stanford-oval/wikipedia huggingface dataset:
Abelardo

| 0 | 1 | 2 | 3 |
| --- | --- | --- | --- |

Henkilötiedot
Koko nimi: Abelardo Fernández Antuña
Syntymäaika: 19. maaliskuuta 1970 (ikä 54)
Syntymäpaikka: Gijón, Espanja
Pelipaikka: keskuspuolustaja
Pituus: 180 senttimetriä
Seura
Seura: –
Tehtävä: päävalmentaja
Junioriseurat
1985–1986: La Braña
1986–1988: Estudiantes Somió
1988–1989: Sporting Gijón
Seurat
| Vuodet | Seura | O | (M) |
| 1989 | Sporting Gijón B | 4 | (2) |
| 1989–1994 | Sporting Gijón | 179 | (13) |
| 1994–2002 | Barcelona | 178 | (11) |
| 2002–2003 | Alavés | 28 | (0) |
| Yhteensä | Yhteensä | 389 | (26) |
Maajoukkue
| 1991–2001 | Espanja | 54 | (3) |
Valmennusura
2008–2010: Sporting Gijón B
2010–2011: Candás
2011–2012: Tuilla
2012: Sporting Gijón (apuv.)
2012–2014: Sporting Gijón B
2014–2017: Sporting Gijón
2017–2019: Alavés
2019–2020: Espanyol
 Seurajoukkueuran tilastot kattavat vain kansalliset sarjat.
| Mitalit> Maa:   Espanja.Miesten jalkapallo. Olympialaiset  | Mitalit> Maa:   Espanja.Miesten jalkapallo. Olympialaiset  | Mitalit> Maa:   Espanja.Miesten jalkapallo. Olympialaiset  | Maa:   Espanja> Miesten jalkapallo. |
| --- | --- | --- | --- |
|  Kultaa | Barcelona 1992 | Jalkapallo |  |
Abelardo Fernández Antuña (s. 19. maaliskuuta 1970 Gijón, Asturia, Espanja) on espanjalainen jalkapallovalmentaja ja entinen pelaaja. Hän on toiminut viimeksi RCD Espanyolin päävalmentajana.
Ura

Abelardo oli pelipaikaltaan puolustaja. Hän pelasi yleensä keskuspuolustajana.
Abelardo edusti pääosan urastaan eli vuodet 1994–2002 Barcelonaa. Lisäksi hän edusti Sporting Gijónia vuosina 1989–1994 ja Alavésia vuosina 2002–2003. Abelardo saavutti Barcelonan riveissä muun muassa kaksi Espanjan-mestaruutta ja Cup-voittajien cupin voiton.
Espanjan maajoukkueessa Abelardo pelasi vuosina 1991–2001 54 ottelua ja teki niissä kolme maalia. Hän edusti Espanjaa MM-kilpailuissa vuosina 1994 ja 1998 sekä EM-kilpailuissa vuosina 1996 ja 2000. Abelardo saavutti Espanjan riveissä lisäksi kultaa 1992 olympiaturnauksessa.
Joulukuussa 2017 Abelardosta tuli Primera Divisiónin jumboksi vajonneen Deportivo Alavésin päävalmentaja. Abelardo pelasti Alavésin putoamiselta ja nosti seuran kauden 2017/18 päätteeksi liigassa sijalle 14. Kaudella 2018/19 sijoitus parani kolme pykälää ja Alavés oli 11:s. Heikon kevätkauden vuoksi joukkue menetti kuitenkin mahdollisuutensa taistella paikasta europeleihin ja Abelardo jätti seuran kauden jälkeen.
Joulukuussa 2019 Abelardosta tuli jälleen Primera Divisiónin jumbojoukkueen, tällä kertaa RCD Espanyolin päävalmentaja.
Saavutukset

