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弱測定
手順

対象となる複数の物理系に普通の（弱測定でない）測定を行い、特定の始状態にあるものを選び、量子実験を開始する。
実験中に弱測定を行い、重ね合わせ状態の測定結果を記録する。
実験終了後に普通の（弱測定でない）測定を行い、特定の終状態にあるものを選ぶ。
3で選ばれた対象について2の記録を平均することで、特定の始状態と終状態を選んだ場合の弱値が得られる。
1.のプロセスを事前選択という。量子力学のもっとも基本的な普通の測定を射影測定といい、射影公理によって状態が指定できる。一方の2.のプロセスでは対象となる物理系を測るための「測定器」に相当する系を設定し、物理系の情報が測定器にうつるようになんらかの相互作用を与える。この相互作用が十分強い場合、測定器の値が変化するため、測定器の値を見ることで物理系の状態を峻別できるが、相互作用が弱い場合、つまり、測定器の持つ「誤差」（この場合、波束の幅でそれを表現する）に対して小さい範囲でしか値を変化させられない場合が2.の手順における弱測定である。
ところで最初に与えた状態が、2.で測定しようとしている物理量が複数の値を取りうる「重ね合わせ状態」だった場合、測定器の波動関数で見て、中心の値がほとんどずれていない二つの波動関数の重ね合わせ状態に焼きなおされる。「弱値」が著しく大きな値を取りうるミソはこの部分である。すなわち、二つの波動関数が強く干渉するようにして重ね合わされているということである。
3.で物理系に対して再度射影測定を行う。これを「事後選択」という。事後選択で選ばれた状態のみ平均化する計算をすると一次近似として弱値に比例するようなシフトを見ることができる。のちに見るように弱値は本来とりうる測定量より大きい場合や小さい場合があるが、それは事後選択をすることによって、測定器の振れが大きい信号を選択的に取り出すことができることを示唆している。また、複素数値を取る点についてはどの物理量のシフトを見るかによって実部か虚部かを選ぶことができることに留意したい。具体的には同じ波動関数を位置の波動関数として見るか運動量の波動関数として見るかの任意性があるように、非可換な別の物理量で波動関数で見たときに、2.の弱測定の操作および3.の事後選択によってどのようにシフトするかを見るとき、ある物理量（例えば運動量）では弱値の実部を、別な物理量（例えば位置）では弱値の虚部を見るといったことができる。
計算による導出

弱測定の計算は以上の「手順」を踏まえて行う。まず1.で述べた初期状態の用意だが射影測定なので適当な純粋状態である。これを |i\rangle と記述する。2.では先に述べたように「測定器」を取り付け、測定器と系が相互作用するというステップを記述することになる。これに対して測定器を |\psi \rangle と記述し、相互作用する前の、「測定器を取り付け」た状態をこれらのテンソル積 |i\rangle \otimes |\psi \rangle と記述する。
このような状態に対して、相互作用を与える。相互作用は量子力学的な状態を別の量子力学的な状態へ変質させるのでそのようなものの中から適当なものを考えなくてはならない。
まず、量子力学はもとのヒルベルト空間のテンソル積空間を状態空間と考えるため、テンソル積空間上の演算子である。また、通常は時間発展はユニタリー演算子である。したがって、テンソル積空間上のユニタリー演算子から探すのが普通であり、これまで行われてきた実験モデルも含め、基本的には「ノイマン型」すなわち
e^{-ig{\hat {A}}\otimes {\hat {Q}}}
を選ぶ。ここでgは実定数で {\hat {A}}は |i\rangle のいるヒルベルト空間、および {\hat {Q}}は |\psi \rangle のいるヒルベルト空間上で作用するエルミート演算子である。
このノイマン型測定演算子が作用した後の状態すなわち e^{-ig{\hat {A}}\otimes {\hat {Q}}}|i\rangle \otimes |\psi \rangle が2.の測定後の状態である。このような状態は演算子のテンソル積および指数の定義から
\sum _{k=0}^{\infty }{\frac {(-ig)^{k}}{k!}}({\hat {A}}^{k}|i\rangle )\otimes ({\hat {Q}}^{k}|\psi \rangle )
である。
このあと、3.を施す。3.は事後選択であり、事後選択は「物理系を終了状態 |f\rangle に射影するが測定器は何もしない」というモチベーションから |f\rangle \langle f|\otimes id なる演算子で記述したいが、実際には「射影公理」に対応して正規化係数が前に現れる点には注意したい。その部分については後ほど調整する。いずれにせよ物理系を射影し、測定器は何もしない演算子をほどこすことで
(|f\rangle \langle f|\otimes id)\left(\sum _{k=0}^{\infty }{\frac {(-ig)^{k}}{k!}}({\hat {A}}^{k}|i\rangle )\otimes ({\hat {Q}}^{k}|\psi \rangle )\right)
=|f\rangle \otimes \left(\sum _{k=0}^{\infty }{\frac {(-ig)^{k}}{k!}}\langle f|{\hat {A}}^{k}|i\rangle \cdot ({\hat {Q}}^{k}|\psi \rangle )\right)=:|f\rangle \otimes |\psi '\rangle
このようにして作った状態に対して定義された |\psi '\rangle を用いて適当な物理量の期待値を計算することになる。
弱値の定義と性質

