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ベトナム南北高速鉄道計画
概要

ベトナム鉄道総公社は2007年5月2日、中華人民共和国との国際列車運行が予定されているパンアジア鉄道建設に絡んで、ベトナムの鉄道のスピードアップを図るためにハノイ（河内）からホーチミン（胡志明）を結ぶ高速鉄道建設計画があることを発表した。計画では日本の政府開発援助（ODA）が投入される。
ベトナム鉄道総公社が政府に提出した報告書によれば、高速鉄道は既存の在来線である統一鉄道（ベトナム鉄道南北線）と分離、新規敷設が提案されている。複線、レール幅は1,435ミリの標準軌、総投資額は330億米ドルと見込まれ、設計上の最高速度は300キロ。現在、29時間程度を要するハノイ～ホーチミン間が10時間程度で結ばれるようになる。また、計画によれば建設中のパンアジア鉄道とも接続する。パンアジア鉄道は、雲南省昆明を経由してベトナム鉄道との乗り入れが行われる予定。
2009年12月11日、11月にベトナムのグエン・タン・ズン首相が来日して鳩山由紀夫首相と会談した際、日本の新幹線方式の導入を検討している、と伝えていた事が明らかになった。2010年5月20日開会のベトナム国会にて、高速鉄道計画について審議されたが、同年6月16日に計画案は否決された。2011年の国会には、計画が修正のうえ、再提出される見込みであった。
しかしベトナム鉄道総公社は2013年3月、費用のかかる時速300キロメートルの高速鉄道建設計画を中止して、従来鉄道路線の整備により時速200キロメートル以下の準高速鉄道化を行う案を発表した。建設費用がかかりすぎることに加えて、パンアジア鉄道との高速鉄道の連結によって中国の影響が強くなることを警戒したものである。
2016年10月、チン・ディン・ズン副首相は2010年に国会で否決された南北高速鉄道建設計画を練り直すよう交通運輸省に対して指示し、2018年12月、ベトナム鉄道総公社傘下の鉄道プロジェクト管理委員会は、南北高速鉄道建設計画の予備事業化調査報告書を交通運輸省に提出した。
ルート

2018年に提出した報告書では、全長1559キロメートルで、20省・市を通過する。全線の60％が高架区間、30％は地上区間、10％はトンネル区間の予定である。24駅（3駅追加する可能性あり）と5つの車両基地を設置する。
建設時期

2018年に提出した報告書では、2期に分けて建設される。第1期(2020 - 2030年)は、ハノイ - ヴィン(ゲアン省)間とニャチャン(カインホア省) - ホーチミン間、第2期は、(2030 - 2045年)にヴィン - ニャチャン間を建設する。第2期のうちヴィン - ダナン間は2040年まで、ダナン～ニャチャン間は2045年までに完成する計画である。
コンビネータ論理

コンビネータ論理（英: combinatory logic、組み合わせ論理）は、モイセイ・シェインフィンケリ（ロシア語版、英語版）（露: Моисей Эльевич Шейнфинкель、英: Moses Ilyich Schönfinkel）とハスケル・カリー（英: Haskell Brooks Curry）によって、記号論理での変数を消去するために導入された記法である。最近では、計算機科学において計算の理論的モデルで利用されてきている。また、関数型プログラミング言語の理論（意味論など）や実装にも応用がある。
コンビネータ論理は、コンビネータまたは引数のみからなる関数適用によって結果が定義されている高階関数、コンビネータに基づいている。
数学におけるコンビネータ論理

コンビネータ論理は元来、本質的に量化変数を消去することによって量化変数の役割を明確にするような「pre-logic」を意図していた。量化変数を消去する方法にはクワインの述語関手論理がある。コンビネータ論理の表現力は一階述語論理を超える一方、述語関手論理の表現力は一階述語論理と同等である。
コンビネータ論理の最初の発明者であるモイセイ・シェインフィンケリ（ロシア語版、英語版）は、1924年の論文以降それについて何も出版していない（ヨシフ・スターリンが1929年に権力を確固なものとしてからはほとんど出版を行なっていない）。1927年後半、カリーはプリンストン大学の講師として働いているときにコンビネータを再発見した。1930年代後半、アロンゾ・チャーチとプリンストン大学の彼の教え子が、ラムダ計算というライバルとなる関数抽象の形式化を考案し、コンビネータ論理より人気を博すこととなった。こうした歴史的偶然のために、理論計算機科学が60〜70年代にコンビネータ論理に関心を持ち始めるまで、この分野のほとんどすべての業績は、ほとんどカリーとその教え子、もしくはベルギーのロベール・フェイ（英語版）によるものであった。Curry and Feys (1958) および Curry et al. (1972)  はコンビネータ論理の初期の歴史についてのサーベイ論文である。より最近のコンビネータ論理とラムダ計算の比較については Barendregt（オランダ語版、英語版） (1984) を参照されたい（デイナ・スコットが60〜70年代に考案したコンビネータ論理のためのモデル理論についても触れている）。
計算機科学におけるコンビネータ論理

計算機科学において（計算可能性理論や証明論で）は、コンビネータ論理は計算を単純化したモデルとして使われる。単純にもかかわらず、コンビネータ論理は計算の本質的な特徴をとらえている。
コンビネータ論理はラムダ計算の変種としても見ることができる。ラムダ式(ラムダ抽象)は、束縛変数のない原始的な関数「コンビネータ」の有限集合によって置き換えられる。ラムダ式をコンビネータ式に変換するのは簡単であり、またコンビネータの簡約はラムダの簡約よりもシンプルである。したがってコンビネータ論理は非正格関数型言語やGraph reduction machineのモデルとして使われている。もっとも純粋な形は、唯一のプリミティブが入出力のために拡張されたSとKのコンビネータの、Unlambdaというプログラミング言語である。実用的なプログラミング言語ではないが、Unlambdaは理論的な関心がある。
コンビネータ論理は解釈の多様性を与えられる。カリーによる論文では、どのように従来の論理のための公理をコンビネータ論理の等式にするかを示した。デイナ・スコットは、60,70年代にどのようにしてモデル理論とコンビネータ論理を結びつけるかを示した。
ラムダ計算の概要