Espanjan-mestaruus 1998, 1999
Espanjan cup 1997, 1998
Espanjan supercup 1994, 1996
Cup-voittajien cup 1997
UEFA Super Cup 1997
Alameda Times-Star

| Alameda Times-Starr |
| --- | --- |
Lehtityyppi:  Sanomalehti
Kotikunta:  Alameda
Kotimaa:  Yhdysvallat
Kieli:  Englanti
Aiheesta muualla
Kotisivu
Alameda Times-Star on Alamedan kaupungissa Kaliforniassa ilmestyvä sanomalehti. Sen nykyinen omistaja on MediaNews Group, joka osti lehden vuonna 1986.
Alameda Times-Star syntyi kahden paikallisen sanomalehden, The Times ja The Star yhdistyttyä 1930-luvulla.
Aiheesta muualla

Alameda Times-Star
Alamedan piirikunta
| --- | --- |
Kaupungit:   Alameda  Albany  Berkeley  Dublin  Emeryville  Fremont  Hayward  Livermore  Newark  Oakland  Piedmont  Pleasanton  San Leandro  Union City 
Aavekaupungit:   Alden  Ann  Drawbridge  Elliot  Goecken  Greenville  Hacienda  Larkin's Landing  Mallard  Melita  Merienda  Monte Vista  Remillard  Robert  Russell City  Stokes Landing 
Viestimet:   Oakland Tribune  Tri-Valley Herald  East Bay Express  Daily Review  Fremont Argus  Alameda Times-Star  The Daily Californian  KPFA  KKIQ  KALX  KFAX  KTVU 
Tämä artikkeli tai sen osa on käännetty tai siihen on haettu tietoja muunkielisen Wikipedian artikkelista.
Käännös suomeksi
Alameda Central

Alameda Central kuvattuna Torre Latinoamericana -tornitalosta.
Presidentti Benito Juárezin muistomerkki Alameda Central -puistossa.
Alameda Central on Méxicon vanhin yleinen puisto ja asukkaiden suosima virkistysalue. Se sijaitsee kaupungin historiallisessa keskustassa, Palacio de Bellas Artes -kulttuurikeskuksen vieressä ja Avenida Juárez- ja Avenida Hidalgo -katujen välissä.
Puistossa kasvaa haapoja, pajuja ja poppeleita. Siellä on useita suihkulähteitä sekä patsaita ja muistomerkkejä. Suurin niistä on valkoisesta marmorista tehty Hemiciclo a Benito Juárez, presidentti Benito Juárezin muistoa kunnioittava monumentti.
Puisto on saanut nimensä poppeleista (esp. álamo), joita paikalle istutettiin, kun puisto perustettiin Uuden-Espanjan varakuninkaan Luis de Velascon määräyksestä 1500-luvun lopulla. Ennen espanjalaisten tuloa alue oli ollut asteekkien kauppapaikka.
Puisto oli alun perin kooltaan vain puolet nykyisestä. Nykyisen muotonsa se sai 1700-luvulla. Samalta vuosisadalta on peräisin puiston keskustan barokkityylinen suihkulähde.
Alameda Central pysyi kauan varakkaiden näyttäytymispaikkana. Kaikille avoin puisto siitä tuli vasta Meksikon itsenäistyttyä vuonna 1821.
Aiheesta muualla

Kuvia tai muita tiedostoja aiheesta Alameda Central Wikimedia Commonsissa
Välimuisti

Välimuisti (engl. cache) on pieni ja nopea tietokoneen muisti, jonka tehtävä on nopeuttaa toimintaa ja vähentää viiveitä. Välimuistissa pyritään pitämään sellaisten muistipaikkojen sisältöjä, joihin todennäköisesti pian viitataan.
Havainnekuva välimuistin ja keskusmuistin tiedoista.
Muistihierarkia

