stanford-oval/wikipedia huggingface dataset:
مسئله بیشینه جریان
تعریف

فرض کنید  \scriptstyle N=(V,E) یک شبکه است با  \scriptstyle s,t\in V که به ترتیب مبدأ و مقصد هستند.
\scriptstyle f_{uv}\leq c_{uv} به ازای هر  \scriptstyle (u,v)\in E (شرط ظرفیت: جریان یک یال نمی‌تواند از ظرفیتش بیشتر باشد)
\scriptstyle \sum _{u:(u,v)\in E}f_{uv}=\sum _{u:(v,u)\in E}f_{vu} به ازای هر  \scriptstyle v\in V\setminus \{s,t\} (بقای جریان‌ها: جمع جریان‌های ورودی یک رأس باید با جمع جریان‌های خروجی از آن برابر باشد، به جز در رأس‌های مبدأ و مقصد)
مسئلهٔ بیشینه جریان، بیشینه کردن  \scriptstyle |f| است، یعنی هدایت بیش‌ترین جریان ممکن از  s به  t.
راه‌حل‌ها

می‌توان گراف باقیمانده را تعریف کرد تا راهی اصولی برای جستجو کردن عملیات‌های جلو-عقب برای یافتن بیشینه جریان فراهم کند.

اگر شبکهٔ جریان  G و جریان  f روی  G را داشته باشیم،  \scriptstyle G_{f}، گراف باقیماندهٔ  G را با توجه به  f اینگونه تعریف می‌کنیم:
مجموعه رأس‌های  \scriptstyle G_{f} همانند  G است.
هر رأس  \scriptstyle e=(u,v) از  \scriptstyle G_{f}، دارای ظرفیت  \scriptstyle c_{e}-f(e) است.
هر رأس  \scriptstyle e'=(v,u) از  \scriptstyle G_{f}، دارای ظرفیت  \scriptstyle f(e) است.
الگوریتم‌های حل مسئلهٔ بیشینه جریان در جدول زیر نشان داده شده‌است.
| روش | پیچیدگی | توضیح |
| --- | --- | --- |
| برنامه‌نویسی خطی | - | شرط‌ها توسط تعریف جریان مجاز داده شده‌اند. برنامهٔ خطی را اینجا ببینید. |
| الگوریتم فورد-فالکرسون |  O(E\max(|f|)) | تا جایی که مسیری باز در گراف باقی مانده وجود دارد، کمینه ظرفیت‌های گراف باقی مانده را به مسیر می‌فرستد.  این الگوریتم فقط زمانی کار می‌کند که همه وزن‌ها عدد صحیح باشند، در غیر این صورت ممکن است مقدار بیشینه برگردانده نشود. |
| الگوریتم Edmonds Karp |  O(VE^{2}) | مدل خاصی از الگوریتم فورد-فالکرسون، که با جستجوی سطح اول مسیرهای اضافه شده را پیدا می‌کند. |
| الگوریتم سد جریان Dinitz |  O(V^{2}E) | این الگوریتم در هر مرحله یک گراف لایه‌ای را به وسیله جستجوی سطح اول روی گراف باقیمانده می‌سازد. بیشینه جریان در یک گراف لایه‌ای در (O(VE محاسبه می‌شود، و بیشترین تعداد مرحل n-1 است. الگوریتم دینیک در شبکه‌های دارای ظرفیت‌های واحد، در  \scriptscriptstyle O(E{\sqrt {V}}) به پایان می‌رسد. |
| الگوریتم ارسال-برچسب عمومی |  O(V^{2}E) | الگوریتم ارسال-برچسب از یک پیش‌جریان (یک تابع جریان با امکان افزایش در رأس‌ها) پشتیبانی می‌کند. الگوریتم اجرا تا وقتی که رأسی با افزایش مثبت (یک رأس فعال در گراف) وجود دارد اجرا می‌شود. عمل push جریان را روی یک یال باقیمانده افزایش می‌دهد، و یک تابع ارتفاع روی رأس‌ها کنترل می‌کند که کدام یال باقیمانده می‌تواند push شود. استفادهٔ درست از این توابع تضمین می‌کنند که جریان به دست آمده یک جریان بیشینه است. |
| الگوریتم ارسال-برچسب عمومی همراه با قانون انتخاب رأس FIFO |  O(V^{3}) | این الگوریتم همواره آخرین رأس فعال را انتخاب می‌کند و عمل push را تا زمانی که افزایش مثبت است یا یک یال باقیمانده مجاز از این رأس وجود دارد، انجام می‌دهد. |
| الگوریتم سد جریان Dinitz به همراه درخت پویا |  O(VE\log(V)) | داده ساختار درخت پویا سرعت محاسبه بیشینه جریان را در گراف لایه‌ای تا  \scriptscriptstyle O(Elog{V}) افزایش می‌دهد. |
| الگوریتم ارسال-برچسب عمومی همراه با درخت پویا |  O(VE\log(V^{2}/E)) | این الگوریتم با توجه به تابع ارتفاع، درختی با اندازه محدود روی گراف باقی‌مانده می‌سازد. این درخت‌ها امکان اعمال push چندسطحی را فراهم می‌کنند. |
| الگوریتم سد جریان دودویی  |  \scriptscriptstyle O(E\min(V^{2/3},{\sqrt {E}})\log(V^{2}/E)\log {U}) | مقدار U به بیشینه ظرفیت شبکه وابسته است. |
| الگوریتم MPM (مخفف Pramodh-Kumar, Malhotra و Maneshwari) |  O(V^{3}) | به مقالهٔ اصلی مراجعه کنید. |
| الگوریتم KRT + Jim Orlin's (مخفف Rao, King و Tarjan) |  O(VE) | الگوریتم Orlin مسئلهٔ بیشینه جریان را در زمان  O(VE) برای  m\leq O(n^{(16/15)-\epsilon }) حل می‌کند در حالی که KRT آن را در زمان  O(VE) برای  m>n^{1+\epsilon } حل می‌کند. |
قضیهٔ جریان انتگرال

