح بالاتر اجرا می‌شوند، باید دسترسی به شبکه را «درخواست» بدهند، که شبکه یک منبع است که به آن شماره حلقه پایین‌تری اختصاص داده‌شده‌است.
حالت‌ها

در زمینه کامپیوتر، حالت سرپرست یک flag سختافزاری است که می‌تواند توسط کدهایی که در سطح سیستم اجرا می‌شوند تغییر کند. برنامه‌های در حال اجرا در سطح سیستم از این flag استفاده می‌کنند، در حالی که برنامه‌های سطح کاربر (مرورگر وب) توانایی استفاده از این flag را ندارند. این پرچم تعیین می‌کند که آیا می‌توان کدهای ماشینی که کارهایی مانند اصلاح ثبات‌ها برای اصلاح descriptor tableها، یا انجام عملیات مانند قطع interruptها ممکن است یا خیر. ایده داشتن دو حالت مختلف برای اجرا برنامه‌ها از جمله " کنترل بیشتر مسئولیت بیشتر می‌آورد " یک برنامه که درsupervisor mode اجرا می‌شود هرگز نباید اشتباه کند، زیرا یک اشتباه می‌تواند موجب سقوط کل سیستم شود.
حالت supervisor mode "یک حالت اجرای در برخی از پردازنده‌ها است که امکان اجرای تمام دستورالعمل‌ها، از جمله دستورالعمل‌های با دسترسی‌ها خاص را فراهم می‌کند. همچنین ممکن است اجازه دسترسی به یک address space متفاوت را بدهد. در این حالت معمولاً سیستم عامل‌ها اجرا می‌شود. "
در یک کرنل یکپارچه، سیستم عامل در حالت سرپرست اجرا می‌شود و برنامه‌ها در حالت کاربر اجرا می‌شوند. انواع دیگر از سیستم عامل‌ها، مانند سیستم عامل‌هایی که از کرنل نوع exokernel یا میکروکرنل استفاده می‌کنند، لزوماً این رفتار را به اشتراک نمی‌گزارند.
لینوکس، macOS و ویندوز سه سیستم عامل هستند که از حالت سرپرست / کاربر استفاده می‌کنند. برای انجام کارهای تخصصی، یک برنامه باید با استفاده از system callها استفاده کند.
می‌توان با استفاده از ماژول‌های کرنل کد به کرنل اضافه کرد، اما این کار فقط توسط کاربری که دسترسی‌های لازم را دارد قابل انجام است، زیرا این کار می‌تواند امنیت کل سیستم عامل را تحدید کند.
DOS (تا زمانی که هیچ سیستم مدریت حافظه ای نظیر EMM386 بارگزاری نشده باشد)، و همچنین سایر سیستم عامل‌های ساده و بسیاری از سیستم‌ها نهفته به‌طور دائمی در حالت supervisor mode اجرا می‌شوند، به این معنی که درایورها را می‌توان به صورت مستقیم به عنوان برنامه‌های سطح کاربر نوشت.
اکثر پردازنده‌ها حداقل دو حالت متفاوت دارند. پردازنده x86 دارای چهار حالت مختلف است. برنامه‌هایی که در حلقه ۰ اجرا می‌شوند می‌توانند با سیستم هر کاری انجام دهند و برنامه ای که در حلقه ۳ اجرا می‌شود باید بتواند در هر زمان بدون تأثیر بر بقیه سیستم کامپیوتر کرش کند. حلقه ۱ و حلقه ۲ به ندرت استفاده می‌شود، اما می‌توانند با سطوح مختلف دسترسی پیکربندی شود.
در اکثر سیستم عامل‌ها جابجایی میان user space و kernel space کار سنگینی است برا مثال برای در خواست getpid این فرایند چیزی حدود ۱۰۰۰–۱۵۰۰ کلاک سایکل زمان می‌برد.
موریس ویلکس نوشت:
… در نهایت مشخص شد که حفاظت سلسله مراتبی که ارائه شده حلقه‌ها را با شرایط برنامهنویسی سیستم مقایسه نمی‌کند و تنها در سیستم ساده ای که تنها دو حالت دارد بهبودی پیدا کرده یا بهبودی نداشته‌است. حلقه‌های حفاظتی خود را به اجرای سخت‌افزاری سخت‌افزاری سپردند، اما برای آنها چیزی کم نیاورده بود. [. . .] جذابیت محافظت از ریزه‌ها حتی پس از اینکه متوجه شد که حلقه‌های محافظت جواب نمی‌دهد، باقی مانده‌است. . . این دوباره یک کوچه کوچه را ثابت کرد. . .
خواندن بیشتر