Tietokoneen muistihierarkiassa välimuisti on lähellä suoritinta, jonka jälkeen tulee keskusmuisti ja muut ratkaisut. Tietokoneen varsinaisen suorittimen lisäksi muilla piireillä kuten grafiikkasuorittimella voi olla omaa muistia sekä omaa välimuistia.
Ihannetapauksessa tietokoneessa olisi käytettävissä suuri määrä hyvin nopeaa muistia, mutta käytännössä tilanne on aina toinen: suurikapasiteettisesta muistista on vaikea tehdä nopeaa, ja nopea muisti on kallista. Tästä syystä on järkevää tehdä muistista hierarkia, jossa mahdollisimman lähellä suoritinta on pienin ja nopein muisti, vähän siitä kauempana vähän suurempi ja vähän hitaampi, ja kaikkein kauimpana suurin ja hitain.
Nopeimmassa muistissa pyritään pitämään aina sitä osaa tiedosta, jota suurimmalla todennäköisyydellä tullaan pian tarvitsemaan, ja hitaimmassa muistissa on tallessa kaikki talletetut tiedot. Välimuisti voidaan toteuttaa esimerkiksi SRAM-tekniikalla ja suurempi muisti DRAM-tekniikalla. Pysyvästi tallennetut tiedot puolestaan tallennetaan suurikapasiteettiselle massamuistille.
Suorittimen rekisterit ja massamuistilaitteet kuten kiintolevyt voidaan myös ajatella osaksi muistihierarkiaa, vaikka ne toimivatkin eri tavalla: rekistereiden käyttö on määritelty jo ohjelmakoodissa ja kiintolevylle sivuttamisesta huolehtii käyttöjärjestelmä virtuaalimuistin avulla.
Tietokoneohjelmien muistinkäyttö on yleensä toistuvaa ja paikallista. Tämä tarkoittaa sitä, että  jos jotain kohtaa muistista on juuri käytetty, sitä tai sen lähellä olevia muistipaikkoja tullaan suurella todennäköisyydellä käyttämään lähitulevaisuudessa.
Välimuisti perustuu näihin huomioihin. Aina kun muistista haetaan tietoa, 
tarkastetaan ensin löytyykö tieto välimuistista. Jos tieto löytyy jo ennestään välimuistista, se haetaan suoraan sieltä. Tätä kutsutaan välimuistin osumaksi.
Jos tietoa ei löydy välimuistista, se haetaan hitaammasta muistista ja talletetaan samalla välimuistiin. Tätä kutsutaan välimuistihudiksi (engl. cache miss). Jos välimuisti on täysi, siellä ollut vanhempi tieto väistyy uuden tieltä. Jos välissä on ollut paljon muita muistioperaatiota ennen kuin samaa tietoa tarvitaan uudelleen, tieto ei enää olekaan välimuistissa, ja se pitää hakea uudestaan hitaammasta muistista.
Koska edellisten muistioperaatioiden käyttämien osoitteiden lähellä olevia osoitteita tullaan suurella todennäköisyydellä käyttämään, välimuistiin tallennetaan yleensä joitain muistipaikkoja haetun osoitteen ympäriltä. Tällöin myös näihin lähimuistiosoitteisiin viittaavat muistihaut voivat osua välimuistiin, vaikka kyseisestä osoitteesta ei olekaan haettu tietoa hiljattain.
Välimuistin osumien suhdetta kaikkien muistioperaatioiden määrään kutsutaan välimuistin osumatarkkuudeksi. Tämä luku ei ole mikään kiinteä yleispätevä luku, vaan se vaihtelee järjestelmän kuormitusasteen ja ohjelmien käyttäytymisen mukaan.
Suorittimen välimuistin toteutusteknisiä ominaisuuksia

Jotta välimuistista olisi mahdollisimman paljon hyötyä, pitäisi mahdollisimman suuren osan muistihauista osua dataan, joka on välimuistissa. Muita välimuistin suorituskykyyn vaikuttavia tekijöitä ovat välimuistin hakuaika osuman sattuessa sekä hudista seuraava viive. Välimuistin suorituskykyyn vaikuttavat mm. seuraavat seikat
koko
assosiatiivisuus
lohkokoko
korvauspolitiikka
kirjoituspolitiikka
Suorittimen välimuistin toteutusteknisiä ominaisuuksia > Koko