詳細は「ラムダ計算」を参照
ラムダ計算は、ラムダ項と呼ばれる以下のような形の記号の列に関係している。
v
λv.E1
(E1 E2)
vは予め定義された変数の名前の無限集合から引き出された変数名で、E1とE2はラムダ項である。

λv.E1の形の項は「抽象」と呼ばれる。vはその抽象の仮引数、E1は本体と呼ばれる。λv.E1という項は、引数に適用されるとvをその値に束縛し、E1の結果の値を評価する。つまり、E1の中にあるvをその引数で置き換えたものを返す。

(E1 E2)の形の項は適用と呼ばれる。適用は関数の呼び出しもしくは実行を作る:E1という関数が、E2という引数で呼び出されると、その結果が計算される。もしE1(ときどきapplicandと呼ばれる)がラムダ抽象なら、その項は簡約されるかもしれない: 引数E2は、E1の仮引数の場所に置き換えられ、同値な新しい項が結果になる。もし、ラムダ項が((λv.E1) E2)の形の項を含まないのならば、それは簡約されず、β正規形と呼ばれる。

E[v := a]は、Eのvの自由変数としての出現をすべてaで置き換えた結果を表現する。したがって、
伝統的に、(a b c d ... z)を(...(((a b) c) d) ... z)の省略として表記する。(i.e. 適用は左結合である)

このような定義をするのは、すべての数学的の根本的な振る舞いを捉えているからである。例えば、ある数の平方を求める関数を考えて欲しい。英語ならこのように書くかもしれない。
(「*」を乗算の表記に用いている。) xは関数の仮引数である。特定の引数の平方を求めるために、3をあてると、仮引数の場所に3を入れる:
3*3の結果を求めるためには、乗算と3という数の知識に頼らなければならない。あらゆる計算は、単に適切な関数と適切な原始的な引数の評価の合成だから、この単純な置き換えの原理は、計算の本質的なメカニズムを捉えるには十分である。さらに、ラムダ計算では3や*は外部の演算子や定数をまったく使わずに表現されうる。ラムダ計算では、適切に解釈された時3や乗算演算子のように振る舞う項を識別することが可能である。(チャーチエンコーディングを参照)

ラムダ計算は、計算としてほかのもっともらしい計算のモデル(チューリングマシンを含む)と同等の力があることが分かっている。つまり、あらゆる計算を行える他のモデルはラムダ計算で表現でき、逆もそうである。チャーチ・チューリングのテーゼによれば、両方のモデルはあらゆる可能な計算を表現できる。

すべての計算が、ラムダ抽象と適用を基本とした変数の置き換えのシンプルな概念で表現できることは、おそらく驚くべきことである。
しかし、さらに目覚ましいのは、ラムダ抽象も必要がないことである。コンビネータ論理はラムダ計算と同等のモデルだが、ラムダ抽象は存在しない。ラムダ計算での式の評価は非常に複雑である(置換の意味論は変数を捉えるのを避けるためのかなりの気配りと共に決めなければならない)。対照的に、コンビネータ論理の式の評価は置換という概念が存在しないため、はるかに簡単である。
コンビネータ計算

ラムダ抽象が関数を作るための唯一の方法だから、コンビネータ計算では何かでそれを置き換える必要がある。コンビネータ計算は、ラムダ抽象の代わりに、原始的な関数の有限集合を提供し、それらから他の関数を構成することができるようにしている。
コンビネータ計算 > コンビネータ項

コンビネータ項は以下の形式のうち一つを持つ:
x
P
(E1 E2)
xは変数、Pは原始的関数、(E1 E2) は項の適用である。原始的関数はコンビネータ、つまり、ラムダ項として見たときには自由変数を持たない関数である。
表記を短縮するために、伝統的に(E1 E2 E3 ... En)ないしE1 E2 E3 ... Enは(...((E1 E2) E3)...En)を示す。
コンビネータ計算 > コンビネータ論理での簡約

コンビネータ論理では、それぞれの原始的コンビネータは以下のような形の簡約のルールを持つ。
Eは変数x1 ...xnのみに言及している項である。これらのルールは、原始的コンビネータが関数として振る舞う方法を定義している。
コンビネータ計算 > コンビネータの例

もっとも単純なコンビネータの例は、以下のように定義される恒等コンビネータIである。
もうひとつの単純なコンビネータはKで、定数関数を作る。(K x)はどんな引数に対してもxを返す関数である。そして、Kはこのように定義する:
もしくは、伝統的な複数の適用の表記に従えば
三つ目のコンビネータは、適用を一般化したSである。
Sは、それぞれにzを適用したあとxをyに適用する。別の言い方をすれば、zという環境においてxをyに適用する。

SとKがあれば、Iは不必要である。なぜなら、他の二つでこのようにして表現できるからである。
すべての項xに対して((S K K) x) = (I x)が成り立つが、(S K K)自身はIとは同じではない。これらの項は外延的に同値である。外延的同値は関数の同値という数学的な概念である。二つの関数が、同じ引数に対して常に同じ結果を返すならばそれは等しい。対照的に、原始的なコンビネータと一緒にあるそれらの項自身は、内包的同値という概念を捉える。十分な引数が与えられたときに、原始的なコンビネータに展開されるまで同じ形をもつ時だけ、それらは同値である。
恒等関数を実装するにはたくさんの方法がある。(S K K)とIはそれに含まれている。さらに、(S K S)もそうである。今後、同値という言葉を外延的同値を示し、等しいを同じコンビネータを示すのに使う。
さらに面白いコンビネータは、再帰を実装するために使える不動点コンビネータ(Yコンビネータ)である。
コンビネータ計算 > S-K basisの完全性

SとKが外延的にすべてのラムダ項と同値なものに合成されうるのは、おそらく驚くべき事実である。したがって、チャーチのテーゼによれば、それはあらゆる計算可能な関数に合成されうる。その証明は、T[ ]という任意のラムダ項を同値なコンビネータにする変換を示すことで与えられる。

T[ ]は以下のように定義する。
T[x]          => x
T[(E₁ E₂)]    => (T[E₁] T[E₂])
T[λx.E]       => (K T[E])         (if x does not occur free in E)
T[λx.x]       => I
T[λx.λy.E]    => T[λx.T[λy.E]] (if x occurs free in E)
T[λx.(E₁ E₂)] => (S T[λx.E₁] T[λx.E₂])
これはabstraction eliminationとして知られている。
コンビネータ計算 > S-K basisの完全性 > ラムダ抽象から同値なcombinatorial termへの変換

