stanford-oval/wikipedia huggingface dataset:
انار شیطان
ویژگی‌ها

معمولاً ارتفاع آن بین ۴ تا ۱۲ متر است. برگهای تقریباً همیشه سبز انار شیطان متقابل باریک و کشیده با کناره‌های صاف است. گلهای آن درشت بی‌بو و سرخ رنگ یا زرد مایل به قرمز و درازای جام گلها ۴ تا ۷ سانتیمتر و دارای شهد شیرین است. میوه باریک و دراز آن به طول ۲۰ سانتیمتر است.
پرچمها از جام گل بلندتر، کیسه‌های بساک دو حجره‌ای، حجره‌ها واگرا. میوه کپسول خورجین مانند، خطی طویل، دوحجره‌ای، دو دریچه‌ای، تقریباً فشرده. دانه‌ها در جهت عرضی بالدار، بالها ضخیم و در نهایت با لبه‌ای تا حدودی غشایی.
از چوب این درخت برای منبت کاری استفاده می‌شود و برگ آن نیز خاصیت دارویی دارد. بوشهری‌ها از چوب این درخت برای ساخت قنداق تفنگ و عصا استفاده می‌کنند. این درخت در حال انقراض است.
آرش (تفنگ)

|  آرش  |  آرش  |
| --- | --- |
نوع: تک تیرانداز نیمه‌خودکار سنگین
خاستگاه: ایران
تاریخچه خدمت: تاریخچه خدمت
استفاده‌شده توسط: ارتش جمهوری اسلامی ایران   سپاه پاسداران انقلاب اسلامی  حزب‌الله لبنان   ارتش عراق در برابر داعش
تاریخچه تولید: تاریخچه تولید
طراح: وزارت دفاع و پشتیبانی نیروهای مسلح جمهوری اسلامی ایران
تاریخ طراحی: سال ۱۳۹۰
سازنده: ارتش جمهوری اسلامی ایران
تاریخ تولید: ۱۳۹۳
تعداد ساخته‌شده: هزار و دویست قبضه
ویژگی‌ها: ویژگی‌ها
وزن: ۲۰ کیلوگرم با خشاب پر ۱۸ کیلوگرم بدون خشاب
طول: ۱۸۰ سانتیمتر
این عکس مربوط به نمایشگاه تجهیزات نظامی جدید نیروی زمینی سپاه پاسداران انقلاب اسلامی است.
آرش سلاح تک‌تیرانداز دوربین‌دار ساخت ایران است؛ که با هدف شلیک دقیق به اهداف بزرگ مانند سنگرها، زره پوشه‌ها، بالگردها و خودروهای دشمن طراحی شده‌است. این سلاح از مهمات ۱۲۰×۲۰ میلی‌متر ضدهوایی با مرمی انفجاری ترکش شونده استفاده می‌کند. این سلاح در اختیار نیروهای مسلح ایران، حزب‌الله و ارتش عراق است.
مکانیزم این سلاح نیمه خودکار با گلنگدن بسته چرخشی و سیستم بازگشت مستقیم گاز باروت دارای هشت خان از چپ به راست است. این سلاح دوش‌پرتاب بوده و هنگام شلیک روی شانه تیرانداز قرار می‌گیرد.
آزی-سور-آندر

| آزی-سور-آندر | آزی-سور-آندر |
| --- | --- |
کمون: کمون
The church in Azay-sur-Indre: The church in Azay-sur-Indre
  نشان:   نشان
آزی-سور-آندرنمایش نقشه فرانسهآزی-سور-آندرنمایش نقشه سانتر-وال-دلوآر: آزی-سور-آندرنمایش نقشه فرانسهآزی-سور-آندرنمایش نقشه سانتر-وال-دلوآر
مختصات: ۴۷°۱۲′۳۵″شمالی ۰°۵۶′۴۶″شرقی﻿ / ﻿۴۷٫۲۰۹۷°شمالی ۰٫۹۴۶۱°شرقی﻿ / 47.2097; 0.9461: مختصات: ۴۷°۱۲′۳۵″شمالی ۰°۵۶′۴۶″شرقی﻿ / ﻿۴۷٫۲۰۹۷°شمالی ۰٫۹۴۶۱°شرقی﻿ / 47.2097; 0.9461
کشور: فرانسه
ناحیه: سانتر (فرانسه)
دپارتمان: اندر-ا-لوآر
بخش: Loches
کانتون: Loches
کمون: CC Loches Sud Touraine
حکومت: حکومت
 • شهردار(۲۰۲۰–۲۰۲۶) : Jean-Jacques Meunier
مساحت۱: ۱۳٫۸۹ کیلومتر مربع (۵٫۳۶ مایل مربع)
جمعیت (ژانویه ۲۰۱۸)۲: ۳۷۶
 • تراکم: ۲۷/کیلومتر مربع (۷۰/مایل مربع)
منطقهٔ زمانی: یوتی‌سی +۱ (زمان اروپای مرکزی)
 • تابستانی (DST): یوتی‌سی +۲ (ساعت تابستانی اروپای مرکزی)
کد آماری/کد پستی: ۳۷۰۱۶ /۳۷۳۱۰
ارتفاع: ۶۱–۱۰۶ متر (۲۰۰–۳۴۸ فوت)
۱ داده‌های فرانسه رودخانه و دریاچه  و یخچال‌ها را در نظر نگرفته‌است > ۱ km² (۰٫۳۸۶ مایل مربع یا ۲۴۷ هکتار) ۲: ۱ داده‌های فرانسه رودخانه و دریاچه  و یخچال‌ها را در نظر نگرفته‌است > ۱ km² (۰٫۳۸۶ مایل مربع یا ۲۴۷ هکتار) ۲
آزی-سور-آندر (به فرانسوی: Azay-sur-Indre) یک کمون در فرانسه است که در اندر-ا-لوآر واقع شده‌است. آزی-سور-آندر ۱۳٫۸۹ کیلومتر مربع مساحت دارد.
گوکونی عویدی