弱値はあらゆる物理量 {\hat {A}}にたいして、始状態 |i\rangle および終状態 |f\rangle によって決まる複素数値で具体的には
A_{\mathrm {w} }={\frac {\langle f|{\hat {A}}|i\rangle }{\langle f|i\rangle }}
によって与えられる。この数値は |i\rangle =|f\rangle を満たす時には通常の量子論での {\hat {A}}の期待値と同じであるから、期待値にある種の一般化をしていると考えることができる。しかし、通常の期待値と違って {\hat {A}}の最大固有値などでバウンドされず、しかも {\hat {A}}がエルミートであるにもかかわらず実数になるとは限らない。具体的には例えば
{\hat {A}}=|1\rangle \langle 1|-|-1\rangle \langle -1|
|i\rangle ={\sqrt {\frac {2}{3}}}|1\rangle +i{\sqrt {\frac {1}{3}}}|-1\rangle
|f\rangle =i{\sqrt {\frac {2}{3}}}e^{i\phi }|1\rangle +{\sqrt {\frac {1}{3}}}e^{-i\phi }|-1\rangle
と選ぶとき
A_{\mathrm {w} }={\frac {-i{\frac {2}{3}}e^{-i\phi }-i{\frac {1}{3}}e^{i\phi }}{-i{\frac {2}{3}}e^{-i\phi }+i{\frac {1}{3}}e^{i\phi }}}={\frac {2e^{-i\phi }+e^{i\phi }}{2e^{-i\phi }-e^{i\phi }}}={\frac {3\cos {\phi }-i\sin {\phi }}{\cos {\phi }-i3\sin {\phi }}}={\frac {3+i8\sin {\phi }}{1+8\sin ^{2}{\phi }}}
となり、実部と虚部が共に現れることが確かめられるほか、ここで \phi ={\frac {\pi }{8}}を選ぶことで
\mathrm {Re} A_{\mathrm {w} }={\frac {3}{5-2{\sqrt {2}}}}>1
および
\mathrm {Im} A_{\mathrm {w} }={\frac {4{\sqrt {2-{\sqrt {2}}}}}{5-2{\sqrt {2}}}}=1.40979...>1
となる。このような性質を用いてシグナルの振れ幅を大きくすることで信号を増幅する「弱値増幅」と呼ばれる手法にも一部で注目があり、すでにHostenらの実験など、実証も行われている。
議論

弱測定の概念は観測問題と時間の流れの考察から考え出された。ヤキール・アハラノフは過去から現在までと、未来から現在までとを記述する二つの波動関数により量子力学を記述しなおすことで、量子的な重ね合わせに物理的な実在性を持たせようとした。弱測定はこの実在性を観測する手段である。アハラノフはこれを宇宙全体に一般化し、宇宙の始状態と終状態によりただ一つの宇宙が選択され実現していると考えた。これは宇宙が量子的な重ね合わせ状態にあり、実現可能性がある無数の宇宙が並行して存在すると考える、多世界解釈による宇宙観と対立する考えである。
弱測定の概念はまだ成熟されたものではないが、実験による実証が可能であり、専門家に受け入れられつつある。一方で、アハラノフの宇宙観は広く受け入れられてはいない。
西園寺実文

西園寺 実文（さいおんじ さねふみ、生年不詳 - 文久元年（1861年））は、江戸時代後期の人物。西園寺寛季の四男。
人物

実文は従来、西園寺寛季の部屋住であった。次男爵として従五位下に叙せられたこともあったが、寛季の密子であったため、西園寺家ではなく民間で育てられたとされる。
天保12年（1841年）7月20日には、不行跡を理由に西園寺家から義絶され、「庶人」の身分となった。この時、従五位下の位起も返上になったと考えられる。
子供に、幕末期に活躍した西園寺実満がいる。
リプリー郡 (インディアナ州)

| インディアナ州リプリー郡 |
| --- | --- |



郡のインディアナ州内の位置
州のアメリカ合衆国内の位置
設立: 1818年
郡名の由来: エリーザー・ウィーロック・リプリー
郡庁所在地: バーセイルズ

最大のcity: ベイツビル
面積  - 総面積  - 陸  - 水:  1,160 km2 (448.06 mi2) 1,156 km2 (446.43 mi2) 4 km2 (1.64 mi2), 0.37%
人口  - (2010年)  - 密度:   28,818人  24.93人/km2 (65人/mi2)
標準時: 東部: UTC-5/-4
ウェブサイト: www.ripleycounty.com
注:  
リプリー郡（英: Ripley County）は、アメリカ合衆国インディアナ州の南東部に位置する郡である。2010年国勢調査での人口は28,818人であり、2000年の26,523人から8.7％増加した。郡庁所在地はバーセイルズ町（人口2,113人）であり、同郡で人口最大の都市はベイツビル市（人口6,520人）である。
歴史

リプリー郡は1818年に設立された。郡名は米英戦争の軍人であり、主に1814年に起きたランディーズ・レーンの戦いとエリー砦の包囲戦で記憶されるエリーザー・ウィーロック・リプリー将軍に因んで名付けられた。
地理

アメリカ合衆国国勢調査局に拠れば、郡域全面積は448.06平方マイル (1,160.5 km2)であり、このうち陸地446.43平方マイル (1,156.2 km2)、水域は1.64平方マイル (4.2 km2)で水域率は0.37％である。
地理 > 主要高規格道路

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|   州間高速道路74号線   アメリカ国道50号線   アメリカ国道421号線 |   インディアナ州道46号線   インディアナ州道48号線   インディアナ州道62号線 |   インディアナ州道101号線   インディアナ州道129号線   インディアナ州道229号線   インディアナ州道350号線 |
地理 > 隣接する郡

フランクリン郡 - 北
ディアボーン郡 - 東
オハイオ郡 - 南東
スウィッツァランド郡 - 南東
ジェファーソン郡 - 南
ジェニングス郡 - 西
ディケーター郡 - 北西
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|  | ディケーター郡 | フランクリン郡 |  |  |
|  | ジェニングス郡 |  | ディアボーン郡 |  |
|  | ジェニングス郡 |    リプリー郡    | ディアボーン郡 |  |
|  | ジェニングス郡 |  | ディアボーン郡 |  |
|  |  | ジェファーソン郡 | オハイオ郡 スウィッツァランド郡 |  |
地理 > 国立保護地域