たとえば、λx.λy.(y x)をコンビネータにしてみよう。
任意の二つの項xとyをこのコンビネータに合成すると、以下のように簡約される。
(S (K (S I)) (S (K K) I))という表現は、ラムダ項としての表現λx.λy.(y x)よりもはるかに長い。これは一般的なことである。普通、T[ ]はラムダ項をΘ(n2)に展開する。
コンビネータ計算 > S-K basisの完全性 > T[ ] 変換について

Tは抽象を消去することが動機となっている。規則3、4は自明である:λx.xは明らかにIと等しく、λx.Eはxが自由変数としてEに出現しない時明らかに(KT[E])である。

最初の二つの規則も単純である。変数はそれ自身に変換され、コンビネータ項において許されている適用は単にアプリカンドとコンビネータへの引数の変換である。

5番目と6番目の規則は興味深い。5番目は複雑な抽象をコンビネータに変換することを単純に示している。まず本体をコンビネータに変換し、それから抽象を除去する。6番目は実際に抽象を除去する。

λx.(E₁ E₂)はaという引数を取り、ラムダ項(E₁ E₂)のxを置き換えて (E₁ E₂)[x : = a]を生成する関数である。
しかし、(E₁ E₂)の中のxをaで置き換えるのはちょうどE₁ and E₂を置き換えるのと同じである。だから
(E₁ E₂)[x := a] = (E₁[x := a] E₂[x := a])
(λx.(E₁ E₂) a) = ((λx.E₁ a) (λx.E₂ a))
                      = (S λx.E₁ λx.E₂ a)
                      = ((S λx.E₁ λx.E₂) a)
外延的同値性によって、
λx.(E₁ E2)     = (S λx.E₁ λx.E₂)
したがって、λx.(E₁ E₂)と等しいコンビネータを見つけるには、(S λx.E₁ λx.E₂)と等しいコンビネータを探せば十分である。そして
(S T[λx.E₁] T[λx.E₂])
は明らかにその要件に適合する。E₁とE₂がそれぞれ(E₁ E₂)より厳密に少ない適用を含むため、再帰はすべての変数及びλx.Eの形の項において終了させなければならない。
コンビネータ計算 > 簡約の単純化 > η-簡約

T[ ]変換によって生成されたコンビネータはη-reductionによって小さくなりうる。
T[λx.(E x)] = T[E]   (if x is not free in E)
λx.(E x)はxを引数にとり、Eを適用する関数である。それは外延的にはE自身と同値である。それはつまりEをコンビネータの形にすれば十分である。

この例は、この簡略化を根拠付ける。
T[λx.λy.(y x)]
       = ...
       = (S (K (S I))   T[λx.(K x)])
       = (S (K (S I))   K)                 (by η-reduction)
このコンビネータはより早く、長いものと同値である。
(S (K (S I))   K x y)
       = (K (S I) x (K x) y)
       = (S I (K x) y)
       = (I y (K x y))
       = (y (K x y))
       = (y x)
同様に、もとのT[ ]はλf.λx.(f x)を(S (S (K S) (S (K K) I)) (K I))に変換したが、η-簡約を用いればλf.λx.(f x)はIに変換される。
コンビネータ計算 > 簡約の単純化 > One-point basis

すべてのコンビネータがすべてのラムダ項と外延的に等しくなるようなone-point basesが存在する。そのような基底のもっとも単純な例Xはこうである。
X ≡ λx.((xS)K)
それを確かめるのは難しくない。
X (X (X X)) =ηβ K and
       X (X (X (X X))) =ηβ S.
{K, S}が基底だから、{X}もまた基底である。プログラミング言語IotaはXをその唯一のコンビネータとして使う。

one-point basisのもう一つの簡単な例は
X' ≡ λx.(x K S K) with
       (X' X') X' =β K and
       X' (X' X') =β S
X' はKとSを生成するのにη変換を必要としない。
コンビネータ計算 > 簡約の単純化 > B,Cコンビネータ

SとKに加え、モイセイ・シェインフィンケリ（ロシア語版、英語版）の論文ではBとCと呼ばれる、以下のような簡約をするコンビネータを含めた。
(C f x y) = (f y x)
       (B f g x) = (f (g x))
彼は、どのようにしてSとKだけを用いてこれらを表現できるかを説明した。

これらのコンビネータは述語論理やラムダ計算をコンビネータ式にする際に非常に有用である。これらはハスケル・カリーと、だいぶ後に計算機における用法と関連付けたデビッド・ターナーによって使われた。これらを使って、以下のように変換のルールを拡張できる。
T[x]          => x
T[(E₁ E₂)]    => (T[E₁] T[E₂])
T[λx.E]       => (K T[E])         (if x is not free in E)
T[λx.x]       => I
T[λx.λy.E]    => T[λx.T[λy.E]] (if x is free in E)
T[λx.(E₁ E₂)] => (S T[λx.E₁] T[λx.E₂]) (if x is free in both E₁ and E₂)
T[λx.(E₁ E₂)] => (C T[λx.E₁] T[E₂]) (if x is free in E₁ but not E₂)
T[λx.(E₁ E₂)] => (B T[E₁] T[λx.E₂]) (if x is free in E₂ but not E₁)
BとCコンビネータを使うと、λx.λy.(y x)の変換はこのようになる。
T[λx.λy.(y x)]
       = T[λx.T[λy.(y x)]]
       = T[λx.(C T[λy.y] x)]     (by rule 7)
       = T[λx.(C I x)]
       = (C I)                   (η-reduction)
       = C*(traditional canonical notation : X* = X I)
       = I'(traditional canonical notation: X' = C X)
確かに、(C I x y)は(y x)に簡約される。
(C I x y)
       = (I y x)
       = (y x)
その動機は、BとCは限定されたSであるということである。
Sは値を取り両方のアプリカンドを置き換えて適用を行う一方。Cはアプリカンドのみ、Bは引数のみを置き換える。

そのコンビネータのための近代的な名前は、ハスケル・カリーの1930年の博士論文による(B,C,K,Wシステムを参照)。モイセイ・シェインフィンケリ（ロシア語版、英語版）のもとの論文では、今S, K, I, B,Cと呼んでいるものはそれぞれS, C, I, Z, Tと呼ばれていた。