قضیهٔ جریان انتگرال می‌گوید:
کاربرد > مسئلهٔ بیشینه جریان چند-مبدأ و چند-مقصد

می‌خواهیم جریان بیشینه را روی شبکهٔ  N=(V,E) که دارای مجموعهٔ مبدأهای  S=\{s_{1},...,s_{n}\} و مجموعهٔ مقصدهای  T=\{t_{1},...,t_{n}\} (به جای تنها یک مبدأ و یک مقصد) است، پیدا کنیم. می‌توانیم مسئله چند-مبدأ و چند-مقصد را با افزودن یک مبدأ تثبیت شده که به تمام راس‌های  S متصل است و یک مقصد تثبیت شده که به تمام راس‌های  T متصل است (ابرمبدأ و ابرمقصد) و یال‌های آن‌ها ظرفیت بی‌نهایت دارند، به یک مسئلهٔ بیشینه جریان تبدیل کنیم.
کاربرد > کمینه پوشش مسیر در گراف جهت‌دار بدون دور

برای پیدا کردن کمینه تعداد مسیر‌ها برای پوشش دادن تمام رأس‌های  V در یک گراف جهت‌دار بدون دور  G=(V,E)، می‌توانیم یک گراف دوبخشی  G'=(V_{out}\in V_{in},E) از  G بسازیم که:
V_{out}=\{v\in V\} که درجهٔ خروجی هر  v مثبت است.
V_{in}=\{v\in V\} که درجهٔ ورودی هر  v مثبت است.
E'=\{(u,v)\in (V_{out},V_{in}:(u,v)\in E\}.
آنگاه می‌توان با استفاده از نظریه کونیگ نشان داد که  G' یک تطابق با اندازهٔ  m دارد اگر و تنها اگر  n-m راه وجود داشته باشد که هر رأس در  G را پوشش می‌دهد و  n تعداد رأس‌های  G است؛ بنابراین مسئله را می‌توان با پیدا کردن تطابق ماکسیمم در  G' حل کرد.
کاربرد > تطابق بیشینهٔ دوبخشی

برای پیدا کردن تطابق بیشینه (تطابقی که بیش‌ترین تعداد رأس‌های ممکن را دارد) در یک گراف دو بخشی  G=(X\cup Y,E)، می‌توانیم مسئله را با ساختن شبکهٔ  N=(X\cup Y\cup \{s,t\},E') به یک مسئلهٔ بیشینه جریان تبدیل کنیم، که:
E' شامل یال‌هایی از  G است که جهتشان از  X به  Y است.
(s,x)\in E' برای هر  x\in X و  (y,t)\in E' برای هر   y\in Y.
c(e)=1 برای هر  e\in E' (شکل ۴٫۳٫۱ را ببینید).
آنگاه مقدار بیشینه جریان در  N برابر اندازهٔ تطابق ماکسیمم در  G است.
کاربرد > مسئلهٔ بیشینه جریان با ظرفیت رأس

اگر شبکهٔ  N=(V,E) را داشته باشیم که در آن علاوه بر یال‌ها، هر رأس هم ظرفیت دارد، یعنی نگاشت  c:V\mapsto \mathbb {R} ^{+} که با  c(v) نمایش داده می‌شود به طوری که جریان f علاوه بر شرط ظرفیت و بقای جریان‌ها، شرط ظرفیت رأس را هم داشته باشد:
به بیان دیگر مقدار جریانی که از یک رأس می‌گذرد نمی‌تواند از ظرفیت آن بیشتر باشد. برای یافتن ماکسیمم جریان در  N می‌توان با گسترش  N، مسئله را به یک مسئلهٔ بیشینه جریان تبدیل کرد. ابتدا هر  v\in V با  v_{\text{in}} و  v_{\text{out}} جایگزین می‌شود که  v_{\text{in}} متصل به یال‌هایی است که به  V وارد می‌شود و  v_{\text{out}} متصل به یال‌هایی است که از آن خارج می‌شوند، سپس ظرفیت  c(v) را به یالی نسبت می‌دهیم که  v_{\text{in}} و  v_{\text{out}} را شامل می‌شود (شکل ۴٫۴٫۱ را ببینید، ولی در نظر داشته باشید که جای  v_{\text{in}} و  v_{\text{out}} به اشتباه در آن جابه‌جا شده‌است). در این شبکهٔ گسترش یافته، شرط ظرفیت رأس برداشته شده است؛ بنابراین می‌توان با این مسئله مانند یک مسئلهٔ بیشینه جریان برخورد کرد.
کاربرد > بیشینه مسیر مستقل