| گوکونی عویدی | گوکونی عویدی |
| --- | --- |
۳مین رئیس جمهور چاد: ۳مین رئیس جمهور چاد
دوره مسئولیت ۳ سپتامبر ۱۹۷۹ – ۷ ژوئن ۱۹۸۲: دوره مسئولیت ۳ سپتامبر ۱۹۷۹ – ۷ ژوئن ۱۹۸۲
معاون رئیس‌جمهور: Wadel Abdelkader Kamougué
پس از: لول محمد چوا
پیش از: حسین حبری
دوره مسئولیت ۲۳ مارس ۱۹۷۹ – ۲۹ آوریل ۱۹۷۹: دوره مسئولیت ۲۳ مارس ۱۹۷۹ – ۲۹ آوریل ۱۹۷۹
پس از: فلیکس معلوم
 :  
اطلاعات شخصی: اطلاعات شخصی
زاده: ۱۹۴۴ (۷۹–۸۰ سال) زوار، چاد
ملیت: چاد
حزب سیاسی: FROLINAT
گوکونی عویدی (عربی: كوكوني عويدي؛ زادهٔ ۱۹۴۴) سیاست‌مدار اهل چاد است.
وی در سال ۱۹۷۹ به عنوان رئیس‌جمهور چاد انتخاب شد اما در سال ۱۹۸۲ با کودتا حسین حبری وی از ریاست جمهوری برکنار و به وسیله رود شاری به کامرون و سپس به شهر طرابلس، لیبی فرار کرد.
امامزاده محمدبن زید

| امامزاده محمدبن زید | امامزاده محمدبن زید |
| --- | --- |
امامزاده محمد بن زید: امامزاده محمد بن زید
نام: امامزاده محمدبن زید
کشور: ایران
استان: استان کرمان
شهرستان: شهرستان کرمان
اطلاعات اثر: اطلاعات اثر
کاربری: مذهبی
دیرینگی: دوره ایلخانی
دورهٔ ساخت اثر: دوره ایلخانی
اطلاعات ثبتی: اطلاعات ثبتی
شمارهٔ ثبت: ۵۳۰
تاریخ ثبت ملی: ۱ فروردین ۱۳۴۵
امامزاده محمدبن زید مربوط به دوره ایلخانی است و در شهرستان کرمان، بخش شهداد، شرق گورستان واقع شده و این اثر در تاریخ ۱ فروردین ۱۳۴۵ با شمارهٔ ثبت ۵۳۰ به‌عنوان یکی از آثار ملی ایران به ثبت رسیده است.
اوتنیتسه

اوتنیتسه (به چکی: Otnice) یک منطقهٔ مسکونی در جمهوری چک است که در ناحیه ویشکوو واقع شده‌است. اوتنیتسه ۱٬۴۰۵ نفر جمعیت دارد.
املالا

| Amlala | Amlala |
| --- | --- |
Village: Village
کشور: India
ایالت: Punjab
منطقه: Mohali
مساحت: مساحت
 • کل: ۴۶۶ کیلومتر مربع (۱۸۰ مایل مربع)
جمعیت (۲۰۰۸): جمعیت (۲۰۰۸)
 • کل: ۳۴۵۲
املالا (به انگلیسی: Amlala) یک منطقهٔ مسکونی در هند است که در منطقه پنجاب واقع شده‌است.
خصوصیات

املالا ۴۶۶ کیلومترمربع مساحت و ۳٬۴۵۲ نفر جمعیت دارد.
آلبرت استیونز

| آلبرت استیونز | آلبرت استیونز |
| --- | --- |
زادهٔ: ۲۰ مارس ۱۸۸۷
درگذشت: ۹ ژانویه ۱۹۶۶
آلبرت استیونز (انگلیسی: Albert Stevens؛ زاده ۲۰ مارس ۱۸۸۷ درگذشته ۹ ژانویه ۱۹۶۶) یک نقاش ساختمان بود.
الگوریتم کارگر

گرافی با دو برش. خط چین قرمز رنگ برشی با سه یال عبوری و خط چین سبز رنگ برش کمینهٔ این گراف است که تنها از دو یال عبور می‌کند
در علوم رایانه و نظریهٔ گراف، الگوریتم کارگِر (به انگلیسی: Karger's algorithm) یک الگوریتم تصادفی برای محاسبهٔ برش کمینه از یک گراف هم بند است. این الگوریتم توسط
دیوید کارگر
اختراع و در سال ۱۹۹۳ برای نخستین بار چاپ شد.
ایدهٔ الگوریتم مبنی بر مفهوم تلفیق یال  (u,v)  در گراف بدون جهت  G=(V,E) است. به بیان غیر رسمی، تلفیق یک یال رأس‌های  u و  v را در هم ادغام می‌کند و تعداد کل رأس‌های گراف را یکی کاهش می‌دهد. همهٔ یال‌های دیگر که یا به  u یا به  v متصل هستند، به رأس ادغامی «دوباره ضمیمه می‌شوند» و در عمل یک گراف چندگانه تولید می‌شود. الگوریتم اصلی کارگر یکی پس از دیگری یال‌هایی را که به صورت تصادفی انتخاب شده‌اند با هم تلفیق می‌کند تا فقط دو رأس باقی بماند؛ آن دو رأس نمایانگر یک برش در گراف اولیه هستند. با تکرار این الگوریتم تا زمانی که دو راس باقی بماند، با احتمال موفقیت زیادی می‌توان یک برش کمینه پیدا کرد.
مسئلهٔ جهانی برش کمینه