新しい変換の規則によるコンビネータのサイズの短縮はBとCを用いなくても、この論文の節3.2のように達成できる。
コンビネータ計算 > 簡約の単純化 > B,Cコンビネータ > CLKとCLI算法

この記事で述べているCLK算法とCLI算法は区別されなければならない。これらの区別は、λKとλI算法に対応する。λK算法と違い、λI算法は抽象を以下のように制限する。
結果として、KはλIにもCLIにも与えられない。CLIの定数は、I, B, C,Sであり、CLIのすべての項が合成される。λKからCLKへの変換と似たようなルールに合わせ、すべてのλIの項は、等しいCLIに変換される。Barendregt (1984)の第9章を参照されたい。
コンビネータ計算 > 逆変換

コンビネータの項からラムダ項への変換L[ ]は自明である。
L[I]       = λx.x
       L[K]       = λx.λy.x
       L[C]       = λx.λy.λz.(x z y)
       L[B]       = λx.λy.λz.(x (y z))
       L[S]       = λx.λy.λz.(x z (y z))
       L[(E₁ E₂)] = (L[E₁] L[E₂])
これは、前述のT[ ]の逆変換ではないことに注意。
コンビネータ計算の非決定性

一般的なコンビネータ項が正規形を持つかどうか、二つのコンビネータ項が同じかどうかは判定できない。これは、対応するラムダ項における非決定性と同じである。直接的な証明は以下のようになる。
まず、以下の項を見てみよう。
Ω = (S I I (S I I))
この項は正規形を持たない。なぜなら、以下に示すようにこれは自分自身に簡約するからである。
(S I I (S I I))
       = (I (S I I) (I (S I I)))
       = (S I I (I (S I I)))
       = (S I I (S I I))
そして、明らかにこれ以上短い式を作る簡約はない。

正規形を検出するコンビネータNを考えてみよう。
(N x) => T, if x has a normal form
                F, otherwise.
(TとFはチャーチエンコーディングにおける真理値を表現する。λx.λy.xとλx.λy.yで、コンビネータの形ではT = K and F = (K I)である。)

そして、
Z = (C (C (B N (S I I)) Ω) I)
(S I I Z)という項を考えてみよう。(S I I Z)は正規形を持つだろうか？それはもしこのようにしたとき、こうなる。
(S I I Z)
       = (I Z (I Z))
       = (Z (I Z))
       = (Z Z)
       = (C (C (B N (S I I)) Ω) I Z)           (definition of Z)
       = (C (B N (S I I)) Ω Z I)
       = (B N (S I I) Z Ω I)
       = (N (S I I Z) Ω I)
今、Nを(S I I Z)に適用する必要がある。
(S I I Z)が正規形を持つか、そうでないか。もしそれが正規形を持つならば、以下のように簡約される。
(N (S I I Z) Ω I)
       = (K Ω I)                               (definition of N)
       = Ω
しかし、Ωは正規形を持たないため、矛盾している。もし、(S I I Z)が正規形を持たないならば、このように簡約する。
(N (S I I Z) Ω I)
       = (K I Ω I)                             (definition of N)
       = (I I)
         I
(S I I Z)の正規形は単にIであり、また矛盾を生む。したがって、仮定した正規形コンビネータNは存在できない。
ライスの定理におけるコンビネータ論理の例(原文：The combinatory logic analogue)が言うのは、完全で非自明な述語は存在しないという事である。ある述語がコンビネータであるということは、適用の際にTrueかFalseのどちらかを返すということである。もし2つのNA=TとNB=Fを満たすような2つの引数A,Bが存在するとき、その述語Nは非自明であるという。また、NMがいかなる引数Mについても正規形をしているとき、そしてその時に限り述語Nが完全であるという。ライスの定理の例は、全ての完全な述語は自明であると述べている。この定理の証明はかなり単純である。
証明:背理法による。完全で非自明な述語の存在を仮定し、N と呼ぶことにする。
Nは非自明であるから以下を満たすコンビネータA,Bが存在する。
(N A) = T

(N B) = F
Define NEGATION ≡ λx.(if (N x) then B else A) ≡ λx.((N x) B A)

Define ABSURDUM ≡ (Y NEGATION)
不動点定理により、
ABSURDUM ≡ (Y NEGATION) = (NEGATION (Y NEGATION)) ≡ (NEGATION ABSURDUM)
を満たすABSURDUM = (NEGATION ABSURDUM)が与えられる。
Nは完全であるから以下の2つのうちどちらかを満たす。
(N ABSURDUM) = F
(N ABSURDUM) = T
場合1: F = F = (N ABSURDUM) = N (NEGATION ABSURDUM) = (N A) = T これは矛盾である。
場合2: T = (N ABSURDUM) = N (NEGATION ABSURDUM) = (N B) = F これもまた矛盾である。
故に、 (N ABSURDUM) は真であっても偽であってもNが完全で非自明な述語であることに反する。QED。
この論証不明の定理からすぐに、正規形をもつ条件を満たすかどうかを決定することができる完全な述語は存在しないことが導かれる。さらに、
(EQUAL A B) = T if A = B and

(EQUAL A B) = F if A ≠ B.
でのEQUALのような完全な述語は存在しないことも言える。
もしもEQUALが存在したならば、全てのAについて λx.(EQUAL x A) は完全で非自明な述語でなければならない。
この結果はコンビネータ論理の決定不能性を意味しないことに注意しなければならない。これらの結果のいうところは、コンビネータそれ自身を引数に取り（ある条件を満たす）性質を判定するコンビネータが存在しないということであり、計算論的な意味の不能性を意味するわけではない。実際、コンビネータの構文的な等価性は上の定理によればコンビネータにより判定することはできない（コンビネータ論理の定義には異なる変数記号を体系内で区別するような規則は何一つとして含まれてはいない）が、明らかに計算可能である。コンビネータ論理の決定不能性を示すには、コンビネータをゲーデル数を用いて自然数にコーディングの上で、ゲーデル数を表すコンビネータを引数に取り（ある条件を満たす）性質を判定するコンビネータが存在しないということを証明すればよい。一般に、非自明かつweak同値性に関して閉じたn-項関係は決定不能である。それゆえ、上述したような述語は、ゲーデル数を用いてもなお表現できない。その証明は最初に述べた証明を多少変更するだけで得られる。一方で、あるゲーデル数に対してコンビネータの構文的な等価性を判定するコンビネータを構成することもできる。
応用 > 関数型言語のコンパイル