دو مسیر از هم مستقل اند اگر به جز  s و  t رأس مشترکی نداشته باشند. برای پیدا کردن بیشینه تعداد راه‌های مستقل از دو رأس  s به  t در گراف جهت‌دار  G=(V,E)، می‌توان از  G دارای ظرفیت رأس، شبکهٔ  N=(V,E) را ساخت به طوری که:
s و  t به ترتیب مبدأ و مقصد  N اند.
c(v)=1 برای هر  v\in V.
c(e)=1 برای هر  e\in E.
آنگاه مقدار بیشینه جریان برابر تعداد مسیرهای مستقل از  s به  t است.
کاربرد > بیشینه مسیر یال‌مجزا

برای پیدا کردن بیشینه تعداد مسیرهای یال‌مجزا از رأس  s به رأس  t در گراف جهت دار  G=(V,E)، می‌توان مسئله را با ساختن شبکهٔ  N=(V,E) از  G با مبدأ  s و مقصد  t و نسبت دادن جریان واحد به هر یال، به یک مسئلهٔ بیشینه جریان تبدیل کرد.
کاربرد > بیشینه مسیر رأس‌مجزا

برای پیدا کردن بیشینه تعداد مسیرهای رأس‌مجزا از رأس  s به رأس  t در گراف جهت‌دار  G=(V,E)، می‌توان مسئله را با ساختن شبکهٔ  N=(V,E) به صورت زیر، به یک مسئلهٔ بیشینه جریان تبدیل کرد:
هر رأس  v در گراف را به دو رأس  v_{in} و  v_{out} تقسیم کنید.
برای هر رأس  v یالی با ظرفیت یک از  v_{in} به  v_{out} اضافه کنید.
هر یال  (u,v) در گراف را با یالی از  u_{out} به  v_{in} با ظرفیت یک تعویض کنید.
یک رأس مقصد اختصاصی جدید به نام  t اضافه کنید.
برای هر رأس  v، یالی از  v_{in} به  t با ظرفیت یک اضافه کنید.
یک بیشینه جریان از  s_{out} به t پیدا کنید. مقدار جریان برابر تعداد مسیرهای رأس‌مجزا است.
کاربردهای مسئله در دنیای واقعی > بازی‌های حذفی بیسبال

در این مسئله،  n تیم در یک لیگ به طور حذفی با یک‌دیگر مسابقه می‌دهند. در یک مرحلهٔ خاص،  w_{i}  تعداد بردها،  r_{i} تعداد بازی‌های باقی‌مانده برای تیم  iام، و  r_{ij} تعداد بازی‌های باقی‌مانده در مقابل تیم  jام است. اگر تیمی شانس اول شدن از دست بدهد، از لیگ حذف خواهد شد. هدف این مسئله تعیین کردن تیم‌های حذف شده در هر زمان از فصل است. Schwartz برای این مسئله روشی پیشنهاد داد که این مسئله را به مسئلهٔ بیشینهٔ جریان تبدیل می‌کند. در این روش شبکه‌ای ساخته می‌شود که تعیین می‌کند آیا تیم  k حذف می‌شود یا نه.

فرض کنید گراف  G=(V,E) شبکه‌ای با  s,t\in V  باشد که  s و  t به ترتیب مبدأ و مقصد را تعیین می‌کنند. یک رأس  \{i,j\} را به طوری که  i<j به گراف اضافه می‌کنیم و آن را با یالی با ظرفیت  r_{ij} به  s وصل می‌کنیم که تعداد بازی‌های بین دو تیم  i و  j را نشان می‌دهد. هم چنین برای هر تیم  i یک رأس ایجاد می‌کنیم و هر رأس  \{i,j\} را به رأس‌های  i و  j وصل می‌کنیم تا تضمین کنیم یکی از آن‌ها برنده می‌شود. برای این یال‌ها ظرفیتی تعیین نمی‌کنیم. در انتها، وزن یال بین تیم  i و مقصد  t را wk+rk–wi قرار می‌دهیم تا تعداد بردهای تیم i از wk+rk تجاوز نکند. مجموعهٔ تیم‌های شرکت‌کننده در لیگ را  S می‌نامیم و  \scriptstyle r(S-\{k\})=\sum _{i,j\in \{S-\{k\}\},i<j}r_{ij}. ادعا می‌کنیم تیم  k حذف نمی‌شود اگر و تنها اگر اندازهٔ جریانی با مقدار  r(S-\{k\}) در شبکهٔ  G وجود داشته باشد. در مقالهٔ مذکور نشان داده شده که این مقدار همان مقدار بیشینهٔ جریان از  s به  t است.
کاربردهای مسئله در دنیای واقعی > برنامه‌ریزی خطوط هوایی

یکی از مسائل مهم در صنایع خطوط هوایی، برنامه‌ریزی برای خدمهٔ پرواز است. مسائل برنامه‌ریزی در خطوط هوایی می‌تواند به عنوان کاربردی از تعمیم مسئلهٔ بیشینهٔ جریان مطرح شود. ورودی مسئله، مجموعه‌ای از پروازها ( F) است که شامل مکان و زمان پروازهای ورودی و خروجی است. در یک مدل از برنامه‌ریزی، هدف این است که یک برنامه‌ریزی عملی صورت گیرد به طوری که حداکثر  k خدمه فعالیت کنند.

برای حل این مسئله، از مدل متفاوتی از مسئلهٔ گردش به نام گردش کراندار استفاده می‌کنیم، که مدل کلی‌ای از مسئلهٔ جریان است که در آن برای حداقل جریان منحصر با یال‌ها محدودیت قائل می‌شویم.