David T. Rogers:  A FRAMEWORK FOR DYNAMIC SUBVERSION[پیوند مرده] Thesis, ژوئن ۲۰۰۳ (pdf)
Glossary of Multics acronyms and terms: Ring بایگانی‌شده  در ۱۷ ژانویه ۲۰۱۶ توسط Wayback Machine
William J. Caelli: Relearning "Trusted Systems" in an Age of NIIP: Lessons from the Past for the Future.[پیوند مرده] 2002 (pdf)
Haruna R. Isa, William R. Shockley, Cynthia E. Irvine: A Multi-threading Architecture for Multilevel Secure Transaction Processing 1999 (pdf)
Ivan Kelly: Report Porting MINIX to Xen 2006
Paul Barham, Boris Dragovic, Keir Fraser, Steven Hand, Tim Harris, Alex Ho, Rolf Neugebauer, Ian Pratt, Andrew Warfield: Xen and the Art of Virtualization 2003 (pdf)
Marcus Peinado, Yuqun Chen, Paul England, and John Manferdelli: NGSCB: A Trusted Open System (pdf)
Michael D. Schroeder, Jerome H. Saltzer: A Hardware Architecture for Implementing Protection Rings 1972
Intel Architecture Software Developer's Manual Volume 3: System Programming (Order Number 243192) Chapter 4 Protection; section 4.5 Privilege levels. (pdf)
Tzi-cker Chiueh, Ganesh Venkitachalam, Prashant Pradhan: Integrating segmentation and paging protection for safe, efficient and transparent software extensions 1999 Chapter 3: Protection hardware features in Intel X86 architecture; section 3.1 Protection checks. (pdf)
Takahiro Shinagawa, Kenji Kono, Takashi Masuda: Exploiting Segmentation Mechanism for Protecting Against Malicious Mobile Code 2000 chapter 3 Implementation; section 3.2.1 Ring Protection (pdf)
Boebert, William Earl and R. Kain. A Practical Alternative to Hierarchical Integrity Policies. Proceedings of the 8th National Computer Security Conference, 1985.
Gorine, Andrei and Krivolapov, Alexander. Kernel Mode Databases: A DBMS technology for high-performance applications, Dr. Dobb's Journal, May 2008.
دهستان نوبی

| دهستان نوبی ནུ་སྦིས་ | دهستان نوبی ནུ་སྦིས་ |
| --- | --- |
دهستان: دهستان
کشور:  بوتان
ناحیه: ناحیهٔ ترونگسا
حکومت: حکومت
 • نوع: Every gewog is administered by a Gewog Tshogde (gewog council), subordinate to the Dzongkhag Tshogdu (district council).
مساحت: مساحت
 • کل: ۵۵۴٫۴ کیلومتر مربع (۲۱۴٫۱ مایل مربع)
منطقهٔ زمانی: یوتی‌سی +۶ (زمان بوتان)
دهستان نوبی (به لاتین: Nubi Gewog) یک دهستان در کشور بوتان است که در ناحیهٔ ترونگسا واقع شده‌است. دهستان نوبی ۵۵۴٫۴ کیلومتر مربع مساحت دارد.
ایستگاه برق آبی دنیستر