یک برش  (S,T) در یک گراف بدون جهت  G=(V,E) افرازی از رأس‌های  V به دو مجموعهٔ غیر تهی و مجزای  S\cup T=V است.
مجموعه برش  یک برش، از یال‌های  \{\,uv\in E\colon u\in S,v\in T\,\} بین دو بخش برش تشکیل می‌شود. اندازه (یا وزن) یک برش در یک گراف بدون جهت تعداد اعضای مجموعه برش، یعنی تعداد یال‌های بین دو بخش، است،
 w(S,T)=|\{\,uv\in E\colon u\in S,v\in T\,\}|\,.
2^{|V|} روش انتخاب برای هر رأس چه متعلق به  S و چه  T وجود دارد، اما دو مورد از این انتخاب‌ها  S یا  T را تهی می‌کنند و برش تولید نمی‌کنند. در میان انتخاب‌های باقی‌مانده، تعویض نقش‌های  S و  T برش را تغییر نمی‌دهد، بنابراین هر برش دو بار شمارش می‌شود؛ پس  2^{|V|-1}-1 برش متمایز وجود دارد.
مسئلهٔ برش کمینه می‌خواهد برشی با کوچک‌ترین اندازه در میان این برش‌ها بیابد.
برای گراف‌های وزن دار با یال‌هایی با وزن مثبت  w\colon E\rightarrow \mathbf {R} ^{+} وزن برش، حاصل جمع وزن‌های یال‌های بین رئوس در هر بخش است
 w(S,T)=\sum _{uv\in E\colon u\in S,v\in T}w(uv)\,,
که با تعریف بدون وزن برای  w=1 مطابقت دارد.
یک برش گاهی یک «برش جهانی» نامیده می‌شود تا از یک «برش  t- s» برای زوج داده شده‌ای از رئوس، که شرط اضافهٔ  s\in S و  t\in T را دارد، تمایز داده شود. هر برش جهانی یک برش  t- s برای یک  s,t\in V است. بنابراین، مسئلهٔ برش کمینه می‌تواند با یکی یکی پیش رفتن در میان همهٔ انتخاب‌های  s,t\in V و حل مسئلهٔ برش  t- s کمینهٔ حاصله با استفاده از قضیهٔ جریان بیشینهٔ برش کمینه و یک الگوریتم با زمان چندجمله‌ای برای مسئله بیشینه جریان، مانند الگوریتم فورد-فالکرسون، در زمان چندجمله‌ای حل شود، گرچه این رویکرد بهینه نیست. یک الگوریتم تعیین‌کننده برای مسئلهٔ برش کمینه با زمان اجرای  O(mn+n^{2}\log n) وجود دارد.
الگوریتم تلفیق

عملکرد بنیادی الگوریتم کارگر شکلی از تلفیق یالی است. نتیجهٔ تلفیق یال  e=\{u,v\} رأس تازهٔ  uv خواهد بود. هر یال  \{w,u\} یا  \{w,v\} برای  w\notin \{u,v\} در دو انتهای یال تلفیقی با یک یال  \{w,uv\}  به رأس تازه جایگزین می‌شود. سرانجام، رئوس تلفیقی  u و  v با همهٔ یال‌های واقع بر آن حذف می‌شوند. به ویژه گراف حاصل هیچ حلقه‌ای را در بر ندارد. نتیجهٔ تلفیق یال  e با  G/e نشان داده می‌شود.
الگوریتم تلفیق مرتباً یال‌های تصادفی را در گراف تلفیق می‌کند تا زمانی که فقط دو رأس باقی بماند که آنگاه فقط یک برش یکتا وجود دارد.
procedure contract( G=(V,E)):
   while  |V|>2
       choose  e\in E uniformly at random
        G\leftarrow G/e
   return the only cut in  G
وقتی گراف با استفاده از لیست‌های مجاورت یا ماتریس مجاورت نمایش داده می‌شود، یک عمل یکتای تلفیق یالی را می‌توان با تعدادی بروزرسانی با زمان اجرای خطی روی داده ساختار، با زمان اجرای کل  O(|V|^{2})، پیاده‌سازی کرد. از سوی دیگر، این روند را می‌توان به منزلهٔ اجرای الگوریتم کروسکال برای ایجاد درخت فراگیر کمینه در گرافی که یال‌هایش بر اساس یک جایگشت تصادفی  \pi  وزن‌های  w(e_{i})=\pi (i) دارند دید. حذف سنگین‌ترین یال این درخت به ایجاد دو مؤلفه می‌انجامد که یک برش را توصیف می‌کنند. به این روش، روند تلفیق را می‌تواند مانند الگوریتم کروسکال در زمان   O(|E|\log |E|) پیاده‌سازی کرد.
بهترین پیاده سازی‌های شناخته شده، به ترتیب از زمان و فضای  O(|E|) یا زمان  O(|E|\log |E|) و فضای
 O(|V|) استفاده می‌کنند.
الگوریتم تلفیق > احتمال موفقیت الگوریتم تلفیقی

