stanford-oval/wikipedia huggingface dataset:
Chasmataspidida
Phân loại

† Chasmataspidida Caster & Brooks, 1956
= † Diploaspidida Simonetta & Delle Cave, 1978
† Chasmataspididae Caster & Brooks, 1956
† Chasmataspis Caster & Brooks, 1956
† Chasmataspis laurencii Caster & Brooks, 1956 - Ordovic Tennessee, USA
† Diploaspididae Stormer, 1972
= † Heteroaspididae Stormer, 1972
† Achanarraspis Anderson, Dunlop & Trewin, 2000
† Achanarraspis reedi Anderson, Dunlop & Trewin, 2000 - Devon của Scotland
† Diploaspis Stormer, 1972
= † Heteroaspis Stormer, 1972
† Diploaspis casteri Stormer, 1972 - Devon của Đức
= † Heteroaspis novojilovi Stormer, 1972 - Devon của Đức
† Diploaspis muelleri Poschmann, Anderson & Dunlop, 2005 - Devon của Đức
† Forfarella Dunlop, Anderson & Braddy, 1999
† Forfarella mitchelli Dunlop, Anderson & Braddy, 1999 - Devon của Scotland
† Loganamaraspis Tetlie & Braddy, 2004
† Loganamaraspis dunlopi Tetlie & Braddy, 2004 - Silur Scotland
† Octoberaspis Dunlop, 2002
† Octoberaspis ushakovi Dunlop, 2002 - Devon của Severnya Zemlya, Nga
Diploaspidae incertae sedis
† ' Eurypterus '
† ' Eurypterus ' stoermeri Novojilov, 1959 - Devon của Siberia
Hevesaranyos

| Hevesaranyos |
| --- | --- |
—  Thị trấn  —
 

  Huy hiệu
Hevesaranyos
Quốc gia:  Hungary
Hạt: Heves
Tiểu vùng: Bélapátfalvai
Diện tích
 • Tổng cộng: 17,02 km2 (6,57 mi2)
Dân số (2010)
 • Tổng cộng: 632
 • Mật độ: 37/km2 (100/mi2)
Múi giờ: CET (UTC+1)
 • Mùa hè (DST): CEST (UTC+2)
3322 
Mã điện thoại: 36 
Hevesaranyos là một thị trấn thuộc hạt Heves, Hungary. Thị trấn này có diện tích 17,02 km², dân số năm 2010 là 632 người, mật độ 37 người/km².
Độ phức tạp truyền thông

Khái niệm độ phức tạp truyền thông được đưa ra bởi Andrew Yao năm 1979,
khi nghiên cứu về việc hai người độc lập nhau (Alice và Bob) cùng cộng tác để thực hiện một công việc tính toán. Alice nhận được một xâu n-bit, ký hiệu là x, và Bob nhận được một xâu n-bit khác, ký hiệu là y. Mục tiêu là cuối cùng một trong hai người (ví dụ Bob) tính được giá trị một hàm f(x,y) sau khi hai người trao đổi một lượng thông tin ít nhất có thể. Ghi chú là ta không quan tâm đến số phép tính hay lượng bộ nhớ cần dùng. Độ phức tạp truyền thông là ngành nghiên cứu lượng thông tin cần truyền trong những bài toán tính toán phân tán như vậy.
Dĩ nhiên họ luôn đạt được mục tiêu bằng cách để Alice gửi toàn bộ xâu n-bit cô nhận được cho Bob, và sau đó Bob tính giá trị hàm số f, nhưng trong nhiều trường hợp, tùy vào hàm f, có thể giải quyết được bài toán với lượng bit cần trao đổi ít hơn n rất nhiều.
Bài toán trừu tượng này có nhiều ứng dụng: chẳng hạn trong thiết kế mạch VLSI, ta muốn cực tiểu hóa năng lượng cần dùng bằng cách giảm lượng tín hiệu điện cần gửi đi giữa các thành phần khác nhau trong quá trình tính toán. Bài toán này cũng có ứng dụng trong nghiên cứu cấu trúc dữ liệu, và tối ưu hóa mạng máy tính.
Định nghĩa