ビッグオークス国立野生生物保護区（部分）
気候と気象

近年、郡庁所在地であるバーセイルズ町の平均気温は1月の18°F (-8 ℃) から7月の84°F (29 ℃) まで変化している。過去最低気温は1994年1月に記録された-28°F (-33 ℃) であり、過去最高気温は1999年7月に記録された100°F (38 ℃) である。月間降水量は2月の2.71インチ (69 mm) から5月の5.27インチ (134 mm) まで変化している。
郡政府

郡政府は憲法による政体であり、インディアナ州憲法とインディアナ州法典によって特別の権力を認められている。
郡政府 > 郡政委員会

郡政委員会は郡政府の立法府であり、郡の歳出や歳入を管理している。委員は郡内の選挙区から選出され、任期は4年間である。給与、年間予算、特別支出を設定する責任がある。郡レベルで所得税や資産税、消費税、サービス税を課する限定付き権限があるが、所得税と資産税は州の承認を要する。
郡政府 > 行政委員会

行政委員会は郡政府の行政府である。委員は郡全体を選挙区に選出され、任期は4年間で2年毎に半数が改選される。委員の一人、通常は最も経験のある者が議長になる。行政委員会は郡政委員会が決めた法を実行し、税金を集め、郡政府の日々の機能を管理する責任がある。
郡政府 > 郡政府役人

上記以外に、保安官、検視官、監査官、財務官、登記官、測量士および巡回裁判所事務官が選挙で選ばれている。任期は4年間であり、郡政府の異なる部門を監督している。郡政府に選ばれる役人は支持政党を公にすることが求めら、また郡の住人でなければならない。
リプリー郡はアメリカ合衆国下院議員インディアナ州第9選挙区に属し、2012年時点では共和党議員を選出している。
人口動態

| 人口推移> 年 | 人口推移> 人口 | 人口推移>  | 人口推移> %± |
| --- | --- | --- | --- |
| 1820 | 1,822 |  | — |
| 1830 | 3,989 |  | 118.9% |
| 1840 | 10,392 |  | 160.5% |
| 1850 | 14,820 |  | 42.6% |
| 1860 | 19,054 |  | 28.6% |
| 1870 | 20,977 |  | 10.1% |
| 1880 | 21,627 |  | 3.1% |
| 1890 | 19,350 |  | −10.5% |
| 1900 | 19,881 |  | 2.7% |
| 1910 | 19,452 |  | −2.2% |
| 1920 | 18,694 |  | −3.9% |
| 1930 | 18,078 |  | −3.3% |
| 1940 | 18,898 |  | 4.5% |
| 1950 | 18,763 |  | −0.7% |
| 1960 | 20,641 |  | 10.0% |
| 1970 | 21,138 |  | 2.4% |
| 1980 | 24,398 |  | 15.4% |
| 1990 | 24,616 |  | 0.9% |
| 2000 | 26,523 |  | 7.7% |
| 2010 | 28,818 |  | 8.7% |
Sources: United States Department of Commerce,Bureau of the Census, Population Division Census Quickfacts
以下は2000年の国勢調査による人口統計データである。
| --- | --- |
 基礎データ 人口: 26,523人  世帯数: 9,842 世帯  家族数: 7,273 家族  人口密度: 23人/km2（59人/mi2）  住居数: 10,482軒  住居密度: 9軒/km2（24軒/mi2） 人種別人口構成 白人: 98.30%  アフリカン・アメリカン: 0.05%  ネイティブ・アメリカン: 0.35%  アジア人: 0.36%  その他の人種: 0.54%  混血: 0.41%  ヒスパニック・ラテン系: 0.93% 先祖による構成 ドイツ系：46.6％  アメリカ人：19.5％  アイルランド系：9.5％  イギリス系：8.2％:  年齢別人口構成 18歳未満: 28.1%  18-24歳: 7.7%  25-44歳: 28.9%  45-64歳: 22.0%  65歳以上: 13.4%  年齢の中央値: 36歳  性比（女性100人あたり男性の人口） 総人口: 96.5  18歳以上: 94.0 世帯と家族（対世帯数） 18歳未満の子供がいる: 36.7%  結婚・同居している夫婦: 61.3%  未婚・離婚・死別女性が世帯主: 8.7%  非家族世帯: 26.1%  単身世帯: 22.7%  65歳以上の老人1人暮らし: 10.7%  平均構成人数 世帯: 2.66人  家族: 3.13人 収入 収入と家計 収入の中央値 世帯: 41,426米ドル  家族: 47,019米ドル  性別 男性: 34,055米ドル  女性: 23,610米ドル  人口1人あたり収入: 17,559米ドル  貧困線以下 対人口: 7.5%  対家族数: 6.3%  18歳未満: 8.0%  65歳以上: 8.7%
郡区

リプリー郡は下記11の郡区に分割されている。
| 0 | 1 | 2 |
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|  アダムズ  ブラウン  センター  デラウェア |  フランクリン  ジャクソン  ジョンソン  ローリー |  オッタークリーク  シェルビー  ワシントン |
都市と町

| 0 | 1 | 2 |
| --- | --- | --- |
|  ベイツビル  ホールトン  ミラン |  ナポレオン  オズグッド  サンマン |  バーセイルズ - 郡庁所在地 |
都市と町 > 未編入の町

| 0 | 1 | 2 |
| --- | --- | --- |
|  クロスプレーンズ  デラウェア  フレンドシップ |  モリス  ニューマリオン  オールドミラン |  ピアースビル |
カリフォルニアネコザメ