 G=(V,E) را یک شبکه با مبدأ و مقصد  s,t\in V در نظر می‌گیریم. برای هر پرواز  i، یک رأس  s_{i} برای مبدأ و یک رأس  d_{i} برای مقصد آن به  V اضافه می‌کنیم. هم چنین یال‌های زیر را به  E اضافه می‌کنیم:
یال‌هایی با ظرفیت [۰٬۱] بین  s و هر  s_{i}
یال‌هایی با ظرفیت [۰٬۱] بین هر  d_{i} و  t
یال‌هایی با ظرفیت [۰٬۱] بین هر جفت  s_{i} و  d_{i}
یال‌هایی با ظرفیت [۰٬۱] بین هر  d_{i} و  s_{j}، اگر بتوانیم با صرف هزینه و زمان معقول از  d_{i} به  s_{j} برسیم.
یالی با ظرفیت [∞,۰] بین  s و  t
در روش ذکر شده، ادعا و اثبات می‌شود که پیدا کردن یک جریان با مقدار  k بین  s و  t در  G، همان پیدا کردن برنامه‌ای عملی برای مجموعهٔ پروازهای  F با حداکثر  k خدمه است.

نوع دیگری از برنامه‌ریزی خطوط هوایی، پیدا کردن حداقل خدمه برای انجام شدن تمامی پروازهاست. برای پیدا کردن جواب این مسئله، یک گراف دو قسمتی  G'=(A\cup B,E) می‌سازیم که هر پرواز یک کپی در مجموعهٔ  A و مجموعهٔ  B دارد. اگر یک هواپیما بتواند پرواز  j را بعد از پرواز  i انجام دهد،  i\in A به  j\in B وصل می‌شود. یک تطابق در  G' شامل یک برنامه برای  F است و بدیهی است که حداکثر تطابق دوقسمتی در این گراف، یک برنامهٔ هوایی با حداقل تعداد خدمه را نشان می‌دهد. همان‌طور که در قسمت کاربردهای این مقاله ذکر شد، پیدا کردن تطابق بیشینه دوبخشی یکی از کاربردهای مسئلهٔ بیشینهٔ جریان است.
کاربردهای مسئله در دنیای واقعی > مسئلهٔ تقاضای گردش

تعدادی کارخانه هستند که کالا تولید می‌کنند و تعدادی دهکده هستند که باید به آن‌ها کالا برسد. آن‌ها با شبکه‌ای از جاده‌ها به هم متصل اند که هر جاده ظرفیت  c برای بیشینه کالایی که می‌تواند از آن بگذرد دارد. مسئله یافتن این است که آیا گردشی وجود دارد که تقاضا را برآورده کند یا خیر. این مسئله می‌تواند به یک مسئلهٔ بیشینه جریان تبدیل شود:
یک رأس مبدأ ( s) اضافه کنید و یال‌هایی از آن به هر رأس کارخانه ( f_{i}) با ظرفیت تولید  p_{i} اضافه کنید، که  p_{i} آهنگ تولید کارخانهٔ  f_{i} است.
یک رأس مقصد ( t) اضافه کنید و یال‌هایی از هر رأس دهکده ( v_{i}) با ظرفیت  d_{i} به آن اضافه کنید، که  d_{i} میزان تقاضای دهکده است.
G=(V,E) این شبکهٔ جدید است. گردشی وجود دارد که تقاضا را برآورده کند اگر و تنها اگر:

 Maximumflowvalue(G)=\sum _{i\in v}d_{i}

اگر یک گردش وجود داشته باشد، مسئلهٔ بیشینه جریان جواب این که چه مقدار کالا برای برآورده شدن تقاضا باید از طریق یک جادهٔ خاص فرستاده شود را به ما می‌دهد.
کاربردهای مسئله در دنیای واقعی > عدالت در اشتراک اتومبیل

مسئله این است که  N نفر از یک ماشین در  k روز به صورت اشتراکی استفاده می‌کنند. هر شرکت کننده می‌تواند در هر روز انتخاب کند که شرکت می‌کند یا خیر. هدف ما این است که عادلانه تصمیم بگیریم که در یک روز مشخص، چه کسی رانندگی می‌کند.
راه حل به این صورت است:

می‌توانیم بر اساس تعداد افرادی که از ماشین استفاده می‌کنند تصمیم بگیریم، یعنی اگر  m نفر از ماشین در یک روز استفاده می‌کنند، هر نفر به مقدار  1/m مسئولیت دارد؛ بنابراین برای هر شخص  i، اجبار رانندگی ( D_{i}) به صورتِ ذکر شده است؛ بنابراین، شخص  i فقط باید  [D_{i}] بار در  k روز رانندگی کند.

هدف این است که پی ببریم آیا چنین وضعیتی امکان‌پذیر است یا خیر. برای این منظور همان‌طور که در شکل نشان داده شده است، سعی می‌کنیم مسئله را به یک شبکه تبدیل کنیم.