در گراف  G=(V,E) با  n=|V| رأس، الگوریتم تلفیقی با احتمال  {\binom {n}{2}}^{-1} یک برش کمینه برمی گرداند. در میان  2^{n-1}-1 برش گراف، حد اکثر  {\binom {n}{2}} برش کمینه وجود دارد، بنابراین این احتمال بسیار بهتر از انتخاب یک برش به صورت تصادفی است.
برای مثال، گراف دوری روی  n رأس، دقیقاً  {\binom {n}{2}} برش کمینه دارد، که از انتخاب هر دو یال به دست می‌آید. روند تلفیق با احتمال برابر هر یک از این یال‌ها را می‌یابد.
برای آن که کران احتمال موفقیت را به‌طور کلی به دست آوریم، اگر یال‌های یک برش کمینهٔ خاص با اندازهٔ  k را با  C نشان دهیم آنگاه الگوریتم تلفیق  C را برمی گرداند اگر و فقط اگر هیچ یک از یال‌های تصادفی در مجموعهٔ برش  C نباشد. به ویژه، اولین تلفیق یالی از  C اجتناب می‌کند، که با احتمال  1-k/|E| رخ می‌دهد. درجهٔ کمینهٔ   G حد اقل  k است (در غیر این صورت یک رأس با درجهٔ کمینه یک برش کوچک تر را سبب می‌شد)، بنابراین  |E|\geq nk/2. پس احتمال این که الگوریتم تلفیق، یالی از  C را برگزیند برابر است با:
 {\frac {k}{|E|}}\leq {\frac {k}{nk/2}}={\frac {2}{n}}.
احتمال  p_{n} که الگوریتم تلفیق روی یک گراف  n رأسی از   C اجتناب کند، در رابطهٔ بازگشتی  p_{n}\geq {\bigl (}1-{\frac {2}{n}}{\bigr )}p_{n-1} با  p_{2}=1 صدق می‌کند که می‌توان آن را به صورت زیر بسط داد:
p_{n}\geq \prod _{i=0}^{n-3}{\Bigl (}1-{\frac {2}{n-i}}{\Bigr )}=\prod _{i=0}^{n-3}{\frac {n-i-2}{n-i}}={\frac {n-2}{n}}\cdot {\frac {n-3}{n-1}}\cdot {\frac {n-4}{n-2}}\cdots {\frac {3}{5}}\cdot {\frac {2}{4}}\cdot {\frac {1}{3}}={\binom {n}{2}}^{-1}\,.
الگوریتم تلفیق > تکرار الگوریتم تلفیق

با تکرار  T={\binom {n}{2}}\ln n بار الگوریتم تلفیق با انتخاب‌های مستقل تصادفی و برگرداندن کوچک‌ترین برش، احتمال پیدا نکردن برش کمینه عبارتست از:
 {\Bigl [}1-{\binom {n}{2}}^{-1}{\Bigr ]}^{T}\leq {\frac {1}{e^{\ln n}}}={\frac {1}{n}}\,.
زمان اجرای کل برای  T بار تکرار برای گرافی با  n رأس و  m یال برابر است با:
 O(Tm)=O(n^{2}m\log n).
الگوریتم کارگر_اشتاین

یک بسط الگوریتم کارگر، توسط دیوید کارگر و کلیفورد اشتاین (به انگلیسی: Clifford Stein) به بهبود مرتبهٔ زمانی حالت قبل منجر می‌شود.
ایدهٔ اصلی این است که رویهٔ تلفیق تا زمانی که گراف به  t رأس برسد انجام شود.
procedure contract( G=(V,E),  t):
   while  |V|>t
       choose  e\in E uniformly at random
        G\leftarrow G/e
   return  G
احتمال   p_{n,t} که این رویهٔ تلفیق از یک برش خاص   C در یک گراف  n رأسی اجتناب کند چنین است:
{\begin{aligned}p_{n,t}&\geq \prod _{i=0}^{n-t-1}{\Bigl (}1-{\frac {2}{n-i}}{\Bigr )}={\binom {t}{2}}{\bigg /}{\binom {n}{2}}\,.\end{aligned}}
این عبارت از  \Omega (t^{2}/n^{2}) است و از  {\frac {1}{2}} حول
 t=\lceil 1+n/{\sqrt {2}}\rceil  کمتر می‌شود. به ویژه احتمال این که یک یال از  C تلفیق شود تا پایان افزایش می‌یابد. این انگیزهٔ ایدهٔ تغییر به یک الگوریتم کندتر پس از تعداد معینی گام‌های تلفیقی است.
procedure fastmincut( G=(V,E)):
   if  |V|<6:
       return mincut( V)
   else:
        t\leftarrow \lceil 1+|V|/{\sqrt {2}}\rceil 
        G_{1}\leftarrow  contract( G,  t)
        G_{2}\leftarrow  contract( G,  t)
       return min {fastmincut( G_{1}), fastmincut( G_{2})}
الگوریتم کارگر_اشتاین > تجزیه و تحلیل