カリフォルニアネコザメ Heterodontus francisci はネコザメ属に属するサメの一種。カリフォルニア州からカリフォルニア湾の沿岸に固有である。成体は浅い岩場や藻場、幼体はそれより深い砂地を好む。体は小さく、通常は1m程度。頭部は短く眼上隆起を持ち、2基の背鰭の前には頑丈な棘を持つ。体色は褐色から灰色で、多数の小さな黒点が散らばる。
動きは遅く、単独性・夜行性。臼歯状の丈夫な歯を持ち、比較的狭い縄張りを泳ぎ回って、軟体動物・棘皮動物・甲殻類を捕食する。幼体は多毛類やイソギンチャクを好む。餌は口を使って吸い出すことで捕える。卵生で、年間最大24個の卵を産む。産卵後の雌は卵を岩の間に押し込んで捕食者から守る。人には無害で、飼育もし易い。米国では漁業や釣りの標的とはならないが、メキシコでは食用とされる。IUCNは保全状況について情報不足としている。
分類

1855年の Proceedings of the Academy of Natural Sciences of Philadelphia において、フランスの生物学者シャルル・フレデリック・ジラールにより Cestracion francisci の名で記載された。その後本種は Gyropleurodus 属に移されたが、最終的にはこの属はHeterodontus 属のシノニムとされた。種小名 francisci はサンフランシスコに由来するが、実際はサンフランシスコには分布していない。タイプ標本はモントレー湾から得られたものだが、現在は失われている。学名は誤って Heterodontus californicus とされることもある。
形態

他のネコザメ類同様、短く幅広い頭部と鈍い吻、明瞭な眼上隆起を持つ。眼上隆起は比較的低く、後端は急激に落ち込む。隆起の間は深く凹む。眼は瞬膜を欠き、後方には小さな噴水孔がある。鼻孔は口に達する長い鼻弁で前鼻孔と後鼻孔に分けられる。前鼻孔は溝に囲まれ、後鼻孔周辺の溝は口へと繋がる。口は小さく弧を描き、明瞭な唇褶を持つ。歯列は上顎で19–26、下顎で18–29。顎前方の歯は小さく、1本の尖頭と1対の小尖頭を持つ。顎後方の歯は大きくて前後に伸び、臼歯状になる。
体は円筒形で、多少鎌型で高い2基の背鰭を持つ。背鰭の前には太い棘がある。この棘は岩と接触することで摩耗するため、藻場の個体より岩礁に生息する個体の方が短い。第一背鰭は胸鰭の基底の上から、第二背鰭は腹鰭後端の少し前方から起始する。尾鰭下葉は短い。上葉は長くて広く、先端に強い欠刻がある。皮歯は小さく滑らかで、成体の背面では200個/cm2の密度である。背面は濃淡のある灰色から褐色で、多数の小さな黒点がある。黒点は大型個体では消失することがある。腹面は黄色みがかる。眼の下には黒い模様がある。最大で1.2mになるが、通常は1mを超えない。
分布

東太平洋の大陸棚に生息し、カリフォルニア州のモンテレー湾からバハカリフォルニア・カリフォルニア湾に分布する。稀に暖水塊が流入した場合、サンフランシスコ湾まで北上することもある。エクアドルとペルーからも非公式の記録があるが、これは別種を誤同定したものと考えられる。
ほとんどの時期は深度2-11mにいるが、冬には深度30mまで下る。最深で、水深200mの洞窟から発見されている。35-48cm程度の幼体は深度40-150mの、垂直の岩棚に近い砂地を好み、トビエイ属のMyliobatis californica が掘削した穴を隠れ家や摂餌場所としてよく用いる。成熟すると浅瀬に移動し、入り組んだ岩礁や藻場を好むようになる。底生性が強く、海底から2m以上離れることはほとんどない。
アメリカナヌカザメは同様の環境に生息し、ともに比較的豊富な種であるが、本種が水温20℃以上の海域に生息するのに対し、アメリカナヌカザメはより寒冷な海に生息する。サンタカタリナ島では、20年以上続く水温上昇傾向によって、本種の個体数が増えアメリカナヌカザメが減少している。より水温の低いチャンネル諸島ではアメリカナヌカザメより稀である。
生態

泳ぎはあまりうまくなく、よく可動する肉質の胸鰭で海底に沿って移動することを好む。小さな群れを作ることはあるが、通常は単独性である。日中は洞窟・岩の隙間・海藻の間で休息するが、比較的警戒心が強く、刺激されるとすぐに泳ぎ去る。夕暮れの後は岩礁を活発に泳ぎ回って餌を探す。行動域は1000m2程度の狭い範囲で、10年以上行動範囲が変化しないこともある。休息場所は毎日同じで、行動範囲の端に位置している。記録されている最大の移動距離は16kmである。
多くの魚と異なり、本種の行動パターンは体内時計ではなく外部の環境要因によって制御されている。飼育下での観察では、照明を消すとすぐに活動を始め、照明を点けるとすぐに動かなくなるという、光強度と強く関連した行動を示した。ある実験において照明を消したままにしたところ、その個体は11日間活動を続けた後、おそらく疲労によって動きが遅くなった。自然下でも、夜間に強い光を当てられた場合には、すぐに動きを止めて底に沈むと推定される。
大型魚やキタゾウアザラシに成体・幼体・卵ともに捕食される。さらに、サンタカタリナ島でハクトウワシに捕食された例や、大型の巻貝が卵に穴を開けて卵黄を捕食する例が知られている。固い皮膚や棘は防御として機能しており、幼体を捕食したカリフォルニアカスザメがその棘のために吐き戻す姿が撮影されている。寄生虫として、条虫の Acanthobothrium bajaensis ・Acanthobothrium puertecitense、カイアシ類の Trebius heterodonti や、餌のウニやホタテ類を中間宿主とする線虫の Echinocephalus pseudouncinatus などが知られている。
生態 > 摂餌