حال می‌توان ثابت کرد که اگر جریان  k وجود داشته باشد، آنگاه چنین وضعیت عادلانه‌ای و چنین جریانی با مقدار  k همواره وجود دارد.
یک شبکهٔ جریان با مبدأ  s و مقصد  t. اعداد کنار یال‌ها ظرفیت هستند.
شکل ۴٫۱٫۱. تبدیل یک مسئلهٔ بیشینه جریان چند-مبدأ چند-مقصد به یک مسئلهٔ بیشینه جریان تک-مبدأ تک-مقصد.
شکل ۴٫۳٫۱. تبدیل یک مسئلهٔ تطابق بیشینهٔ دوبخشی به مسئلهٔ بیشینه جریان.
شکل ۴٫۴٫۱. تبدیل یک مسئلهٔ تطابق بیشینهٔ جریان با شرط ظرفیت رأس‌ها به مسئلهٔ بیشینه جریان اصلی با بخش کردن رأس‌ها.
تشکیل شبکهٔ جریان برای مسئلهٔ بازی‌های حذفی بیسبال.
مونیدا، مونتانا

| مونیدا، مونتانا | مونیدا، مونتانا |
| --- | --- |
محدوده ثبت‌نشده: محدوده ثبت‌نشده
American Orient Express in Monida: American Orient Express in Monida
مونیدا، مونتاناموقعیت مونیدا، مونتانا در نقشهنمایش نقشه مونتانامونیدا، مونتانامونیدا، مونتانا (ایالات متحده آمریکا)نمایش نقشه ایالات متحده آمریکا: مونیدا، مونتاناموقعیت مونیدا، مونتانا در نقشهنمایش نقشه مونتانامونیدا، مونتانامونیدا، مونتانا (ایالات متحده آمریکا)نمایش نقشه ایالات متحده آمریکا
مختصات: ۴۴°۳۳′۴۳″ شمالی ۱۱۲°۱۸′۴۹″ غربی﻿ / ﻿۴۴٫۵۶۱۹۴°شمالی ۱۱۲٫۳۱۳۶۱°غربی﻿ / 44.56194; -112.31361: مختصات: ۴۴°۳۳′۴۳″ شمالی ۱۱۲°۱۸′۴۹″ غربی﻿ / ﻿۴۴٫۵۶۱۹۴°شمالی ۱۱۲٫۳۱۳۶۱°غربی﻿ / 44.56194; -112.31361
کشور:  ایالات متحده آمریکا
ایالت: مونتانا
شهرستان: Beaverhead
ارتفاع: ۲۰۶۹ متر (۶۷۸۸ فوت)
منطقهٔ زمانی: یوتی‌سی -۷ (Mountain (MST))
 • تابستانی (DST): یوتی‌سی -۶ (MDT)
کد منطقه: 406
شماره GNIS: ۷۸۷۵۵۴
مونیدا (به انگلیسی: Monida) یک منطقهٔ مسکونی در ایالات متحده آمریکا است که در Beaverhead County واقع شده‌است. مونیدا ۲٬۰۶۹٫۰۱ متر بالاتر از سطح دریا واقع شده‌است.
منطقه چاویانگ

| منطقه چاویانگ 朝阳区 | منطقه چاویانگ 朝阳区 |
| --- | --- |
منطقه: منطقه
موقعیت منطقه چاویانگ در نقشه: موقعیت منطقه چاویانگ در نقشه
کشور:  چین
استان: پکن (شهر در سطح استان)
واحدهای تقسیماتی تابعه: ۴۳ ناحیه
مرکز منطقه: ناحیه جیانوای (建外街道)
مساحت: مساحت
 • کل: ۴۷۵ کیلومتر مربع (۱۸۳ مایل مربع)
ارتفاع: ۳۴ متر (۱۱۲ فوت)
جمعیت (۲۰۱۰): جمعیت (۲۰۱۰)
 • کل: ۳۵۴۵۰۰۰
 • تراکم: ۷۵۰۰/کیلومتر مربع (۱۹۰۰۰/مایل مربع)
منطقهٔ زمانی: یوتی‌سی +۸ (China Standard)
وبگاه: bjchy.gov.cn
منطقه چاویانگ (به چینی: 朝阳区، به پین‌یین: Cháoyáng Qū) یک منطقهٔ شهرداری تابع شهر پکن، پایتخت  جمهوری خلق چین است.
خصوصیات

منطقه چاویانگ ۴۷۵ کیلومترمربع مساحت و ۳٬۵۴۵٬۰۰۰ نفر جمعیت دارد و ۳۴ متر بالاتر از سطح دریا واقع شده‌است.
خواهرخوانده

شهر بروکلین، نیویورک خواهرخواندهٔ منطقه چاویانگ هست.
هاکیویل، آلاباما

| هاکیویل، آلاباما | هاکیویل، آلاباما |
| --- | --- |
محدوده ثبت‌نشده: محدوده ثبت‌نشده
هاکیویل، آلاباماموقعیت هاکیویل، آلاباما در نقشهنمایش نقشه آلاباماهاکیویل، آلاباماهاکیویل، آلاباما (ایالات متحده آمریکا)نمایش نقشه ایالات متحده آمریکا: هاکیویل، آلاباماموقعیت هاکیویل، آلاباما در نقشهنمایش نقشه آلاباماهاکیویل، آلاباماهاکیویل، آلاباما (ایالات متحده آمریکا)نمایش نقشه ایالات متحده آمریکا
مختصات: ۳۱°۰۴′۴۷″ شمالی ۸۶°۲۴′۵۸″ غربی﻿ / ﻿۳۱٫۰۷۹۷۲°شمالی ۸۶٫۴۱۶۱۱°غربی﻿ / 31.07972; -86.41611: مختصات: ۳۱°۰۴′۴۷″ شمالی ۸۶°۲۴′۵۸″ غربی﻿ / ﻿۳۱٫۰۷۹۷۲°شمالی ۸۶٫۴۱۶۱۱°غربی﻿ / 31.07972; -86.41611
کشور: ایالات متحده
ایالت آمریکا: آلاباما
County: شهرستان کاوینگتون، آلاباما
ارتفاع: ۱۸۴ فوت (۵۶ متر)
منطقهٔ زمانی: یوتی‌سی -۶ (منطقه زمانی مرکزی)
 • تابستانی (DST): یوتی‌سی -۵ (CDT)
کد منطقه: 334
سامانه اطلاعات نام‌های جغرافیایی feature ID: ۱۵۶۵۰۵
هاکیویل (به انگلیسی: Huckaville) یک منطقهٔ مسکونی در ایالات متحده آمریکا است که در شهرستان کاوینگتون، آلاباما واقع شده‌است. هاکیویل ۵۶٫۰۸ متر بالاتر از سطح دریا قرار دارد.
مشق عشق (آلبوم)