احتمال  P(n) را احتمال پیدا کردن یک مجموعهٔ برش خاص  C توسط الگوریتم در نظر بگیریم آنگاه  P(n) با رابطهٔ بازگشتی زیر داده می‌شود:
P(n)=1-\left(1-{\frac {1}{2}}P\left({\Bigl \lceil }1+{\frac {n}{\sqrt {2}}}{\Bigr \rceil }\right)\right)^{2}
که راه حل آن   P(n)=O\left({\frac {1}{\log n}}\right) است. زمان اجرای سریع‌ترین برش کمینه در
 T(n)=2T\left({\Bigl \lceil }1+{\frac {n}{\sqrt {2}}}{\Bigr \rceil }\right)+O(n^{2})
در راه حل  T(n)=O(n^{2}\log n) صدق می‌کند.
برای رسیدن به احتمال خطای  O(1/n)، الگوریتم می‌تواند  O(\log n/P(n)) بار تکرار گردد، با زمان اجرای کل  T(n)\cdot {\frac {1}{P(n)}}=O(n^{2}\log ^{3}n) این یک مرتبهٔ زمانی با بهبود زیاد روی الگوریتم اصلی کارگر است.
الگوریتم کارگر_اشتاین > یافتن همهٔ برش‌های کمینه

قضیه: با احتمال زیادی می‌توان همهٔ برش‌های کمینه را در زمان اجرای  O(n^{2}\ln ^{3}n) یافت.
اثبات: از آنجا که می دانیم  P(n)=O\left({\frac {1}{\ln n}}\right)، بنابراین پس از اجرای این الگوریتم به تعداد   O(\ln ^{2}n) بار، احتمال از بین رفتن یک برش کمینهٔ خاص چنین است:
\Pr[{\text{miss a specific min-cut}}]=(1-P(n))^{O(\ln ^{2}n)}\leq \left(1-{\frac {c}{\ln n}}\right)^{\frac {3\ln ^{2}n}{c}}\leq e^{-3\ln n}={\frac {1}{n^{3}}}.
و حداکثر  {\binom {n}{2}} برش کمینه وجود دارد، بنابراین احتمال از دست دادن هر برش کمینه چنین است:
\Pr[{\text{miss any min-cut}}]\leq {\binom {n}{2}}\cdot {\frac {1}{n^{3}}}=O\left({\frac {1}{n}}\right).
وقتی n به اندازهٔ کافی بزرگ باشد، احتمال شکست به نحو قابل ملاحظه‌ای کم خواهد بود. ∎
الگوریتم کارگر_اشتاین > کران بهبود

برای تعیین برش کمینه، باید از هر یال در گراف حداقل یک بار بگذریم، که در یک گراف چگال از  O(n^{2}) است. الگوریتم برش کمینهٔ کارگر_اشتاین زمان اجرای  O(n^{2}\ln ^{O(1)}n) می‌برد، که خیلی به آن نزدیک است.
اجرای موفق الگوریتم کارگر روی یک گراف ۱۰ رأسی. تعداد یال‌های برشی کمینه ۳ است.
انتخاب یال‌های تصادفی در الگوریتم کارگر مربوط به اجرای الگوریتم کروسکال روی گرافی با مرتبهٔ یال‌های تصادفی تا زمانی که فقط دو مؤلفه باقی بماند.
۱۰بار تکرار الگوریتم تلفیق. در پنجمین تکرار، الگوریتم برش کمینه را با اندازهٔ ۳ پیدا می‌کند.
بارفورد سنت جان

منطقه مسکونی در انگلستان
| بارفورد سنت جان | بارفورد سنت جان |
| --- | --- |
 منظره بارفورد سنت جان سن از سراسر دره سوئر زیر هامپتون، بارفورد سنت جان فراتر از روستا و کلیسای صومعه سنت ماری است، بلوکسهام در فاصله است:  منظره بارفورد سنت جان سن از سراسر دره سوئر زیر هامپتون، بارفورد سنت جان فراتر از روستا و کلیسای صومعه سنت ماری است، بلوکسهام در فاصله است
بارفورد سنت جانبارفورد سنت جان نمایش داده شده در  the بریتانیا: بارفورد سنت جانبارفورد سنت جان نمایش داده شده در  the بریتانیا
مرجع شبکه OS: SP4333 
محله مدنی: بارفورد سنت جان و سنت میشل
منطقه: چرول
Shire county: آکسفوردشر
کشور: انگلستان
کشور مستقل: بریتانیا
پست شهر: بنبری
کدپستی منطقه: OX15
کد تلفن: ۰۱۲۹۵
مجلس انگلستان: بنبری
وبگاه: Barford St John & St Michael Parish Council
 فهرست مکان‌‌ها بریتانیا انگلستان  ۵۱°۵۹′۴۶″شمالی ۱°۲۱′۴۷″غربی﻿ / ﻿۵۱٫۹۹۶°شمالی ۰۱٫۳۶۳°غربی﻿ / 51.996; -01.363:  فهرست مکان‌‌ها بریتانیا انگلستان  ۵۱°۵۹′۴۶″شمالی ۱°۲۱′۴۷″غربی﻿ / ﻿۵۱٫۹۹۶°شمالی ۰۱٫۳۶۳°غربی﻿ / 51.996; -01.363
بارفورد سنت جان (به انگلیسی: Barford St. John) یک روستا در بریتانیا است که در بارفورد سنت جان و سنت میشل واقع شده‌است.
انگل‌خونی