Suurempaan välimuistiin mahtuu luonnollisesti enemmän dataa, jolloin välimuistihuteja tapahtuu harvemmin. Suuren välimuistin huonona puolena on se, että sieltä hakeminen vaatii monimutkaisempaa logiikkaa, joka saattaa hidastaa jokaisen lukuoperaation suoritusta ja siten koko välimuistia. Suuri välimuisti vaatii myös paljon pinta-alaa piiriltä, ja hakunopeuden parantaminen rinnakkaisuutta lisäämällä kasvattaa pinta-alaa edelleen.
Suorittimen välimuistin toteutusteknisiä ominaisuuksia > Assosiatiivisuus

Keskusmuistiin tehdään viittaus muistipaikan osoitteella. Osoite kertoo, missä muistipaikassa haluttu tieto on. Koska välimuisti on pienempi kuin varsinainen muisti, ei jokaisella keskusmuistin alkiolla voi olla omaa kopiota välimuistissa.  Tämän takia käytetään assosiatiivista muistia. Assosiatiivisessa muistissa on kaksi eri tietoa: osoite eli mikä keskusmuistin muistipaikka on kyseessä ja kopio varsinaisen muistipaikan sisällöstä. Kun assosiatiivisesta muistista haetaan tietoa, ei tiedetä, missä assosiatiivisen muistin muistipaikassa tieto on, vaan muistissa olevasta osoitetiedosta päätellään oikea muistipaikka.
Erilaiset assosiatiiviset muistit eroavat toisistaan siinä, kuinka vapaasti keskusmuistissa oleva muistipaikka voidaan sijoittaa välimuistiin: kun täysassosiatiivisessa välimuistissa mikä tahansa keskusmuistin muistipaikka voi olla missä välimuistin muistipaikassa tahansa, suorasijoittavan välimuistin tapauksessa jokaista keskusmuistin osoitetta kohden on olemassa vain yksi mahdollinen välimuistipaikka, jossa data voi olla. Yleensä käytetään näiden välimuotoa eli joukkoassosiatiivista välimuistia, jolloin jokaisella keskusmuistiosoitteella on esimerkiksi 4 tai 8 mahdollista paikkaa välimuistissa.
Assosiatiivisuutta kasvattamalla pystytään vähentämään huteja (eli tilanteita, joissa tieto ei löydy välimuistista), mutta toisaalta tällöin vaadittava monimutkaisempi hakulogiikka hidastaa välimuistin toimintaa. Suorasijoittava välimuisti on kaikkein yksinkertaisin toteuttaa, ja siksi sellaisen kanssa voidaan käyttää erittäin suuria kellotaajuuksia. Täysassosiatiivinen välimuisti tarjoaa parhaan osumatarkkuuden, mutta on hitain. Välimuistin koko vaikuttaa myös siihen, saavutetaanko suurella assosiatiivisuudella etua. Pienissä välimuisteissa suuresta assosiatiivisuudesta on suurin etu, suurissa välimuisteissa taas pienen assosiatiivisuuden mahdollistama nopea toiminta tarjoaa paremman kokonaissuorituskyvyn.
Suorittimen välimuistin toteutusteknisiä ominaisuuksia > Lohkokoko

Välimuistilohko on pala dataa, joka haetaan aina kerrallaan välimuistiin. Suuresta lohkokoosta on hyötyä, kun dataa luetaan esimerkiksi peräkkäisistä osoitteista. Jo ensimmäisestä osoitteesta lukeminen aiheuttaa myös seuraavassa osoitteessa olevan datan lukemisen välimuistiin, jolloin seuraavasta lukuoperaatiosta seuraa osuma eikä huti. Mitä isompi lohko on, sitä useampi data-alkio on alun perin ladattu välimuistiin, ja sitä pidempään menee, ennen kuin dataa tarvitaan seuraavasta lohkosta, jota ei ole vielä ladattu muistista. Suuren lohkokoon haittapuoli on kasvanut muistikaistan tarve; vaikka muistista haluttaisiin lukea vain yksi tavu, sieltä pitää silti ladata aina kokonainen välimuistilohko. Tämän takia välimuistihudit myös aiheuttavat suuremman viiveen. Nykyisillä prosessoreilla välimuistilinjan koko on luokkaa 32–128 tavua.
Suorittimen välimuistin toteutusteknisiä ominaisuuksia > Korvauspolitiikka