成体の餌の95%は、二枚貝・巻貝などの殻を持つ軟体動物、ウニなどの棘皮動物、カニ・エビ・等脚類などの甲殻類である。これらの殻を割るために咬合力はかなり強く、調べられた中ではアブラツノザメ・カマストガリザメなどの同サイズのサメの中で最強である。ある研究では、野生下での咬合力は平均で95 N、最大で135 N、実験的には最大で200 N以上に達した。大型個体は主にウニ（特にアメリカムラサキウニ Strongylocentrotus purpuratus）を食べ、この色素によって歯や鰭の棘が紫色に染まる。
成体の他の餌としてはユムシ類・ヒトデ・頭足類・小さな硬骨魚などもある。幼体は主に多毛類・イソギンチャク・小さな二枚貝を食べ、イソギンチャクが収縮する前に触手だけを千切り取ることも知られている。カリフォルニア南部では、季節的に大量発生する生物を食物とすることが知られる。夏には、特にスズメダイ属の Chromis punctipinnis 等の昼行性の魚類が豊富になり、夜間にはこれを容易に捕獲することができる。冬には集団繁殖後に数万匹単位で死んだカリフォルニアヤリイカを漁る姿が見られる。主に嗅覚に頼って狩りを行う。ロレンチーニ器官は148個程度で、2000個以上持つ通常のサメより遥かに少ない。だが、この器官による電気感覚も獲物の発見にある程度役立っている。歯は他のサメ同様定期的に抜け替わり、古い歯は4週間程度で新しい歯に置換される。
唇の軟骨が特殊化しており、口腔を管状に広げることによる吸い込みによって獲物を捕食する。一旦獲物を口内に吸い込むと、前方の鋭い歯で固定し、後方の臼歯状の歯で押し潰す。穴居性や付着性の獲物に対しては、口で獲物を咥えた後、胸鰭で体を支えて尾を振り上げ、逆立ちのような姿勢をとる。この後、胸鰭をてこの支点のように用いて尾を押し下げることで、頭部に上向きの力を加えて獲物を引きずり出す。このような捕食方法は他のサメでは確認されていない。また、上顎を瞬間的（20ms程度）に頭部の15%ほどの長さを突き出すことができ、これを鏨のように用いることで固く貼り付いた獲物を剥がすこともある。
生態 > 生活史

交尾は12-1月に、おそらく繁殖サイクルの一部として行われる。雄は雌の関心を惹くために追いかける。交尾の準備ができると底に降り、雄は雌の胸鰭に噛み付いて、片方のクラスパーを雌の総排泄孔に挿入する。30–40分の交尾の後、雌は砂に頭部を押し付け、平衡感覚を失ったように30分程度回転し続ける。2-4月に、雌は1度に2個ずつ、11-14日おきに最大で24個の卵を深度2-13mに産み付ける。卵鞘は螺旋状に1対の薄い襞を持つため、産卵には数時間かかることがある。産卵直後の卵鞘は柔らかく淡褐色だが、数日で硬化して黒くなる。襞を含めないと、卵鞘は長さ10-12cm、幅3-4cm。チャンネル諸島の個体はカリフォルニア本土の個体より卵の長さが長く、別の個体群だと推測されている。
雌は海底から卵を口で拾い上げ、岩の隙間に押し込む。だが、飼育下では卵は底に置かれるだけで、その後で親に捕食されてしまうこともある。卵は6–10ヶ月で孵化し、出生時は15-17cm。出生後すぐは体内の卵黄嚢から栄養を得ており、1ヶ月ほどは餌を探す行動を行わないが、餌が容易に利用できる場合はこの期間でも食べることはできる。成長は遅い。成長率が一定しないため、成長プロセスを調べるのはかなり難しい。雄は56-61cm、雌は最低で58cmで性成熟する。飼育下での寿命は12年以上で、非公式の記録では25年というものもある。
人との関わり

通常は人に無害で、海中でも容易に近づくことができる。だが、刺激されると噛み付くことがあり、一部の攻撃的な個体は接触したダイバーを追い回して噛み付いた例がある。背鰭の棘が鋭いため注意して扱う必要がある。飼育環境にはよく適応し、米国内の多くの水族館で飼育される。
カリフォルニアでは漁業的価値はない。罠・トロール漁や遊漁者によって混獲されることはあるが、頑強であるため、捕獲後に海に帰されても生き延びる。カリフォルニア州の沿岸での漁具規制でも利益を受けている。現在、カリフォルニアでは年間およそ1800kgが混獲されるが、かつての混獲量には1976年の2.5kgから1979年の9500kgまで幅があった。背鰭の棘を記念品とすることを目的としてダイバーに殺されることがあり、最もダイビングの盛んなカリフォルニア南部では個体数が減少している可能性がある。メキシコではエビの底引き網や底刺し網によって混獲され、食用や魚粉に加工されている。この刺し網漁は保全において将来的な懸念事項となるかもしれない。IUCNは保全状況を情報不足としているが、米国の水域内ではおよそ軽度懸念に相当するようである。
日本での飼育は多くはないが、アクアワールド大洗などで見ることができる。
頭部の形態が特徴的で、明瞭な眼上隆起を持つ。
成体と異なり、幼体は平坦な砂地を好む。
日中は休息し、夜間に活動する。
ウニを好む。
卵は螺旋状の襞を持ち、岩の隙間に固定される。
人には無害である。
広見 (知立市)

| 広見 |
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 町丁
 ja北緯35度0分2.99秒 東経137度2分55.77秒﻿ / ﻿北緯35.0008306度 東経137.0488250度﻿ / 35.0008306; 137.0488250座標: 北緯35度0分2.99秒 東経137度2分55.77秒﻿ / ﻿北緯35.0008306度 東経137.0488250度﻿ / 35.0008306; 137.0488250
都道府県:   愛知県
市町村:   知立市