Medical condition
| انگل‌خونی> طبقه‌بندی و منابع بیرونی | انگل‌خونی> طبقه‌بندی و منابع بیرونی |
| --- | --- |
سمپ: D018512
[ویرایش در ویکی‌داده]: [ویرایش در ویکی‌داده]
در پزشکی به مقدار وجود انگل در خون، انگل‌خونی یا پارازیتمیا (به انگلیسی: parasitemia) گفته می‌شود. اندازه‌گیری میزان وجود انگل در خون برای تعیین بار انگلی موجود در ارگانیزم و مقدار عفونت انگلی فعال استفاده می‌شود.
اندازه‌گیری روشمند انگل‌خونی برای بسیاری از مراحل ارزیابی بیماری‌ها، تشخیص بیماری و تعیین درمان اهمیت دارد. این اندازه‌گیری‌ها به‌ویژه در بیماری‌های مزمن مهم است زیرا که برای آغاز درمان آن‌ها انگل‌خونی باید در حد صفر قرار داشته باشد.
بادکی (چایپاره)

| بادکی | بادکی |
| --- | --- |
روستا: روستا
مختصات: ۳۸°۵۲′۵۳″ شمالی ۴۴°۵۹′۳۵″ شرقی﻿ / ﻿۳۸٫۸۸۱۳۹°شمالی ۴۴٫۹۹۳۰۶°شرقی﻿ / 38.88139; 44.99306: مختصات: ۳۸°۵۲′۵۳″ شمالی ۴۴°۵۹′۳۵″ شرقی﻿ / ﻿۳۸٫۸۸۱۳۹°شمالی ۴۴٫۹۹۳۰۶°شرقی﻿ / 38.88139; 44.99306
کشور: ایران
استان: آذربایجان غربی
شهرستان: چایپاره
بخش: مرکزی
دهستان: بسطام
جمعیت: ۸۲۷ نفر (سرشماری ۹۵)
بادکی، روستایی است از توابع بخش مرکزی شهرستان چایپاره استان آذربایجان غربی ایران.
جمعیت

این روستا در دهستان بسطام قرار داشته و بر اساس سرشماری سال ۱۳۸۵ جمعیت آن ۸۱۸نفر (۲۲۶ خانوار)
بوده است.
ایمن دمعی

| اطلاعات شخصی | اطلاعات شخصی | اطلاعات شخصی | اطلاعات شخصی |
| --- | --- | --- | --- |
نام کامل:  Aïmen Demai
زادروز:  ۱۰ دسامبر ۱۹۸۲ ‏(۴۱ سال)
زادگاه:  تیون‌ویل
قد:  ۱.۸۱ متر
پست:  مدافع، هافبک
اطلاعات باشگاهی: اطلاعات باشگاهی
باشگاه کنونی:  باشگاه فوتبال آلمانیا آخن
شمارهٔ پیراهن:  ۲۱
باشگاه‌های جوانان: باشگاه‌های جوانان
۱۹۹۴–۱۹۹۵:  Uckange US
۱۹۹۵–۱۹۹۸:  FC Woippy
۱۹۹۸–۲۰۰۰:  باشگاه فوتبال متس
باشگاه‌های حرفه‌ای*: باشگاه‌های حرفه‌ای*
| سال‌ها |  باشگاه‌ها |  بازی† |  (گل)† |
| ۲۰۰۰–۲۰۰۴ |  باشگاه فوتبال متس |  ۱۷ |  (۰) |
| ۲۰۰۴–۲۰۰۶ |  باشگاه فوتبال زاربروکن |  ۶۳ |  (۵) |
| ۲۰۰۶–۲۰۰۹ |  باشگاه فوتبال کایزرسلاوترن |  ۷۰ |  (۳) |
| ۲۰۰۹– |  باشگاه فوتبال آلمانیا آخن |  ۶۲ |  (۱۰) |
تیم ملی‡: تیم ملی‡
| ۲۰۰۳ |  تیم ملی فوتبال الجزایر |  ۱ |  (۰) |
| ۲۰۰۹– |  تیم ملی فوتبال تونس |  ۲ |  (۰) |
دوران مربیگری: دوران مربیگری
۲۰۱۵:  باشگاه فوتبال آلمانیا آخن (موقت)
 تعداد بازی‌ها و گل‌ها فقط مربوط به بازی‌های لیگ داخلی است و آمار به روز شده در تاریخ ۱۸:۲۳, ۱۴ دسامبر ۲۰۱۲ (UTC).   ‡ آمار بازی‌ها و گل‌های ملی به‌روز شده در تاریخ ۱۱ ژانویه ۲۰۱۰:  تعداد بازی‌ها و گل‌ها فقط مربوط به بازی‌های لیگ داخلی است و آمار به روز شده در تاریخ ۱۸:۲۳, ۱۴ دسامبر ۲۰۱۲ (UTC).   ‡ آمار بازی‌ها و گل‌های ملی به‌روز شده در تاریخ ۱۱ ژانویه ۲۰۱۰
ایمن دمعی (انگلیسی: Aïmen Demai؛ زادهٔ ۱۰ دسامبر ۱۹۸۲) بازیکن فوتبال اهل الجزایر-تونس است.
از باشگاه‌هایی که در آن بازی کرده‌است می‌توان به باشگاه فوتبال متس، باشگاه فوتبال آلمانیا آخن، باشگاه فوتبال زاربروکن و باشگاه فوتبال کایزرسلاوترن اشاره کرد.
وی همچنین در تیم‌های ملی فوتبال الجزایر و تونس بازی کرده‌است.
امامزاده عشق‌آباد