Jos välimuisti ei ole suorasijoittava, eli jokaiselle muistiosoitteelle on useampi paikka mihin kohtaan välimuistia sen sisältämä data voidaan tallettaa, nousee esiin kysymys, miten valitaan se paikka, mihin kohtaan välimuistia data ladataan.
Välimuistissa on tyypillisesti jotain aiemmin käytettyä dataa, joka pitää heittää pois uuden datan tieltä. Uuden datan tallennuspaikka välimuistissa pitäisi valita siten, että pois heitetään sellaista dataa, jota ei kovin suurella todennäköisyydellä tarvita kovin pian.
Yksi vaihtoehto valintaan on valita sellainen kohta välimuistia, jonka käyttämisestä on kulunut pidemmän aikaa. Tämä kuitenkin vaatii kirjanpidon kaikista välimuistihauista, mikä voi olla epäkäytännöllistä. Toinen, yllättävän toimiva tapa valintaan on yksinkertaisesti arpoa, mikä vanha data poistetaan uuden tilalta välimuistista. Välimuistin koon kasvaessa suureksi eri korvausalgoritmien väliset erot myös tasoittuvat.
Korvattavaa välimuistilohkoa ei myöskään kaikissa arkkitehtuureissa suoraan poisteta, vaan se saatetaan sijoittaa ns. uhrivälimuistiin (engl. Victim Cache), jossa säilytetään viimeksi häädettyjä lohkoja. Joissain tilanteissa tällainen rakenne saattaa vähentää välimuistihuteja huomattavasti. Suurin hyöty uhrivälimuistista saavutetaan ensisijaisen välimuistin ollessa suorasijoittava tai joukkoassosiatiivinen.
Suorittimen välimuistin toteutusteknisiä ominaisuuksia > Kirjoituspolitiikka

Kun prosessori kirjoittaa dataa muistiin, välimuisti voi toimia kahdella eri tavalla.
Välimuisti voi kirjoittaa datan heti suoraan keskusmuistiin. Välimuistia kutsutaan tällöin läpikirjoittavaksi välimuistiksi (engl: write-through). Datan kirjoittaminen heti muistiin asti saattaa kuitenkin johtaa turhiin kirjoituksiin, esimerkiksi jos samaan osoitteeseen kirjoitetaan monta kertaa peräkkäin.
Jos välimuisti ei kirjoita tietoa suoraan keskusmuistiin, se merkitsee muutetun muistipaikan likainen-bitillä, jotta data osataan kirjoittaa myöhemmin keskusmuistiin. Tätä kutsutaan takaisinkirjoittavaksi välimuistiksi (engl: write-back).
Takaisinkirjoittava välimuisti mahdollistaa paremman suorituskyvyn, mutta tekee välimuistikirjanpidosta monimutkaisempaa ja hankaloittaa moniprosessorijärjestelmien toteutusta, koska moniprosessorijärjestelmien pitää tällöin tietää, mitä muut prosessorit ovat omiin välimuisteihinsa kirjoittaneet.
Suorittimen välimuistin toteutusteknisiä ominaisuuksia > Synkronointi ja yhtenäisyys