 人口情報（2020年（令和2年）10月1日現在）
 人口:  946 人
 世帯数:  418 世帯

 面積（2020年（令和2年）10月1日現在）
 :  0.155470464 km²
人口密度:  6084.76 人/km²
郵便番号:  472-0044
市外局番:  0566
ナンバープレート:  三河
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広見（ひろみ）は、愛知県知立市の地名。
地理 > 交通

愛知県道285号安城八ツ田知立線
地理 > 施設

知立市役所
知立市立知立中学校
歴史 > 人口の変遷

国勢調査による人口および世帯数の推移。
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| 1995年（平成7年） | 272世帯 765人 |   |
| 2000年（平成12年） | 328世帯 853人 |   |
| 2005年（平成17年） | 393世帯 956人 |   |
| 2010年（平成22年） | 392世帯 947人 |   |
| 2015年（平成27年） | 390世帯 942人 |   |
| 2020年（令和2年） | 418世帯 946人 |   |
七ツ寺共同スタジオ

| 七ツ寺共同スタジオ  |
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 七ツ寺共同スタジオ
 ja
情報
正式名称:  七ツ寺共同スタジオ
開館:  1972年9月
開館公演:  『夢の肉弾三勇士』
収容人員:  90人
用途:  演劇
運営:  七ツ寺企画
所在地:  〒460-0011 愛知県名古屋市中区大須2-27-20
位置:  北緯35度9分29.5秒 東経136度53分59.3秒﻿ / ﻿北緯35.158194度 東経136.899806度﻿ / 35.158194; 136.899806﻿ (七ツ寺共同スタジオ)座標: 北緯35度9分29.5秒 東経136度53分59.3秒﻿ / ﻿北緯35.158194度 東経136.899806度﻿ / 35.158194; 136.899806﻿ (七ツ寺共同スタジオ)
最寄駅:  名古屋市営地下鉄鶴舞線「大須観音駅」下車徒歩5分 名古屋市営地下鉄名城線「上前津駅」下車徒歩6分
最寄バス停:  名古屋市営バス「大須」下車徒歩1分
最寄IC:  名古屋高速2号東山線「白川出入口」下車
外部リンク:  七ツ寺共同スタジオ
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七ツ寺共同スタジオ（ななつでらきょうどうすたじお）は愛知県名古屋市中区大須にある小劇場。
概要

1972年（昭和47年）に開設され、名古屋圏における演劇、新劇、舞踊などの活動の舞台となってきた。1階に87平方メートルのホール（公称90席）、2階に楽屋などがある。名称は、スタジオから道路を隔て、すぐ目の前に七寺がある事から。
近年では、七ツ寺に集まる団体などのレベルアップを目的とした「七ツ寺プロデュース」と呼ばれる共同公演やワークショップも開かれる。
所在地 > 住所

愛知県名古屋市中区大須2-27-20
所在地 > アクセス

名古屋市営地下鉄
名城線 - 上前津駅、8番出口から徒歩で約10分。
鶴舞線 - 大須観音駅、2番出口から徒歩で約5分。
リード・コピー・アップデート

リード・コピー・アップデート（read-copy-update、RCUと略記）とは、オペレーティングシステムにおいて一種の排他制御を実装する同期機構であり、リーダー・ライターロック（英語版）の代替手段として使われることがある。参照において待ち状態が生じず、極めてオーバーヘッドが低い。しかしRCUにおけるデータ更新は、既存の参照者のために古い版のデータ構造を保持しつつ行うため、時間と空間（メモリ）をより多く必要とする。古い版のデータ構造は、既存の参照者が全てアクセスを完了した後で回収される。
概要

RCUでは「参照側クリティカルセクション」という概念があり、通常 rcu_read_lock() と rcu_read_unlock() で挟まれた部分がそれにあたる。参照側クリティカルセクション内にない文は「不活性状態」と呼ばれ、RCUで保護されたデータ構造への参照を保持することは許されない。データを共有するスレッド間で、少なくとも1つが不活性状態にある期間を「猶予期間」と呼ぶ。定義上、任意のRCU参照側クリティカルセクションが猶予期間の始まりに存在する場合、その猶予期間の終了までにクリティカルセクションが完了しなければならず、それがRCUの提供する根本的保証の前提となっている。この保証が参照側オーバーヘッドを極めて小さくすることがわかっており、実際サーバクラスのLinuxカーネルでの参照側オーバーヘッドはゼロである。
RCUの基本的な考え方は、更新を「削除」と「再利用」のフェーズに分割することである。削除フェーズではデータ構造内のデータへの参照を削除する（それらの参照を別のバージョンのデータ構造への参照に切り替える）。そうすることで参照側クリティカルセクションと並行して更新可能にする。削除フェーズが参照者と並行して動作できるのは、最近のCPUの設計によって参照者が新旧いずれかの版のデータ構造だけを参照することを保証できるためである（参照側クリティカルセクション内で参照するデータ構造の版が入れ替わることがない）。猶予期間が過ぎると、旧版のデータ構造を参照している参照者がいないと断定でき、旧版のデータを構成するアイテムを再利用フェーズで解放（再利用）しても安全である。
更新を削除と再利用のフェーズに分割することで、更新者は削除フェーズを速やかに行い、削除フェーズに入ったときに動作していた全ての参照者が停止するまで、言い換えれば猶予期間が過ぎるまで再利用フェーズを遅らせる。
典型的なRCUにおける更新は以下のような流れとなる。
RCUで保護されたデータ構造にアクセスする参照者は全てRCU参照側クリティカルセクション内で参照することを保証する。
データ構造へのポインタを削除して、その後の参照者がそれを参照できないようにする。
猶予期間が過ぎるのを待つ。それにより（前のフェーズで削除されたデータ構造へのポインタを持っている可能性のある）全ての参照者がRCU参照側クリティカルセクションを抜けるのを待つ。
この時点で更新したいデータ構造への参照を持つスレッドはいなくなるので、安全に再利用（たとえば、解放）できる。
このような手順において、更新者が削除と再利用のステップを実行するが、再利用については全く別のスレッドに任せた方が便利なことが多い。参照カウントを持たせることで、参照者が削除を行うこともできるので、更新ステップ（上記の (2)）と再利用ステップ（上記の (4)）が同じスレッドで行われるとしても、それらを分けて考えた方がわかりやすい。
利用