| مشق عشق> آلبوم بهترین‌ها از حسین زمان  | مشق عشق> آلبوم بهترین‌ها از حسین زمان  |
| --- | --- |
ژانر: پاپ
زبان: فارسی
مشق عشق نام یک آلبوم موسیقی اثر حسین زمان، هنرمند ایرانی است که در سبک پاپ تهیه شده و دارای ۸ آهنگ است.
فهرست آهنگ‌ها

| 0 | 1 |
| --- | --- |
ردیف: آهنگ
۱: مشق عشق
۲: غزل عشق
۳: آرامش
۴: یار ما را
۵: شب گریه
۶: کولی
۷: قاصدک
۸: چشم براه
:
فهرست فرودگاه‌های جزایر فارو

این مقاله شامل  فهرست فرودگاه‌ها بالگردگاه‌های جزایر فارو است که بر پایهٔ مکان قرارگیری آن‌ها مرتب شده است.
| 0 | 1 | 2 | 3 |
| --- | --- | --- | --- |
| مکان | ایکائو | یاتا | نام فرودگاه |
AD 2 AERODROMES : 
| Sørvágur | EKVG | FAE | فرودگاه واگار |
AD 3 HELIPORTS : 
| Froðba | EKFA |  | Froðba Heliport |
| Klaksvík | EKKV |  | Klaksvík Heliport |
| Mykines | EKMS |  | Mykines Heliport |
| Skúvoy | EKSY |  | Skúvoy Heliport |
| Stóra Dímun | EKSR |  | Stóra Dímun Heliport |
| Svínoy | EKSO |  | Svínoy Heliport |
| توشهاون | EKTB |  | Bodanes Heliport |
میشل ویلانکورت

میشل ویلانکورت (انگلیسی: Michel Vaillancourt؛ زادهٔ ۲۶ ژوئیهٔ ۱۹۵۴) سوارکار پرش اهل کانادا است.
یک‌ضرب

نحوه بلند کردن وزنه در یک ضرب
یک‌ضرب اولین حرکت از دو حرکت رقابت‌های ورزش وزنه‌برداری است که بعد از آن حرکت دوضرب انجام می‌شود. هدف از این حرکت بالابردن هالتر از روی زمین به بالای سر در یک حرکت پیوسته‌است.
رکوردهای جهانی

منبع:
مردان
| کلاس وزنی وزنه‌بردار | نام | وزنه |
| --- | --- | --- |
| ۵۶ کیلوگرم | وو جینگبیائو | ۱۳۹ کیلوگرم |
| ۶۲ کیلوگرم | کیم اون-گوک | ۱۵۴ کیلوگرم |
| ۶۹ کیلوگرم | لیائو هوی | ۱۶۶ کیلوگرم |
| ۷۷ کیلوگرم | لو چیائوجون | ۱۷۷ کیلوگرم |
| ۸۵ کیلوگرم | Andrei Rybakou | ۱۸۷ کیلوگرم |
| ۹۴ کیلوگرم | کاخی کاشیاشویلی | ۱۸۸ کیلوگرم |
| ۱۰۵ کیلوگرم | اندری آرمانو | ۲۰۰ کیلوگرم |
| ۱۰۵+ کیلوگرم | لاشا تالاخادزه | ۲۱۷ کیلوگرم |
زنان
| کلاس وزنی وزنه‌بردار | نام | وزنه |
| --- | --- | --- |
| ۴۸ کیلوگرم | یانگ لیان | ۹۸ کیلوگرم |
| ۵۳ کیلوگرم | لی پینگ | ۱۰۳ کیلوگرم |
| ۵۸ کیلوگرم | Boyanka Kostova | ۱۱۲ کیلوگرم |
| ۶۳ کیلوگرم | سوتلانا تزاراوکیوف | ۱۱۷ کیلوگرم |
| ۶۹ کیلوگرم | Liu Chunhong | ۱۲۸ کیلوگرم |
| ۷۵ کیلوگرم | ناتالیا زابولوتنایا | ۱۳۵ کیلوگرم |
| ۷۵+ کیلوگرم | تاتیانا کاشیرینا | ۱۵۵ کیلوگرم |
مسجد و حسینیه شهر کهنه

مسجد و حسینیه شهر کهنه در شهربابک استان کرمان قرار دارد که احتمالاً در دوره صفویه ساخته شده‌است و تژئینات آجرکاری و گچ‌بری دارد.
تاریخچه