関数型言語は、ラムダ計算がシンプルながら万能性があるため、ラムダ計算をベースとしているものが多いが、ラムダ式はコンビネータ式に変換可能であり、一種のコンパイルとも言える。David Turnerは、SASLの実装にコンビネータを利用した（SASLに限らず、一般に関数型言語の実装に応用可能である）。
Kenneth E. Iversonは、APLの後続に位置づけられるJ (プログラミング言語)で、カリーのコンビネータを基本としたプリミティブを採用し、Iversonがtacit programming（en:Tacit programming）と呼んだものを可能にした。それは、変数を含まない式で、そのようなプログラムで作業するための強力なツールに沿って行うプログラミングである。APLのような言語では、ユーザー定義の演算子を用いたclumsier mannerで暗黙のプログラミングが可能であることが判明した。(Pure Functions in APL and J)
応用 > 論理学

カリー＝ハワード同型対応によれば、論理式と型が対応し、直観主義論理の含意断片のヒルベルト流の推論図と型付きコンビネータ項が対応する。

コンビネータK、Sは以下の公理図式に対応する。
そして、関数適用はモーダスポネンスに対応する。
コンビネータ項に直和や直積の為の定数を加え、さらに基本型としてbottom  \bot 、複合型として直積型と直和型を加えたものは、ヒルベルト流の直観主義命題論理と対応する。
インディペンデンス級 (曖昧さ回避)

インディペンデンス級（インディペンデンスきゅう）
インディペンデンス級航空母艦 - アメリカ海軍の航空母艦（軽空母）。
インディペンデンス級沿海域戦闘艦 - アメリカ海軍の沿海域戦闘艦。
サンタローサ (アルゼンチン)

| サンタ・ロサ |
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 サンタ・ロサ
 南緯36度37分0秒 西経64度17分0秒﻿ / ﻿南緯36.61667度 西経64.28333度﻿ / -36.61667; -64.28333座標: 南緯36度37分0秒 西経64度17分0秒﻿ / ﻿南緯36.61667度 西経64.28333度﻿ / -36.61667; -64.28333
国:   アルゼンチン
州:   ラ・パンパ州
県:  Capital Department, La Pampa
建設:  1892年4月22日
政府
 • Intendant:  Francisco Torroba (FREPAM)
面積
 • 合計:  1,500 km2
標高:  175 m
人口（2015年）
 • 合計:  111,400人
 :  
等時帯:  UTC−3 (ART)
郵便番号:  L6300
市外局番:  +54 2954
ウェブサイト:  （スペイン語） www.santarosa.gov.ar
サンタ・ロサ（Santa Rosa）は、アルゼンチンの都市。草原「パンパ」の中にあり、ラ・パンパ州の州都である。人口は11万1400人（2015年）。
概要

サンタ・ロサは州の東部、ドン・トマス・ラグーンに位置する。市内には1930年に建てられたFitte歴史地区やホセ・デ・サン・マルティンの記念碑、1908年に建てられたTeatro Español劇場、州立美術館や州自然史博物館などの名所がある。
サンタ・ロサ空港はサンタローサから国道35号線を2km行った場所にあり、ブエノスアイレスやビエドマに定期便が就航している。
サンタ・ロサにはサッカークラブであるClub Atlético Santa RosaとClub Atlético All Boysがある。
歴史

サンタ・ロサは1892年にトーマス・メイソンによって建設されたものの、20世紀後半にはいるまでは地方の重要な農業中心地以上のものにはならず、開発は進まなかった。サンタ・ロサは長くパタゴニア・ローソンやビエドマ、ウシュアイアと並ぶアルゼンチンで最も小さな州都のひとつであった。
気候

サンタ・ロサはケッペンの気候区分では温帯夏雨気候に属し、夏は暑く冬は乾燥して寒い。
| Santa Rosaの気候> 月 | Santa Rosaの気候> 1月 | Santa Rosaの気候> 2月 | Santa Rosaの気候> 3月 | Santa Rosaの気候> 4月 | Santa Rosaの気候> 5月 | Santa Rosaの気候> 6月 | Santa Rosaの気候> 7月 | Santa Rosaの気候> 8月 | Santa Rosaの気候> 9月 | Santa Rosaの気候> 10月 | Santa Rosaの気候> 11月 | Santa Rosaの気候> 12月 | Santa Rosaの気候> 年 |
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| 平均最高気温 °C （°F） | 31.4  (88.5) | 30.3  (86.5) | 26.6  (79.9) | 22.6  (72.7) | 18.5  (65.3) | 14.7  (58.5) | 14.7  (58.5) | 17.3  (63.1) | 20  (68) | 23  (73) | 26.6  (79.9) | 29.9  (85.8) | 22.97  (73.31) |
| 日平均気温 °C （°F） | 23.7  (74.7) | 22.4  (72.3) | 19.1  (66.4) | 15.1  (59.2) | 11.2  (52.2) | 7.8  (46) | 7.6  (45.7) | 9.3  (48.7) | 12.2  (54) | 15.6  (60.1) | 19.3  (66.7) | 22.4  (72.3) | 15.48  (59.86) |
| 平均最低気温 °C （°F） | 15.5  (59.9) | 14.4  (57.9) | 12.3  (54.1) | 8.6  (47.5) | 5.3  (41.5) | 2.3  (36.1) | 1.9  (35.4) | 2.8  (37) | 5  (41) | 8.4  (47.1) | 11.6  (52.9) | 14.5  (58.1) | 8.55  (47.38) |
| 降水量 mm （inch） | 74.1  (2.917) | 74.8  (2.945) | 91.7  (3.61) | 52.7  (2.075) | 27.7  (1.091) | 16.3  (0.642) | 18.7  (0.736) | 23.3  (0.917) | 41.8  (1.646) | 70.2  (2.764) | 101  (3.98) | 93.5  (3.681) | 685.8  (27.004) |
出典：
サンタ・ロサの教会
サンタ・ロサ市庁舎
サンタ・ロサのホセ・デ・サンマルティン像
アーリントンミリオンステークス

| アーリントンミリオンステークス Arlington Million Stakes |
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開催国:  アメリカ
競馬場:  （アーリントンパーク競馬場→） (チャーチルダウンズ競馬場→） コロニアルダウンズ競馬場
創設:  1981年8月30日
2022年の情報
距離:  芝10ハロン（約2000m）
格付け:  G1
賞金:  賞金総額100万ドル
出走条件:  サラブレッド3歳以上
負担重量:  馬齢定量
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アーリントンミリオンステークス（Arlington Million Stakes）とは、2021年までアメリカ合衆国イリノイ州のアーリントンパーク競馬場で、2022年はケンタッキー州のチャーチルダウンズ競馬場、2023年からはバージニア州のコロニアルダウンズ競馬場で行われる競馬の平地競走である。
概要