| امامزاده عشق‌آباد | امامزاده عشق‌آباد |
| --- | --- |
نام: امامزاده عشق‌آباد
کشور: ایران
استان: استان خراسان رضوی
شهرستان: شهرستان میان‌جلگه
اطلاعات اثر: اطلاعات اثر
کاربری: مذهبی
دیرینگی: دوره صفوی
دورهٔ ساخت اثر: دوره صفوی
اطلاعات ثبتی: اطلاعات ثبتی
شمارهٔ ثبت: ۲۲۲۹۰
تاریخ ثبت ملی: ۲۷ اسفند ۱۳۸۶
امامزاده عشق آباد مربوط به دوره صفوی - دوره معاصر است و در شهرستان میان‌جلگه، شهر عشق‌آباد، خیابان امام رضا (ع)، امام رضا ۱۲ واقع شده و این اثر در تاریخ ۲۷ اسفند ۱۳۸۶ با شمارهٔ ثبت ۲۲۲۹۰ به‌عنوان یکی از آثار ملی ایران به ثبت رسیده است.این اثر به طوری نماد شهرستان میان‌جلگه نیز به شمار میرود.
الفبا (نظریه زبان‌ها)

در نظریهٔ زبان‌های صوری، هر مجموعهٔ ناتهی را الفبا (الفبای صوری) می‌نامیم و اعضای آن را (مثل حروف، ارقام یا char) نمادهای آن الفبا (یا حروف صوری آن) هستند.
این نمادها می‌توانند مجموعه‌ای از واج‌ها باشند (مثل IPA). همچنین فونت‌ها و قلم‌های رایانه (مجموعه‌ای از گلیف‌ها) را نیز می‌توان طبق این تعریف الفبا نامید. الفبا با این تعریف در طیف وسیعی از زمینه‌ها از جمله منطق، ریاضیات، علوم کامپیوتر و زبان‌شناسی استفاده می‌شود. کدگذاری نویسه‌ها مثل ASCII از نمونه‌های کاربرد در کامپیوتر است.
یک الفبا معمولاً با  \Sigma  (سیگما بزرگ)،  \Gamma  (گاما بزرگ) یا  {\mathcal {A}} نمایش داده می‌شود. اندازهٔ الفبا کاردینالیتهٔ مجموعه است و ممکن است متناهی، شمارا یا حتی ناشمارا باشد.
الفبا در نظریه زبان‌ها و نظریه ماشین‌ها مهم هستند. برای تعریف اتوماتاهایی مثل DFA لازم است الفبایی مشخص کنیم تا رشته‌های ورودی آن اتوماتا از آن رشته‌ها باشند.
رشته

یک رشته (یا کلمهٔ صوری) در یک الفبا به صورت «دنباله‌ای از حروف الفبا» تعریف می‌شود. به عنوان مثال، به کمک (الفبای شامل) حروف «الف» تا «ی» می‌توان کلمات فارسی مانند «آب» ایجاد کرد. یک الفبای رایج،  \Sigma =\{0,1\} الفبای باینری است و « w=00101111» نمونه ای از یک رشته باینری است. یک رشته معمولاً با  u,v,w,x,y نمایش داده می‌شود. طول رشته  |w| تعداد نمادهای درونش است. رشتهٔ تهی با طول صفر را با  \varepsilon ،  \epsilon  (اپسیلون کوچک) یا  \lambda  (لاندا کوچک) نمایش می‌دهیم.
اغلب برای خوانایی لازم است که نمادها را در یک الفبا به یک علامت محدود کنیم تا تفسیر هر رشته بدون ابهام باشند. برای مثال، اگر الفبای دو عضوی  \Gamma =\{0,00\} باشد، رشتهٔ  000 مبهم است، زیرا مشخص نیست که  0+0+0 است یا  0+00 یا  00+0.
رشته > اعمال روی رشته‌ها > الحاق رشته‌ها

مقالهٔ اصلی: الحاق (علوم رایانه)
عملگر الحاق دو رشته  v و  w با نماد ضرب  v\cdot w نمایش می‌دهیم. البته معمولاً این نماد را حذف می‌کنیم و الحاق را به صورت  vw نشان می‌دهیم.
به عنوان مثال الحاق  v=01 و  w=11 برابر  vw=0111 است.
رشته > اعمال روی رشته‌ها > توان رشته

با  n بار الحاق  v در خودش به  v^{n}=\overbrace {vv\cdots v} ^{n} می‌رسیم. همچنین  v^{0}=\epsilon  تعریف می‌کنیم.
رشته > اعمال روی رشته‌ها > معکوس رشته

معکوس یک رشته  u با نماد  u^{\mathcal {R}} همان حروف صوری به ترتیب عکس است؛ مثلاً  (vw)^{\mathcal {R}}=1110.
اگر معکوس یک رشته با خودش یکسان باشد  u^{\mathcal {R}}=u به آن رشته پالیندروم می‌گوییم.
رشته > زیررشته

اگر  z=vwu می‌گوییم  w (و همچنین  v,\ u) زیررشتهٔ  z است ( v,\ u دلخواه و شاید تهی). مثلاً «شنبه» زیررشتهٔ «چهارشنبه‌سوری» است.
به  v پیشوند  z و به  u پسوند  z می‌گوییم. به اضافه اگر  v\neq z باشد آن را پیشوند اکید  z می‌نامیم.
رشته > ترتیب رشته‌ها