مسجد و حسینیهٔ شهر، از قدیمی‌ترین بناهای مرکز شهربابک می‌باشند. تاریخ دقیق بنای مسجد، به درستی مشخص نیست. اما بنا به گفته‌های سالخوردگان و طبق مندرجات کتاب تاریخ شهربابک، مسجد در زمان صفویه بنا شده‌است. مسجد و حسینیه در حاشیه بلوار معلم واقع شده‌اند. در ورودی حسینیه هم‌اکنون در کوچه‌ای در قسمت غرب قرار دارد که در گذشته بازار شهربوده‌است.
از دروازهٔ ورودی که وارد صحن حسینیه می‌شویم، در شمال صحن حسینیه ۵ اتاق قرار دارد. دو تا از این اتاق‌ها در سال‌های قبل تخریب و با آجر بازسازی شده‌اند ساختمان اتاقها، خشتی و هفت چینه‌ای و طول و عرض هر کدام ۴ در ۵/۸ متر است. جلوی اتاقها، سنگ‌فرش و توسط دو پله به صحن حسینیه وصل می‌شوند. طاق سقف این اتاق‌ها ضربی و ضخامت دیوارهای اتاق‌ها ۵/۱ متر می‌باشد.
در ورودی مسجد روبروی در حسینیه قرار دارد. در دو طرف در ورودی مسجد دو سکو وجود دارد و سقف سر در آن به صورت چند گوشواره مقرنس کاری است. بعد از در ورودی وارد یک هشتی می‌شویم که طول هر ضلع آن ۲۵/۱ مترو داخل هر کدام از آن‌ها یک سکو برای نشستن تعبیه شده‌است. سقف هشتی به صورت هشت گوشواره مقرنس کاری است. درِ صحن مسجد، در جنوب این هشتی قرار دارد. صحن مسجد مربعی به طول ۷۰/۸ متر که هر چهار طرف آن یک صفه بزرگ و دو صفه کوچک در دو طرف آن قرار دارد.
سقف این صفه‌ها به صورت گنبدی و با آجر پوشانده شده و نمای آن‌ها به صورت گوشواره است. در هر چهار طرف حیاط صفه‌ها به وسیله درگاه‌ها به هم ارتباط دارند. البته بعدها صفه‌های قسمت جنوب را در گذاشتند و به صورت اتاق درآوردند. صفهٔ قسمت جنوبی، دارای محراب است، سقف محراب نیز به صورت ۵ گوشواره مقرنس کاری، لبه بام صفه‌ها، شرفی آجری است. صحن مسجد قبلاً آجرفرش بوده و یک حوض هم در وسط آن قرار داشته. در سال‌های گذشته، حوض را خراب نموده و صحن مسجد را با موزاییک فرش کرده‌اند. دیوارهای مسجد و ستون‌ها از آجرهای ۲۰ در ۲۰ سانتیمتر ساخته شده‌اند. در قسمت غرب مسجد پشت صفه‌ها یک شبستان است. کف آن مانند کف صفه‌ها آجر فرش و سقف این شبستان در وسط دارای یک گنبد بزرگ و در دو طرف آن دو نیم گنبد و دو گنبد گوچک است. سقف شبستان در سال ۱۳۸۶هجری قمری توسط «حاج شیخ میرزا علی نجفی» بازسازی و مرمت شده‌است.[نیازمند منبع]
موتاجن ایکس

| Mutagen X | Mutagen X |
| --- | --- |
نام‌گذاری آیوپاک3-Chloro-4-(dichloromethyl)-5- hydroxy-5H-furan-2-one: نام‌گذاری آیوپاک3-Chloro-4-(dichloromethyl)-5- hydroxy-5H-furan-2-one
دیگر نام‌هاMutagen X MX: دیگر نام‌هاMutagen X MX
شناساگرها: شناساگرها
شماره ثبت سی‌ای‌اس: ۷۷۴۳۹-۷۶-۰
KEGG: C19205 Y
جی‌مول-تصاویر سه بعدی: Image 1
 SMILES O=C1OC(O)C(C(Cl)Cl)=C1Cl :  SMILES O=C1OC(O)C(C(Cl)Cl)=C1Cl 
خصوصیات: خصوصیات
فرمول مولکولی: C5H3Cl3O3
جرم مولی: 217.43 g/mol
به استثنای جایی که اشاره شده‌است در غیر این صورت، داده‌ها برای مواد به وضعیت استانداردشان داده شده‌اند (در 25 °C (۷۷ °F)، ۱۰۰ kPa): به استثنای جایی که اشاره شده‌است در غیر این صورت، داده‌ها برای مواد به وضعیت استانداردشان داده شده‌اند (در 25 °C (۷۷ °F)، ۱۰۰ kPa)
 Y (بررسی) (چیست: Y/N؟):  Y (بررسی) (چیست: Y/N؟)
Infobox references: Infobox references
:   
موتاجن ایکس (به انگلیسی: Mutagen X) با فرمول شیمیایی C5H3Cl3O3 یک ترکیب شیمیایی است. که جرم مولی آن ۲۱۷٫۴۳ گرم بر مول می‌باشد.
میا تریپلتون

| میا تریپلتون | میا تریپلتون |
| --- | --- |
نام هنگام تولد: میا هانی تریپلتون
زادهٔ: ۱۲ اکتبر ۲۰۰۰ ‏(۲۳ سال) لندن، انگلستان
پیشه: بازیگر
سال‌های فعالیت: ۲۰۱۴–اکنون
آثار برجسته: «من روث هستم»
والدین: کیت وینسلت جیم تریپلتون
میا هانی تریپلتون (انگلیسی: Mia Honey Threapleton؛ زادهٔ ۱۲ اکتبر ۲۰۰۰) بازیگر بریتانیایی است. او در سال ۲۰۲۲ به‌همراه مادرش کیت وینسلت در مجموعهٔ تک‌قسمتی «من روث هستم» به ایفای نقش پرداخت. این مجموعه دو جایزهٔ تلویزیونی بفتا کسب کرد.
زندگی و حرفه