1981年に世界で初めての賞金総額100万ドルの競走として創設された。競走名はその賞金額（100万=Million）に由来している。施行条件は2021年までは芝10ハロン、2022年からは芝9ハロンに距離が短縮されて行われることとなった。1983年よりG1に格付けされている。
また、2000年からはワールドシリーズ・レーシング・チャンピオンシップの対象競走となっている（2005年を最後に休止）。
2021年は賞金総額が60万ドルに減額され、「ミリオン」の文字がふさわしくなくなるとして『ミスターD.ステークス』に名前を変更の上開催された（レース名は同競馬場の元オーナーであるリチャード・L・ダッチスワに由来する）。そして同年の9月末にアーリントンパークの土地はチャーチルダウンズ社からNFLシカゴ・ベアーズに売却され、競馬場は閉鎖。本競走も2021年を以て終了となる予定だったが、2022年はチャーチルダウンズの本社があるケンタッキー州ルイビルのチャーチルダウンズ競馬場に移設、継続されることになった。
なお、アーリントンで行われていた日本の阪神競馬場との交換競走『阪神カップステークス』もチャーチルダウンズに移設。阪神競馬場で行われていた『アーリントンカップ』は、2024年まではそのままのタイトルで継続されたが、2025年からは『チャーチルダウンズカップ』に改称となる。
詳細は「アーリントンカップ#歴史」および「阪神競馬場#重賞競走」を参照
歴史

1981年 アーリントンミリオン招待の名前で創設。当初は格付け無し。
1982年 バドワイザーミリオンに改称。
1983年 G1に格付けされる。
1984年 ジョンヘンリー（John Henry）が3年ぶり2度目の優勝。
1986年 エストラペイド（Estrapade）が牝馬として初優勝。
1985年 レース名を「バドワイザー・アーリントンミリオンステークス」に改称。1988年から「アーリントンミリオン」・1991年から「アーリントンミリオンステークス」にそれぞれ改称。
1988年 アーリントンパーク競馬場が改装のためカナダのウッドバイン競馬場にて代替開催。
1998年・1999年 アーリントンパーク競馬場休止のため開催なし。
2000年 ワールドシリーズ・レーシング・チャンピオンシップの対象競走となる。（2005年を最後にシリーズ休止）
2001年 シルヴァノ（Silvano）が優勝し、ドイツ調教馬としてアメリカのG1競走に初優勝。
2007年 ジャンバラヤ（Jambalaya）を管理するキャサリン・デイ・フィリップスが女性調教師として初優勝。
2020年 新型コロナウイルス感染拡大による影響で中止。
2021年 名称を「ミスターD.ステークス」に変更。賞金総額をこれまでの100万ドルから60万ドルに減額。同年を以てアーリントンパーク競馬場が閉鎖される。
2022年 本年のみ開催場をケンタッキー州ルイビルのチャーチルダウンズ競馬場に変更。名称を元の「アーリントンミリオン」に戻し、賞金総額も2019年以前と同じ100万ドルに戻される。
2023年 開催場をコロニアルダウンズ競馬場に変更。
脚注・出典

[脚注の使い方]
片野記念館

|  片野記念館  |
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 記念館入口
施設情報
専門分野:  輪中文化など
収蔵作品数:  約6,000点
館長:  片野知二
開館:  1971年5月23日
所在地:  〒503-0204 岐阜県安八郡輪之内町四郷1825
位置:  北緯35度17分5.76秒 東経136度38分53.38秒﻿ / ﻿北緯35.2849333度 東経136.6481611度﻿ / 35.2849333; 136.6481611座標: 北緯35度17分5.76秒 東経136度38分53.38秒﻿ / ﻿北緯35.2849333度 東経136.6481611度﻿ / 35.2849333; 136.6481611
プロジェクト:GLAM
テンプレートを表示
片野記念館（かたのきねんかん）は、岐阜県安八郡輪之内町にある私設の民俗博物館。
概要

1971年（昭和46年）5月23日開館。輪中研究家の片野知二が片野家に伝わる歴史資料をはじめ、約6,000点の近世庶民資料岐阜県中世文書影写本、同金石銘文手拓、郷土文人遺墨美術品、輪中民俗文化財及び郷土史研究の参考書籍文献などと農具、漁具、養蚕具、生活用品などとともに保管、陳列した私設の民俗博物館。片野家は輪之内町にある福束輪中の古くからの名家で、館長の片野知二は明治の木曽三川改修工事推進のために治水共同社を創設して初代取締役に就任した治水事業家の片野萬右衛門の子孫。記念館は1854年（嘉永7年）、土蔵は1857年（安政4年）のもの。
展示

片野家に伝わる歴史資料をはじめとして、およそ6,000点に及ぶ近代庶民資料、岐阜県中世文書影写本、輪中民俗文化財および郷土史研究の参考書籍文献などや農具、漁具、養蚕具、生活用品などを保管・展示している。片野家の屋敷内の建物を改造しており、輪中地帯に関する貴重な文献や民具が所狭しと展示されている。茶室には江戸後期の漢詩人・梁川星巌が訪れたこともあり、記念館では星巌の書画12点も所蔵する。
利用案内

開館時間 - 要電話予約
入館料 - 大人100円、子供50円
イシス・テイラー

イシス・テイラー（Isis Taylor, 1989年10月23日 - ）は、アメリカ合衆国のポルノ女優。カリフォルニア州サンフランシスコ出身。
人物

2008年当時19歳だったテイラーはポルノ業界入りし、翌年ハスラー・ハニーに選ばれた 。
さらに翌年の2010年9月には、ペントハウス・ペットにも選ばれた。
出演作品