Usean suorittimen jaettua muistia käyttävissä tietokoneissa välimuisti on tyypillisesti yhtenäistä, joka tarjoaa yksinkertaisen ja tehokkaan abstraktion muistista ohjelmoijille. Grafiikkaprosessorien (GPU) ja suorittimien (CPU) välillä yhtenäisyyden toteuttaminen on vaikeaa: nämä voivat olla eri valmistajien tekemiä. Muun muassa valikoivaa välimuistia (selective caching) on ehdotettu ratkaisuna.
Heterogeeniseen ympäristöön on myös aluekohtainen yhtenäisyys.
Yhtenäisyyden hallintaan on hakemistopohjainen ratkaisu ja väylän haistelu (bus snooping): hakemistorakenne skaalautuu paremmin kuin haistelu, joka vaatii lähetyksen jokaiselle suorittimille; väylän haistelu on yleinen pienissä järjestelmissä.
Tyypillinen välimuistirakenne nykytietokoneessa

Suorittimen sisäinen välimuisti on tyypillisesti toteutettu SRAM-tyyppisellä muistilla, keskusmuistin ollessa hitaampaa DRAMia.
Nykyaikaisilla prosessoreilla on tyypillisesti keskusmuistin ja prosessorin rekisterien lisäksi kaksi tai kolme välimuistitasoa. Syynä useampiin välimuistitasoihin on se, että suurikokoisen ja samaan aikaan erittäin nopean välimuistin toteuttaminen on nykyteknologialla erittäin kallista.
Välimuistitasot nimetään L1, L2 ja L3, joista L1 ensimmäisen tason välimuisti ja pienin. L1 on usein jaettu käskyjen ja datan välillä (L1i ja L1d). Suorittimen ytimellä on yksinoikeus L1-tason välimuistiin, kun taas seuraava L2-tason välimuisti voi olla jaettu ytimien kesken.
Ensimmäisen eli L1-tason välimuisti on jaettu tyypillisesti erillisiin data- ja ohjelmavälimuisteihin, joista voidaan lukea samanaikaisesti (Harvardin arkkitehtuuri). L1-tason välimuisti on hyvin lähellä prosessorin ydintä. Prosessorin käskyn dekoodausyksikkö sekä lataus- ja talletusyksiköt on suoraan liitetty L1-välimuistiin ja välimuistin väylät on suunniteltu täysin näitä silmällä pitäen. L1-välimuistin kirjoituspolitiikkana on useimmiten läpikirjoitus.
Prosessorin kanssa samalla piirillä on yleensä myös L2-tason välimuisti. Monta prosessoriydintä sisältävällä L2-välimuisti saattaa olla jaettu prosessoriytimien kesken. L2- ja L1-välimuistien välillä on tyypillisesti 128–256-bittinen väylä, jonka avulla koko välimuistilohko siirtyy verrattaen nopeasti L1-välimuistilinjalle. L2-välimuistin kirjoituspolitiikka on useimmiten takaisinkirjoittava ja lohkon koko on yleensä sama kuin L1-välimuistissakin. L2-välimuistin osuus koko prosessoripiirin pinta-alasta on tyypillisesti noin puolet.
Joissain arkkitehtuureissa on lisäksi vielä suurempaa ja hitaampaa L3-välimuistia, joka on yleensä eri piirillä kuin itse prosessori.
L3-välimuisti saattaa myös SRAMin sijasta olla jotain eksoottisempaa DRAM-pohjaista normaalia DRAMia nopeampaa muistityyppiä.
Myös L4-tason välimuistia on joissakin prosessoreissa.
Historiaa