Xét hàm số  f: X  \times  Y  \rightarrow  Z trong đó ta giả sử  X=Y=\{0,1\}^{n} và  Z=\{0,1\}. Alice nhận được dữ liệu vào là một xâu n-bit  x  \in  X và Bob nhận được một xâu n-bit  y  \in  Y. Bằng cách gửi đi cho nhau mỗi lần 1 bit (theo một giao thức truyền thông nhất định), Alice và Bob muốn tính giá trị hàm  f(x,y) sao cho khi thực hiện xong, ít nhất một trong hai người biết giá trị của hàm. Dễ thấy sau khi một trong hai người biết kết quả thì chỉ cần người đó gửi kết quả cho người kia (bằng 1 bit) thì cả hai người đều biết kết quả. Độ phức tạp truyền thông xấu nhất của hàm f, ký hiệu là  D(f), được định nghĩa là
Trong định nghĩa trên, nên xem  f là một ma trận  A (gọi là ma trận dữ liệu vào) trong đó mỗi hàng ứng với một giá trị  x  \in  X và mỗi cột ứng với một  y  \in  Y. Mỗi phần tử của ma trận dữ liệu vào  A_{\mathrm {x,y} }=f(x,y). Ban đầu cả Alice và Bob đều có một bản sao của toàn bộ ma trận A (giả sử cả hai người đều biết hàm  f). Khi đó, bài toán tính giá trị hàm số có thể xem là việc định vị giá trị cần tính trên ma trận. Bài toán này có thể giải được nếu Alice hoặc Bob biết cả  x và  y. Khi mới bắt đầu, bất kì một trong số  2^{2n} phần tử của ma trận đều có thể là giá trị cần tính. Sau đó sau mỗi lần một người gửi đi 1 bit cho người kia, một số hàng/cột bị loại đi và thu được một ma trận con của A.
Một tập hợp R  \subseteq  X  \times  Y được gọi là một hình chữ nhật (tổ hợp) nếu bất kì khi nào  (x_{1},y_{1})  \in  R và  (x_{2},y_{2})  \in  R thì  (x_{1},y_{2})  \in  R. Một cách tương đương, R là một ma trận con của A sao cho R = M  \times  N trong đó M  \subseteq  X và N  \subseteq  Y. Xét thời điểm hai người đã trao đổi  k bit. Với một giá trị cố định  h  \in   \{0,1\}^{k}, định nghĩa
Khi đó,  T_{\mathrm {h} }  \subseteq  X  \times  Y,  và  T_{\mathrm {h} } là một hình chữ nhật của A.
Dãy các bit được gửi đi giữa Alice và Bob được gọi là lịch sử thực hiện của giao thức. Có thể xem quá trình thực hiện giao thức là như sau. Ban đầu tập hợp giá trị có thể là toàn bộ ma trận A. Ở mỗi bước, sau khi một bit được gửi đi, hai người thu hẹp được tập hợp các giá trị có thể thành một hình chữ nhật con của tập hợp giá trị ở bước trước. Cuối cùng khi toàn tất giao thức, tùy thuộc vào hình chữ nhật ở bước cuối cùng mà Alice và Bob quyết định giá trị hàm số là bao nhiêu. Nếu giao thức luôn tính đúng thì tất cả các phần tử của hình chữ nhật sau bước cuối cùng phải bằng nhau và Alice và Bob quyết định được giá trị cần tính chính là giá trị đó.
Định nghĩa > Ví dụ hàm đẳng thức

Trong phần này, ta xét ví dụ trong đó Alice và Bob muốn xác định xem dữ liệu vào của họ có bằng nhau hay không. Nghĩa là ta muốn xác định xem  x có bằng  y. Có thể chứng minh bài toán tính hàm đẳng thức (ký hiệu là EQ) luôn đòi hỏi trao đổi  n bit trong trường hợp xấu nhất.
Trước hết, xét ví dụ  x và  y có 3 bit. Hàm đẳng thức được mô tả bởi ma trận dưới đây.Các hàng ứng với các giá trị của  x, và các cột ứng với các giá trị của  y.
| 0 | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 |
| --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- |
| EQ | 000 | 001 | 010 | 011 | 100 | 101 | 110 | 111 |
| 000 | 1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 |
| 001 | 0 | 1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 |
| 010 | 0 | 0 | 1 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 |
| 011 | 0 | 0 | 0 | 1 | 0 | 0 | 0 | 0 |
| 100 | 0 | 0 | 0 | 0 | 1 | 0 | 0 | 0 |
| 101 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 1 | 0 | 0 |
| 110 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 1 | 0 |
| 111 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 1 |

Theo ma trận trên, hàm chỉ nhận giá trị 1 khi  x bằng  y (các phần tử trên đường chéo chính). Có thể nhận thấy việc gửi đi 1 bit dữ liệu vào giảm số khả năng đi 2 lần. Chẳng hạn, nếu ta biết bit đầu tiên của  y là 1, thì chỉ cần xem xét một nửa số cột (trong đó  y bằng 100, 101, 110, hoặc 111).
Định lý:  D(EQ)=n.