2008年初めごろの段階で、Linuxカーネル内では、ネットワーク・プロトコルスタックやメモリ管理システムなど約2,000箇所で RCU API を利用している。
2006年以降、研究者らはRCUや類似の技法をいくつかの問題に適用してきた。例えば、動的解析に使用するメタデータの管理、クラスター型オブジェクトのライフタイム管理、K42研究OSでのオブジェクト管理、ソフトウェアトランザクショナルメモリ実装の最適化などである。DragonFly BSD はRCUによく似た技法を採用しており、Linuxの SRCU 実装に極めて近い。
長所と短所

RCUでは、全参照者が参照を終えるのを待つことができ、それによって非常に軽量な同期が可能で、場合よっては同期しないで参照することができる。対照的に一般のロックを使った方式では、参照者はオーバーヘッドの大きな同期機構を使って更新者が使用中のデータ構造を削除するのを防がなければならない。これはロックを使った更新者がその場でデータを更新するためであり、従って参照する者がいないことを保証する必要がある。一方RCUでは現代的CPUでは1つのポインタの書き換えがアトミックになされるという点を利用し、参照者をわずらわせずにデータ構造のリンクをアトミックに挿入・削除・置換する。RCUの参照者は旧版のデータを同時並行的に参照し続けることができ、不可分操作やメモリバリアやキャッシュミス(これらは今日のSMPコンピュータシステムではロックの衝突がなくても性能を低下させる)を排除できる。RCUの参照側の軽量さは単に性能向上、スケーラビリティ、リアルタイム応答性に寄与するだけではない。例えば、デッドロックやライブロック状態を防ぐことにも繋がる。
RCUには当然ながら短所もある。例えば、RCUは参照が多く更新が少ない状況に最適な技法であり、更新が頻繁に行われる状況には適していない。また、RCUは参照者と更新者が同時並行的に動作できることで参照側の同期機構を軽量化しているが、参照と更新の並行性がなじまないアルゴリズムも存在する。
RCUは10年以上に渡って使われているが、その応用範囲は正確には把握されておらず、今も研究対象となっている。
特許

この技術は米国のソフトウェア特許 5,442,758（1995年8月15日、権利者はシークエント・コンピュータ）でカバーされている（他に 5,608,893、5,727,528、6,219,690、6,886,162）。すでに権利失効している特許 4,809,168 も非常に近い技術をカバーしていた。RCU はSCOとIBMの間の訴訟問題でも言及されている。
RCUインタフェースの例

RCUはいくつかのOSで利用可能であり、Linuxカーネルには2002年10月に追加された。liburcu などのユーザーレベルの実装も利用可能である。
Linuxカーネル 2.6 でのRCU実装はよく知られており、以下ではそれを元に RCU API について解説する。中核となるAPIは極めて小さい。
rcu_read_lock(): RCUで保護されたデータへの参照を開始することを示す。それによってクリティカルセクション期間中に対象データが再利用されないようにする。
rcu_read_unlock(): 参照者が使用し、参照者が参照側クリティカルセクションから出たことを更新者に通知する。RCUの参照側クリティカルセクションはネスト可能であり、オーバーラップ可能である。
synchronize_rcu(): 全CPU上の既存のRCU参照側クリティカルセクションが全て完了するまでブロックされる。synchronize_rcu は後続のRCU参照側クリティカルセクションを待つ必要はない。たとえば、以下のようなイベントの流れを考えてみよう。
CPU 0                  CPU 1                 CPU 2
	     ----------------- ------------------------- ---------------
	 1.  rcu_read_lock()
	 2.                    enters synchronize_rcu()
	 3.                                               rcu_read_lock()
	 4.  rcu_read_unlock()
	 5.                     exits synchronize_rcu()
	 6.                                              rcu_read_unlock()
rcu_assign_pointer(): 更新者が使用し、更新者から参照者に安全に変化を伝え、RCUに保護されたポインタを更新する。この関数は、CPUアーキテクチャ上必要なメモリバリア命令を実行し、新たな値を返す。もっと重要な点として、この関数はどのポインタがRCUによって保護されているかを保証する。
rcu_dereference_pointer(): RCUに保護されたポインタをフェッチするために参照者が使用し、そのポインタが指している値を安全に得る。また、CPUアーキテクチャ上必要なメモリバリア命令も実行する。rcu_dereference_pointer が返す値はRCU参照側クリティカルセクション内でのみ有効である。rcu_assign_pointer との関連で rcu_dereference_pointer の重要な機能は、どのポインタがRCUで保護されているかを示すことである。
以下の図は各APIが参照者、更新者、再利用者の間でどう関係しているかを示している。
rcu_assign_pointer()
                                    +--------+
            +---------------------->| 参照者 |---------+
            |                       +--------+         |
            |                           |              |
            |                           |              | 保護:
            |                           |              | rcu_read_lock()
            |                           |              | rcu_read_unlock()
            |        rcu_dereference()  |              |
       +---------+                      |              |
       | 更新者  |<---------------------+              |
       +---------+                                     V
            |                                    +-----------+
            +----------------------------------->| 再利用者  |
                                                 +-----------+
              遅延:
              synchronize_rcu() & call_rcu()
RCUの内部機構は rcu_read_lock, rcu_read_unlock, synchronize_rcu, call_rcu が呼び出された順番を記憶し、(1) synchronize_rcu がそれらの呼び出し側への戻りを設定するか、(2) call_rcu のコールバックが呼び出される順番を決定する。効果的な実装としては、各APIのオーバヘッドを減らして、背後でバッチ的に処理するほうがよい。
RCUの単純な実装