سد در استان چرنیوتسی
| ایستگاه برق آبی دنیستر | ایستگاه برق آبی دنیستر |
| --- | --- |
Location of the Dniester Hydroelectric Station in Ukraine: Location of the Dniester Hydroelectric Station in Ukraine
کشور: اوکراین
محل: استان چرنیوتسی
مختصات: ۴۸°۳۵′۳۶″ شمالی ۲۷°۲۷′۱۸″ شرقی﻿ / ﻿۴۸٫۵۹۳۳۳°شمالی ۲۷٫۴۵۵۰۰°شرقی﻿ / 48.59333; 27.45500
وضعیت: عملیاتی
آغاز ساخت: ۱۹۷۳
گشایش: ۱۹۸۱
مالک(ـان): Energy Company of Ukraine
سد و سرریزها: سد و سرریزها
گونه سد: سد وزنی
بر روی رود: دنیستر
بلندی: ۶۰ متر (۲۰۰ فوت)
طول تاج: ۱٬۰۸۲ متر (۳٬۵۵۰ فوت)
سرریز(ها): ۶
مخزن: مخزن
نام مخزن: Dniester reservoir
حجم کل مخزن: ۳ کیلومتر مکعب (۱ مایل مکعب)
مساحت مخزن: ۱۴۲ متر مربع (۱٬۵۲۸ فوت مربع)
گودی مخزن: ۵۴ متر (۱۷۷ فوت)
گونه سد: سد وزنی
نیروگاه: نیروگاه
گرداننده(گان): Ukrhydroenergo
تاریخ راه‌اندازی: ۱۹۸۱–۱۹۸۳
گونه: مرسوم
توربین‌ها: 6 X 117 MW توربین کاپلان
گنجایش اسمی: 702 MW
ایستگاه برق آبی دنیستر (به لاتین: Dniester Hydroelectric Station) یک نیروگاه برقابی در اوکراین است که در استان چرنیوتسی واقع شده‌است.
خانه هادی‌ها

| خانه هادیها | خانه هادیها |
| --- | --- |
نام: خانه هادیها
کشور: ایران
استان: استان یزد
شهرستان: شهرستان صدوق
اطلاعات اثر: اطلاعات اثر
کاربری: خانه
دیرینگی: دوره صفوی
دورهٔ ساخت اثر: دوره صفوی
اطلاعات ثبتی: اطلاعات ثبتی
شمارهٔ ثبت: ۲۲۷۶۰
تاریخ ثبت ملی: ۲۸ اسفند ۱۳۸۶
خانه هادیها مربوط به دوره صفوی است و در شهرستان صدوق، بخش خضرآباد، شهر ندوشن، محله فرداب واقع شده و این اثر در تاریخ ۲۸ اسفند ۱۳۸۶ با شمارهٔ ثبت ۲۲۷۶۰ به‌عنوان یکی از آثار ملی ایران به ثبت رسیده است.
پرش با نیزه

نگاره‌ای از تمرین پرش با نیزه توسط یک ورزشکار زن اهل اتریش.
رشتهٔ پرش با نیزه زنان از المپیک ۲۰۰۰ سیدنی به بازی‌های المپیک تابستانی افزوده شد.
پرش با نیزه یکی از رشته‌های ورزش دو و میدانی است که در آن ورزشکار از نیزه‌ای بلند و انعطاف‌پذیر از جنس فایبرگلاس برای پریدن از روی مانعی بهره می‌گیرد. این ورزش نزد یونانیان باستان، اهالی جزیرهٔ کرت و سلتی‌ها شناخته شده بود و از اولین دورهٔ المپیک مدرن در ۱۸۹۶ یکی از رشته‌های المپیک در بخش مردان و از المپیک ۲۰۰۰ سیدنی در بخش زنان بوده‌است.
وسایل و ابزار

در این رشته ورزشی یک مانع یا خرک وجوددارد که دارای دو تیرک عمودی ثابت است. تیرکها دارای شیاری هستند که  گیره ای متحرک درون شیارها قرار میگیرد و به سمت  بالا و پایین قابل حرکت است، یک تیرک افقی روی گیره ها قرار میگیرد که ورزشکار باید بدون برخورد از روی تیرک افقی گذر کند. یک تشک مخصوص  در قسمتی که ورزشکار فرود می آید قرار دارد تا آسیبی نبیند. در گذشته روی تیرکهای عمودی اندازه گذاری میشد و با فاصله ١٠ سانتیمتر میخ به تیرک بود تا تیرک افقی روی میخها قرار داده شود.جنس تیرکها از بامبو بودند اما امروز جنس آنها از آلومینیوم هستند تیرکها به دوربینها و اندازه گیرهای کامپیوتری با دقت میلیمتر مجهز هستند.وسیله ای که برای پرش نیاز است نیزه نامیده میشود نیزه ترکیبی از ورقهای از قبل برش خورده شیشه هستند که برای انعطاف و خمیده شدن فایبرگلاس با مقدار و اندازه بسیار دقیق به آن افزوده میشود.