羊たちの現実
マクネアリー郡 (テネシー州)

| テネシー州マクネアリー郡 |
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郡のテネシー州内の位置
州のアメリカ合衆国内の位置
設立: 1823年10月8日

郡庁所在地: セルマー

最大の都市: セルマー
面積  - 総面積  - 陸  - 水:  1,453 km2 (561 mi2) 1,450 km2 (560 mi2) 2 km2 (1 mi2), .14%
人口  - (2000年)  - 密度:   24,653人  17人/km2 (44人/mi2)
標準時: 中部: UTC-6/-5
マクネアリー郡（英: McNairy County）は、アメリカ合衆国テネシー州の南西部、ミシシッピ州との州境に位置する郡である。2010年国勢調査での人口は26,075人であり、2000年の24,653人から5.8%増加した。郡庁所在地はセルマー市（人口4,396人）であり、同郡で人口最大の都市でもある。
シリーズ映画Walking Tall の登場人物であるビュフォード・プッサー保安官は1964年から1970年までマクネアリー郡保安官を務めていた。
郡内にはクーン・クリーク科学センターがあり、ここには後期白亜紀の貝殻や脊椎動物（モササウルスなど）の化石が保存されている。
歴史 > 郡庁所在地

パーディの町は1890年まで郡庁所在地だった。この年からセルマーが郡庁所在地になっている。
歴史 > ビュフォード・プッサー保安官

ビュフォード・プッサーは1964年から1970年までマクネアリー郡保安官を務めていた。セルマーにある郡庁舎と監獄が活動拠点だった。不法の蒸留業者、密造酒家、賭博場、郡の腐敗と戦ったことで名声を得た。その物語は、ジョー・ドン・ベイカーとボー・スベンソンが出演したシリーズ映画Walking Tallや多くのドキュメンタリー、書籍で有名になった。
歴史 > 新聞

マクネアリー郡で現在も続く最古の事業は1902年に発刊した新聞「インデペンデント・アピール」である。セルマー市の北2番通り111にある。
地理

アメリカ合衆国国勢調査局に拠れば、郡域全面積は561平方マイル (1,453 km2)であり、このうち陸地560平方マイル (1,450 km2)、水域は1平方マイル (2 km2)で水域率は0.14%である。
郡内を通る幹線道路は東西方向の アメリカ国道64号線と南北方向の アメリカ国道45号線であり、これらが郡内で交差して郡域を4つに分けている。国道64号線はニューヨーク市からサンフランシスコ市まで伸びていた歴史的なリー・ハイウェイを使っている。
地理 > 隣接する郡

チェスター郡 - 北
ハーディン郡 - 東
アルコーン郡 (ミシシッピ州) - 南
ハードマン郡 - 西
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|  |  | チェスター郡 |  |  |
|  | ハードマン郡 |  | ハーディン郡 |  |
|  | ハードマン郡 |    マクネアリー郡    | ハーディン郡 |  |
|  | ハードマン郡 |  | ハーディン郡 |  |
|  |  | アルコーン郡 (ミシシッピ州) |  |  |
公園と観光地

郡内には広さ5,000エーカー (20 km²) のビッグヒル池州立公園があり、樹木で覆われ硬木低地になっている。
郡内にはクーン・クリーク科学センターもあり、クーン・クリーク地層の上のリープウッドに位置する化石有名な場所であり、ここには7,000万年前の後期白亜紀の貝殻や脊椎動物（モササウルスなど）の化石が保存されている。
さらに州内でも最も成功した田園部芸術組織がある。アーツ・イン・マクネアリーと呼ばれ、演劇公演、地元美術の展示、2年に1回のアーティザン・トレイルなどを通じて郡内と周辺地域での芸術認識を高めている。
人口動態

以下は2000年の国勢調査による人口統計データである。
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|  基礎データ 人口: 24,653人  世帯数: 9,980 世帯  家族数: 7,135 家族  人口密度: 17人/km2（44人/mi2）  住居数: 11,219軒  住居密度: 8軒/km2（20軒/mi2） 人種別人口構成 白人: 92.22%  アフリカン・アメリカン: 6.23%  ネイティブ・アメリカン: 0.20%  アジア人: 0.13%  その他の人種: 0.24%  混血: 0.98%  ヒスパニック・ラテン系: 0.93% |  年齢別人口構成 18歳未満: 23.6%  18-24歳: 8.1%  25-44歳: 26.7%  45-64歳: 25.6%  65歳以上: 15.9%  年齢の中央値: 39歳  性比（女性100人あたり男性の人口） 総人口: 94.2  18歳以上: 91.4 世帯と家族（対世帯数） 18歳未満の子供がいる: 29.9%  結婚・同居している夫婦: 58.0%  未婚・離婚・死別女性が世帯主: 9.9%  非家族世帯: 28.5%  単身世帯: 25.9%  65歳以上の老人1人暮らし: 12.5%  平均構成人数 世帯: 2.42人  家族: 2.89人 |  収入 収入と家計 収入の中央値 世帯: 30,154米ドル  家族: 36,045米ドル  性別 男性: 30,028米ドル  女性: 21,450米ドル  人口1人あたり収入: 16,385米ドル  貧困線以下 対人口: 15.9%  対家族数: 11.8%  18歳未満: 19.0%  65歳以上: 20.8% |
都市と町

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|  アダムズビル  ベセルスプリングス  イーストビュー  フィンガー  ギルクライスト（未編入の町） |  ガイズ  ミチー  ミレッジビル  パーディ（未編入の町）  ラマー |  ローズクリークビレッジ（未編入の町）  セルマー - 郡庁所在地  スタントンビル  ウルフペン（未編入の町） |
パーディの町は1890年まで郡庁所在地だった。パーディ墓地には1800年代初期の日付が刻まれたものがある、2007年撮影
人口ピラミッド
片瀬桃

片瀬 桃（かたせ もも、1994年8月6日 - ）は、日本のグラビアアイドルである。本名・旧芸名、新野 百恵。
埼玉県出身。ベストワンプロ所属。特技は体操。
出演 > DVD（単独）