RCUのおもちゃ的な実装を考えるとRCUを理解しやすいだろう。ここではそのような簡単な実装を説明する。この実装はプリエンプション不可な環境でのみ動作することに注意。
void rcu_read_lock(void) { }

	void rcu_read_unlock(void) { }

	void call_rcu(void (*callback) (void *), void *arg)
	{
		// add callback/arg pair to a list
	}

	void synchronize_rcu(void)
	{
		int cpu, ncpus = 0;

		for_each_cpu(cpu)
                        schedule_current_task_to(cpu);

                for each entry in the call_rcu list
                        entry->callback (entry->arg);
	}
rcu_assign_pointer と rcu_dereference_pointer を無視しても大勢に影響はないが、いずれにしろ、以下のようになる。
#define rcu_assign_pointer(p, v)	({ \
							smp_wmb(); \
							(p) = (v); \
						})

	#define rcu_dereference_pointer(p)      ({ \
					        	typeof(p) _value = (p); \
					        	smp_rmb(); /* not needed on all architectures */ \
					        	(_value); \
					        })
rcu_read_lock と rcu_read_unlock は全く何もしない。プリエンプション不可な古いカーネルでは、このように参照側のオーバヘッドは全く無い（メモリバリアが必要となるのは DEC Alpha だけである）。したがって rcu_read_lock がデッドロック状態になることもなく、リアルタイムプロセスがスケジューリングのデッドラインに陥ることもなく、優先順位の逆転が発生することもなく、ロックの衝突が激しく発生することもない。
synchronize_rcu の実装は、synchronize_cpu を呼び出した者を各CPUに移動させ、全CPUでコンテキストスイッチ可能となるまでブロックさせる。プリエンプション不可なのでRCU参照側クリティカルセクション内でプリエンプションは発生せず、あるCPUで（他のプロセスをスケジュールする）コンテキストスイッチが起きたときにはそれ以前のRCU参照側クリティカルセクションは完了しているはずである。全CPUでコンテキストスイッチが起きたら、既存のRCU参照側クリティカルセクションが全て完了していることを保証できる。
リーダー・ライターロックとの比較

RCUはいろいろな使い方があるが、一般的な使い方はリーダー・ライターロックに近い。以下のふたつのコードはリーダー・ライターロック(左側)とRCU(右側)を同じ処理で使ったものである。
1 struct el {                           1 struct el {
 2   struct list_head lp;                2   struct list_head lp;
 3   long key;                           3   long key;
 4   spinlock_t mutex;                   4   spinlock_t mutex;
 5   int data;                           5   int data;
 6   /* Other data fields */             6   /* Other data fields */
 7 };                                    7 };
 8 DEFINE_RWLOCK(listmutex);             8 DEFINE_SPINLOCK(listmutex);
 9 LIST_HEAD(head);                      9 LIST_HEAD(head);

 1 int search(long key, int *result)     1 int search(long key, int *result)
 2 {                                     2 {
 3   struct el *p;                       3   struct el *p;
 4                                       4
 5   read_lock(&listmutex);              5   rcu_read_lock();
 6   list_for_each_entry(p, &head, lp) { 6   list_for_each_entry_rcu(p, &head, lp) {
 7     if (p->key == key) {              7     if (p->key == key) {
 8       *result = p->data;              8       *result = p->data;
 9       read_unlock(&listmutex);        9       rcu_read_unlock();
10       return 1;                      10       return 1;
11     }                                11     }
12   }                                  12   }
13   read_unlock(&listmutex);           13   rcu_read_unlock();
14   return 0;                          14   return 0;
15 }                                    15 }

 1 int delete(long key)                  1 int delete(long key)
 2 {                                     2 {
 3   struct el *p;                       3   struct el *p;
 4                                       4
 5   write_lock(&listmutex);             5   spin_lock(&listmutex);
 6   list_for_each_entry(p, &head, lp) { 6   list_for_each_entry(p, &head, lp) {
 7     if (p->key == key) {              7     if (p->key == key) {
 8       list_del(&p->lp);               8       list_del_rcu(&p->lp);
 9       write_unlock(&listmutex);       9       spin_unlock(&listmutex);
                                        10       synchronize_rcu();
10       kfree(p);                      11       kfree(p);
11       return 1;                      12       return 1;
12     }                                13     }
13   }                                  14   }
14   write_unlock(&listmutex);          15   spin_unlock(&listmutex);
15   return 0;                          16   return 0;
16 }                                    17 }
両者の違いは非常に小さい。参照側のロックは rcu_read_lock() と rcu_read_unlock() になり、更新側のロックはリーダー・ライターロックから単純なスピンロックに変更され、kfree()を実行するまえに synchronize_rcu() が呼び出される。
しかし、この場合参照側と更新側が同時に動作する可能性が出てくる。多くの場合はこれは問題とはならないが、使われ方を十分注意する必要がある。たとえば、複数の独立したリストをアトミックに更新しなければならない場合、これをRCUに置き換えるには注意が必要である。
synchronize_rcu() があるということはRCUでは delete() がブロックされる可能性があることを示す。
それが問題となる場合は代わりに call_rcu() を call_rcu (kfree, p) のように使用すればよい。これは参照カウントと組合わせる場合に特に便利である。