Suurtietokoneet käyttivät välimuistia pitkään ja konsepti tuli suosituksi 1970-luvulla, kun ferriittirengasmuistia korvattiin puolijohteisiin perustuvilla mikropiireillä. Mikropiirit vaativat vähemmän tilaa, mutta tietyt piirit olivat nopeampia, tuottivat enemmän lämpöä ja olivat kallimpia kuin toiset, jotka olivat halvempia ja hitaampia.
DRAM-muisti oli pitkään suorittimien kellotaajuuksiin nähden niin nopeaa, että juuri mitään tarvetta välimuistille ei ollut; pystyttiin tekemään suurikokoinen keskusmuisti, joka ei ollut pullonkaulana prosessorille. Joissain prosessoreissa tosin oli jonkinlaisia puskureita, joihin käskyjä luettiin muistista etukäteen ennen niiden suoritusta, ja näiden puskurien toiminta oli lähellä välimuistin toimintaa.
Varhaiset suorittimien käskykannat pyrkivät pakkaamaan käskyihin mahdollisimman paljon toimintoja, jolloin muistikapasiteetin tarve olisi pieni. RISC-suorittimien myötä syntyi ajattelu yksinkertaisesta käskykannasta, joka olisi erittäinen nopea, mutta lisäsi muistikaistan tarvetta ja riippuu siten välimuistin käytöstä.
Motorola 68020 sisälsi 256 tavun välimuistin käskyille.
Motorola 68030 sisälsi 256 tavun datavälimuistin. Seuraavassa Motorola 68040:ssä välimuistia oli 4 kilotavua.
IBM PC -yhteensopivissa ensimmäinen välimuistin sisältänyt suoritin oli Intel 80486. 80486:n ensimmäisissä malleissa oli 8 kilotavun L1-tason välimuisti, joka myöhemmissä versioissa nousi 16 kilotavuun. Useimmilla 486-emolevyillä oli myös 64–256 kiB L2-välimuisti. Mikropiirien integrointitiheyden kasvun ansiosta on ollut mahdollista kasvattaa piirille integroitujen välimuistien kapasiteettia. Koska suorittimien ja muistin välinen nopeusero kasvaa jatkuvasti suuremmaksi, nykyään huomattava osa useiden uusien suoritinpiirien pinta-alasta onkin käytetty välimuistiin tilanteen kompensoimiseksi.
Vuonna 1996 Digital Equipment Corporationin Richard Sites kertoi tietokannan suorituskyvyn vertailusta eri suorittimilla, jossa kaksi erilaista suoritinta käytti suuren osan ajasta muistin odottamiseen. Sites myös arvioi tilanteen vaikeutumista ja muistijärjestelmien suunnittelusta tulevan merkittävin osa mikroprosessorien suunnittelua.
Vuonna 2022 L3-tason välimuistia voi olla 96 megatavua, joka järjestetään pinoksi, jotta muisti sijaitsee fyysisesti lähellä suoritinta.
Muut välimuistit > Levyvälimuistit > Käyttöjärjestelmän levyvälimuisti

Tietokoneen keskusmuistia saatetaan käyttää myös välimuistina tietokoneen levylle. Tällöin käyttöjärjestelmä varaa muistista alueen tätä varten, ja kun tiedosto luetaan levyltä, siitä tehdään samalla kopio keskusmuistiin. Kun tiedostoon viitataan seuraavan kerran, se voidaan lukea nopeammin mikäli se löytyy levyvälimuistista. Levyvälimuistin hallinnasta huolehtii koneen käyttöjärjestelmä ja se on toteutettu täysin ohjelmallisesti. Yleensä käyttöjärjestelmä hyödyntää kaiken ylimääräisen keskusmuistikapasiteetin levyvälimuistina.
Muut välimuistit > Levyvälimuistit > Kovalevyn sisäinen välimuisti

Kovalevyillä on myös usein oma pieni kovalevyn ohjauselektroniikan yhteydessä oleva välimuisti. Tätä käytetään lähinnä kirjoituspuskurina josta kovalevyn elektroniikka voi kirjoittaa datan fyysiselle levypinnalle optimaalisemmassa järjestyksessä; lukuoperaatioiden nopeuteen kovalevyn sisäisellä välimuistilla ei ole kovin paljon vaikutusta, sillä sen koko on tyypillisesti melko pieni ja käyttöjärjestelmän välimuisti toimii melko hyvin.
Muut välimuistit > Ohjelmalliset välimuistit > Verkkoselaimen välimuisti