「ももえたん」（2008年4月25日、DREAM WORK）
「もっとももえたん」（2008年4月25日、DREAM WORK）
「はじめてのももいろ」（2008年7月25日、すきっぷ）
「ジャスミンガール　ももえたん」（2008年9月2日、氏言葉）
「にかいめのももいろ」（2008年11月25日、すきっぷ）
「Opus Preacius Vol.1」（2008年12月26日、オーパスプレシャス）
「Opus Preacius Vol.3」（2009年2月6日、オーパスプレシャス）
「Opus Preacius Vol.7」（2009年2月6日、オーパスプレシャス）
「ジャスミンガール　ももえたんII」（2009年2月10日、氏言葉）
「Opus Preacius Vol.12」（2009年4月10日、オーパスプレシャス）
「Opus Preacius Vol.13」（2009年4月10日、オーパスプレシャス）
「セント・ラファエル Vol.1」（2009年7月30日、セント・ラファエル）
「セント・ラファエル Vol.2」（2009年7月30日、セント・ラファエル）
「セント・ラファエル Vol.3」（2009年7月30日、セント・ラファエル）
「セント・ラファエル Vol.19」（2009年11月5日、セント・ラファエル）
「セント・ラファエル Vol.20」（2009年11月5日、セント・ラファエル）
「セント・ラファエル Vol.21」（2009年11月25日、セント・ラファエル）
「セント・ラファエル Vol.22」（2009年11月25日、セント・ラファエル）
「セント・ラファエル Vol.25」（2009年12月5日、セント・ラファエル）
「セント・ラファエル Vol.26」（2009年12月5日、セント・ラファエル）
「セント・ラファエル Vol.29」（2009年12月30日、セント・ラファエル）
「セント・ラファエル Vol.30」（2009年12月30日、セント・ラファエル）
「キラメキTeen's Girl ジュニアアイドルVIPセレクト」（2010年1月7日、スパークビジョン）
「セント・ラファエル Vol.32」（2010年1月10日、セント・ラファエル）
「セント・ラファエル Vol.33」（2010年1月20日、セント・ラファエル）
「セント・ラファエル Vol.34」（2010年1月20日、セント・ラファエル）
「セント・ラファエル Vol.35」（2010年2月10日、セント・ラファエル）
「セント・ラファエル Vol.36」（2010年2月10日、セント・ラファエル）
「Opus Preacius Vol.27」（2010年2月25日、オーパスプレシャス）
「FOREST OF ANGEL Vol.1」（2010年5月26日、フォレストオブエンジェル）
「FOREST OF ANGEL Vol.3」（2010年6月26日、フォレストオブエンジェル）
「Opus Preacius Vol.30」（2010年7月5日、オーパスプレシャス）
「FOREST OF ANGEL Vol.6」（2010年7月26日、フォレストオブエンジェル）
「FOREST OF ANGEL Vol.9」（2010年8月26日、フォレストオブエンジェル）
「もももも Vol.1 ももえたん」（2010年10月22日、パンテオンラブ）
「FOREST OF ANGEL Vol.13 ももえたん」（2010年11月16日、フォレストオブエンジェル）
「もももも Vol.6 ももえたん」（2010年12月24日、パンテオンラブ）
「Opus Preacius Vol.32」（2011年1月1日、オーパスプレシャス）
「もももも Vol.11 ももえたん」（2011年2月25日、パンテオンラブ）
「もももも Vol.15 ももえたん」（2011年3月25日、パンテオンラブ）
「もももも Vol.18 ももえたん」（2011年4月27日、パンテオンラブ）
「ももえたん！」（2011年5月26日、いちご革命）
「もももも Vol.20 ももえたん」（2011年5月30日、パンテオンラブ）
「もももも Vol.25 ももえたん」（2011年6月28日、パンテオンラブ）
「もももも Vol.29 ももえたん」（2011年7月20日、パンテオンラブ）
「もももも Vol.33 ももえたん」（2011年8月30日、パンテオンラブ）
「Opus Preacius Vol.37」（2012年7月23日、オーパスプレシャス）
「もももも Vol.86 ももえたん」（2012年12月25日、パンテオンラブ）
「もももも Vol.88 ももえたん」（2013年2月27日、パンテオンラブ）
出演 > Blu-ray

「FOREST OF ANGEL Vol.5」（2010年9月26日、フォレストオブエンジェル）
「はるいろのおひさまブルーレイ Vol.3 ももえたん」（2012年8月20日）
出演 > DVD（合作）

「はじめてのももえたん!」（2008年10月24日、トライアングルフォース）
「にかいめのももえたん」（2009年3月28日、トライアングルフォース）
「さんかいめのももえたん」（2009年6月、トライアングルフォース）
出演 > 雑誌

「萌ぎたてすきっぷじゅにあ」（2008年5月27日、トライアングルフォース）
出演 > その他

忍者旋風ONIGIRI（2008年、エミューエンタテイメント） - オニギリキッズ 役
ザ・マン (曲)

| 「ザ・マン」> ポール・マッカートニー／マイケル・ジャクソンの楽曲 |
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録音: 1982年 5月~1983年 2月
ジャンル: ポップ
時間: 3:56
レーベル: パーロフォン
作詞者: ポール・マッカートニー／マイケル・ジャクソン
ザ・マン（原題：The Man）は、1983年にポール・マッカートニーが発表した楽曲。マイケル・ジャクソンとのコラボレーションとして、アルバム「パイプス・オブ・ピース」に収録された。
概要

ポールとマイケルの共作。ボーカルも二人のデュエットとなっている。また、リフレインではリンダとマイケルがデュエットをする（これはマイケルの要望）。ただし楽器はポールが大半を演奏している
歌詞が誰の事を歌っているのかは不明。
この曲にはシングル化される計画があったが、ポールがバルバドスにて、大麻不法所持により逮捕されたことにより中止になった。（これは、マイケルにネガティヴイメージを植え付けたくないと考えたポールによる判断）。このシングルのB面は70年代前半の未発表曲である「ブラック・プール」である。なお、現在も未発表。
片野道郎

片野 道郎（かたの みちお、1962年 - ）は、日本のジャーナリスト、翻訳家。
宮城県仙台市出身。父は国文学者で東北大学教授の片野達郎。東京都立大学人文学部卒業。サッカー専門誌を中心に活動している。1995年よりイタリア、ピエモンテ州アレッサンドリア在住。