اگر برای حروف الفبا یک ترتیب الفبایی (مثل  a\leqslant b\leqslant \cdots ) تعریف شده باشد می‌توانیم برای رشته‌ها نیز ترتیب تعریف کنیم. ترتیب لغت‌نامه‌ای  (به انگلیسی: lexicographic order) همان ترتیبی است که در فرهنگ‌نامه‌ها استفاده می‌شود. با یک تغییر جزئی در قوانین به ترتیب  (به انگلیسی: shortlex order) می‌رسیم. در این ترتیب رشته‌های کوتاهتر باید جایگاه کمتری داشته باشند؛ مثلاً در الفبای  \Sigma =\{0,1\}:
در ترتیب lexicographic:  \epsilon <0<00<000<01<1<10<11
در ترتیب shortlex:  \epsilon <0<1<00<01<10<11<000
توان الفبا

با اعمال عمل توان بر روی یک الفبا یک زبان به دست می‌آید. اگر  \Sigma  یک الفبا باشد، مجموعهٔ تمام رشته‌های به طول  n بر روی الفبای  \Sigma  را به صورت  \Sigma ^{n} نمایش می‌دهیم؛ مثلاً اگر  \Sigma =\{0,1\} باشد  \Sigma ^{0}=\{\epsilon \},\quad \Sigma ^{1}=\Sigma ,\quad \Sigma ^{2}=\{00,01,10,11\}.
مجموعهٔ تمام رشته‌های با هر طول (متناهی) را بستار کلین  \Sigma  می‌نامیم:  \Sigma ^{*}=\bigcup _{n\in \mathbb {N} }\Sigma ^{n}={\Sigma ^{0}\cup \Sigma ^{1}\cup \Sigma ^{2}\cup \cdots }
هر کدام از رشته‌های عضو  \Sigma ^{*} متناهی اند ولی خود  \Sigma ^{*} شمارا و نامتناهی است. در مثال فوق  \Sigma ^{*}=\{\epsilon ,0,1,00,01,10,11,\dots \}
همچنین بستار مثبت  \Sigma ^{+}=\bigcup _{n\in \mathbb {N} ^{\star }}\Sigma ^{n}=\Sigma ^{*}\backslash \{\epsilon \} پس  \Sigma ^{*}=\Sigma ^{+}\cup \{\epsilon \}.
مجموعهٔ تمام رشته‌های نامتناهی را با نماد  \Sigma ^{\omega } نمایش می‌دهیم (توان امگا در اینجا نماد عدد اردینال است) و  \Sigma ^{\infty }=\Sigma ^{*}\cup \Sigma ^{\omega }.
جمله

در تعریف الفبا (هر مجموعهٔ ناتهی) هیچ محدودیتی وجود ندارد. در نتیجه مجموعه‌ای از کلمات (از الفبایی مثل  \Sigma ) خود می‌تواند الفبای دیگری مثل  {\mathcal {A}} فرض شود (مثلاً  {\mathcal {A}}=\Sigma ^{2}). در برخی حوزه‌ها مثل منطق، الفبای صوری به عنوان واژگان (مجموعهٔ کلمات) و کلمات صوری به عنوان جملات شناخته می شوند. به عبارتی دیگر استعارهٔ حرف/کلمه را می‌شکند و استعارهٔ کلمه/جمله جایگزین آن می‌کند. به طور کلی می‌توان به عناصر (کلمات) عضو یک زبان جمله گفت.
تزویج القایی تشدیدی

نمودار پایه‌ای‌ترین سامانه انتقال قدرت بی‌سیم تزویج القایی تشدیدی. این فناوری تشدید-دوم نامیده می‌شود.
تزویج القایی تشدیدی (انگلیسی: Resonant inductive coupling) یا تزویج همزمان فاز مغناطیسی پدیده‌ای همراه با تزویج القایی است. هنگامی که طرف «ثانویه» (بار-باربر) تشدیدی پیچه سست تزویج شود، تزویج‌سازی قوی‌تر می‌شود. نوع ترانسفورماتور تشدیدی اغلب در مدارهای آنالوگ، نقش فیلتر میان‌گذر را دارند. این خاصیت در انتقال برق بصورت بدون نیاز به سیم به دستگاه‌های کوچک الکتریکی مثل تلفن‌همراه و لپ‌تاب وغیره نیز کاربرد دارند.
یئون وو-جین

| یئون وو-جین | یئون وو-جین |
| --- | --- |
نام هنگام تولد: کیم بونگ-هی
زادهٔ: ۵ ژوئیهٔ ۱۹۸۴ ‏(۴۰ سال) گانگ‌نئونگ
ملیت: کره جنوبی
دیگر نام‌ها: سئو جی-هو
پیشه: بازیگر
سال‌های فعالیت: ۲۰۰۹–اکنون
نماینده: Jump Entertainment [ko]
نام کره‌ای: نام کره‌ای
هانگول: 연우진
لاتین‌نویسی اصلاح‌شده: Yeon U-jin
مک‌کیون–ریشاور: Yŏn U-chin
نام تولد: نام تولد
هانگول: 김봉회
لاتین‌نویسی اصلاح‌شده: Gim Bong-hwe
مک‌کیون–ریشاور: Kim Bong-hwe
 :  
یئون وو-جین (انگلیسی: Yeon Woo-jin؛ زادهٔ ۵ ژوئیهٔ ۱۹۸۴) بازیگر اهل کره جنوبی است. وی از سال ۲۰۰۹ میلادی تاکنون مشغول فعالیت بوده‌است.
از فیلم‌ها یا برنامه‌های تلویزیونی که وی در آن نقش داشته‌است می‌توان به ناخواهری سیندرلا، تو از ستاره‌ها اومدی و رئیس درونگرا اشاره کرد.