میا هانی تریپلتون در ۱۲ اکتبر ۲۰۰۰ در لندن به دنیا آمد. مادرش، بازیگر کیت وینسلت و پدرش، کارگردان جیم تریپلتون است. والدین او در سال ۲۰۰۱ از یکدیگر طلاق گرفتند. او به دیسلکسیا مبتلا است.
هنگامی که تریپلتون ۱۴ ساله بود، او در فیلم هرج‌ومرج کوچک (۲۰۱۴) با بازی مادرش حضور یافت. او در سال ۲۰۲۰ در فیلم ایتالیایی سایه‌ها نقش اصلی را ایفا کرد. همچنین در سال ۲۰۲۲ در مجموعهٔ تلویزیونی آمریکایی روابط خطرناک حضور داشت.
در سال ۲۰۲۲، او در کنار مادرش نقشی را در مجموعهٔ تلویزیونی من هستم… از کانال ۴ ایفا کرد. قسمت این مجموعه «من روث هستم» نام داشت و داستان آن در مورد اثرات منفی شبکه‌های اجتماعی بود. این مجموعه توانست دو جایزه در مراسم تلویزیونی بفتا کسب کند.
فیلم‌شناسی > فیلم

| سال | عنوان | نقش |
| --- | --- | --- |
| ۲۰۱۴ | هرج‌ومرج کوچک | هلن |
| ۲۰۲۰ | سایه‌ها | آلما |
:
فیلم‌شناسی > تلویزیونی

| سال | عنوان | نقش | توضیحات |
| --- | --- | --- | --- |
| ۲۰۲۲ | روابط خطرناک | رز |  |
| ۲۰۲۲ | من هستم … | فریا | قسمت: «من روث هستم» |
:
نصرت‌آباد (تربت حیدریه)

| نصرت‌آباد (تربت حیدریه) | نصرت‌آباد (تربت حیدریه) |
| --- | --- |
روستا: روستا
مختصات: ۳۵°۳۸′۸″ شمالی ۵۹°۲′۱۳″ شرقی﻿ / ﻿۳۵٫۶۳۵۵۶°شمالی ۵۹٫۰۳۶۹۴°شرقی﻿ / 35.63556; 59.03694: مختصات: ۳۵°۳۸′۸″ شمالی ۵۹°۲′۱۳″ شرقی﻿ / ﻿۳۵٫۶۳۵۵۶°شمالی ۵۹٫۰۳۶۹۴°شرقی﻿ / 35.63556; 59.03694
کشور: ایران
استان: خراسان رضوی
شهرستان: تربت حیدریه
بخش: بخش کدکن
دهستان: رقیچه
جمعیت: ۶۵۰ نفر تقریبی
نصرت‌آباد (تربت حیدریه)، روستایی از توابع بخش کدکن شهرستان تربت حیدریه در استان خراسان رضوی ایران است.
جمعیت

این روستا در دهستان رقیچه قرار دارد و براساس سرشماری مرکز آمار ایران در سال ۱۳۸۵، جمعیت آن ۵۳۸ نفر (۱۱۸خانوار) بوده‌است.
گود-فیل

| 0 | 1 |
| --- | --- |
نوع: شرکت سهامی خاص
صنعت: صنعت بازی ویدئویی
بنا نهاده: ۳ اکتبر ۲۰۰۵؛ ۱۸ سال پیش (۲۰۰۵-03}})
دفتر مرکزی: کوبه، استان هیوگو، ژاپن
تعداد کارکنان: ۱۴۲ نفر (۲۰۲۱)
وبگاه: www.good-feel.co.jp
گود-فیل (انگلیسی: Good-Feel) شرکت بازی ویدئویی ژاپنی است، که در سال ۲۰۰۵ تأسیس شد.
فلسفه اخلاق در تفکر غرب

| 0 | 1 |
| --- | --- |
نویسنده(ها): حمید شهریاری
کشور: تهران
زبان: فارسی
تعداد جلد: ۱
ناشر: سمت
شابک: شابک ‎۹۶۴-۵۳۰-۰۶۷-۳
فلسفه اخلاق در تفکر غرب، از دیدگاه السدیر مک‌اینتایر، نام کتابی است نوشته دکتر حمید شهریاری. این کتاب جوایز شانزدهمین دوره کتاب برتر دانشگاهی و بیست و پنجمین کتاب سال در سال ۱۳۸۶ را از آن خود کرده‌است.
کتاب فلسفه اخلاق در تمدن غرب، می‌تواند به عنوان کتابی کمک‌درسی در زمینه فلسفه اخلاق مورد استفاده دانشجویان قرار گیرد و در عین حال فصلهای دوم، چهارم و ششم آن نیز می‌تواند برای درس آشنایی با فلسفه اخلاق در تفکر غرب، در دوره کارشناسی مورد استفاده واقع شود.