Verkkoselain tallettaa verkosta ladattuja tiedostoja koneen muistiin tai kovalevylle. Kun sama verkkosivu ladataan uudestaan, selain voi lukea sivun ja sen sisältämät kuvat suoraan omasta välimuististaan eikä sen tarvitse hakea niitä verkon yli palvelimelta.
Muut välimuistit > Ohjelmalliset välimuistit > DNS-välimuisti

Internetin nimipalvelun eli DNS:n nimitietoja voidaan myös tallettaa välimuistiin; kun kone haluaa selvittää jonkun koneen IP-osoitteen, se tarkistaa ensin,
onko sillä tämä tieto välimuistissaan: jos on, se lukee sen sieltä, jos ei, se suorittaa nimipalvelimelle kyselyn, odottaa vastausta ja vastauksen saatuaan tallettaa nimitiedon välimuistiinsa.
DNS-välimuisti voidaan toteuttaa sekä asiakaskoneella että DNS-palvelimella.
Kirjallisuutta

Bruce Jacob & Spencer W. Ng & David T. Wang: Memory Systems: Cache, DRAM, Disk.  Morgan Kaufmann, 2008.  ISBN 978-0-12-379751-3.  (englanniksi)
Aiheesta muualla

Kuvia tai muita tiedostoja aiheesta Välimuisti Wikimedia Commonsissa
vanhan mallinen Athlon 650 MHz Slot-A-suoritinmoduuli. Suorittimen sivuilla olevat piirit ovat ulkoista L2-välimuistia
Zstd

Zstandard on häviötön pakkausalgoritmi, jonka referenssitoteutus zstd on julkaistu vapaana avoimen lähdekoodin ohjelmana käyttäväksi. Zstandardin tavoitteena oli saavuttaa zipin ja gzipin käyttämän DEFLATE-algorithmin pakkaussuhde, mutta toimia huomattavasti nopeammin. Zstandardin kehitti Yann Collet Facebookilla (nykyisin Meta Platforms).
Facebook julkaisi Zstandardin ja sen toteutuksen 2016. Referenssitoteutus on julkaistu BSD-lisenssillä Githubissa. Versiossa 1.0 lisättiin mukaan patenttien vastainen lauseke, jonka mukaan lisenssi lakkaa jos Facebookia vastaan nostetaan patenttivaade.
Versiossa 1.3.1 tämä lauseke on poistettu ja lisenssiksi muutettu BSD + GPLv2.
Algoritmi on julkaistu standardina RFC 8478. Tiedostomuodolle on rekisteröity tyyppi "application/zstd" ja tiedostopääte "zst".
Yleisessä käytössä zstd pakkaa 5–10% tehokkaammin kuin DEFLATE ja on 2–3 kertaa nopeampi. Algoritmi on tarkoitettu skaalautuvaksi. Algoritmille on mahdollista käyttää 22 eri pakkaussuhdetta, joista tehokkain pakkaa paremmin kuin bzip2.
Facebookin mukaan zstd on samalla pakkausuhteella 3–5 kertaa nopeampi kuin gzip, tai samalla pakkausnopeudella pakkaa 10–15 % paremmin. Pakkauksen purku on 2–3 kertaa nopeampi riippumatta pakkaussuhteesta. Nopeutuminen on saavutettu suunnittelemalla algoritmi rinnakkaistuvaksi nykyisille suorittimille jakamalla data useaan rinnakkaiseen vuohon. Tämä on kumuloituva usean prosessoriytimen käytön kanssa. Lisäksi on vältetty tarvetta ehdolliselle suoritukselle.
zstd:n erikoisuus on kaksivaiheinen pakkaus. Ohjelma voi rakentaa etukäteen pakattavasta aineistosta sanakirjan (dictionary), jota käytetään pakkauksen optimointiin. Ohjelmassa on myös toteutettu adaptiivinen pakkaus, jolloin ohjelma voi pakata tietovirtaa hyödyntäen vapaan prosessoritehon pitäen pakkausnopeuden (throughput) samana kuin luettava datan nopeus.