Chứng minh. Giả sử cho mục đích phản chứng  D(EQ)\leq n-1. Nghĩa là tồn tại hai bộ dữ liệu vào khác nhau  (x,x) và  (x',x') có cùng một lịch sử  h. Vì mỗi lịch sử luôn xác định một hình chữ nhật, và  f(x,x)=f(x',x')=1 nên  f(x,x')=1. Theo giả thuyết  x\neq x' nên giá trị đúng của hàm đẳng thức phải là 0 (mâu thuẫn).
Một cách diễn đạt khác của chứng minh trên là nếu  D(EQ) nhỏ hơn  n, ta luôn tìm được một hình chữ nhật trong ma trận EQ chứa nhiều hơn một ô trên đường chéo chính. Tất cả các ô trong hình chữ nhật đó đều phải bằng 1 thì Alice và Bob mới được phép tính ra giá trị 1. Tuy nhiên không tồn tại hình chữ nhật nào như vậy trong ma trận EQ.
Độ phức tạp truyền thông ngẫu nhiên

Trong định nghĩa trên, giao thức là hoàn toàn đơn định và kết quả luôn chính xác. Nếu hai người được phép sử dụng các bit ngẫu nhiên và có một xác suất nhỏ tính ra kết quả sai, thì liệu họ có thể tính giá trị của  f mà chỉ cần trao đổi ít thông tin hơn nhiều trường hợp trước? Yao
đã trả lời câu hỏi này bằng cách đưa ra khái niệm độ phức tạp truyền thông ngẫu nhiên.
Một giao thức ngẫu nhiên  R cho hàm  f với lỗi hai mặt thỏa mãn hai điều kiện sau với mọi x và y cố định.
Có thể xem một giao thức ngẫu nhiên và một giao thức đơn định có thêm một dữ liệu vào là một chuỗi các bit ngẫu nhiên. Có hai loại bit ngẫu nhiên khác nhau: xâu ngẫu nhiên công cộng là một xâu ngẫu nhiên cả Alice và Bob đều biết trước khi giao thức bắt đầu, trong khi xâu ngẫu nhiên riêng chỉ được cung cấp riêng cho mỗi người. Có một định lý khẳng định rằng bất kì một giao thức sử dụng xâu ngẫu nhiên công cộng nào đều có thể được giả lập bằng một giao thức sử dụng xâu ngẫu nhiên riêng với lượng bit cần trao đổi tăng thêm O(log n) bit.
Ghi chú là trong các điều kiện xác suất ở trên, kết quả  chỉ phụ thuộc xâu ngẫu nhiên; cả hai xâu x và y đều nhận giá trị cố định. Nói cách khác, R(x,y) trả về giá trị g(x,y,r) khi sử dụng xâu ngẫu nhiên r, và g(x,y,r) = f(x,y) với ít nhất một nửa số giá trị của r.
Độ phức tạp ngẫu nhiên được định nghĩa là số bit cần trao đổi trong trường hợp xấu nhất của giao thức.
Cũng có thể định nghĩa giao thức ngẫu nhiên với lỗi một mặt một cách tương tự.
Độ phức tạp truyền thông ngẫu nhiên > Giao thức ngẫu nhiên cho ví dụ EQ

Quay lại với ví dụ EQ, nếu được phép có lỗi, thì Alice và Bob có thể kiểm tra đẳng thức bằng cách trao đổi O(log n) bit. Xét giao thức sau:  giả sử Alice và Bob đều biết một xâu ngẫu nhiên công cộng  z\in \{0,1\}^{n}. Alice tính  b=z\cdot x và gửi b cho Bob. Ký hiệu  (\cdot ) là phép tính tích vô hướng trong GF(2). Sau đó Bob so sánh b với  z\cdot y. Nếu chúng bằng nhau, thì Bob chấp nhận, đưa ra kết quả x bằng y. Nếu không, Bob từ chối.
Rõ ràng, nếu  x=y, thì  z\cdot x=z\cdot y, nên  Prob_{z}[chấp nhận ]=1. Nếu x không bằng y, vẫn có khả năng  z\cdot x=z\cdot y, dẫn đến việc Bob đưa ra câu trả lời sai.
Nếu x và y khác nhau, tồn tại ít nhất một vị trí chúng khác nhau. Không mất tính tổng quát, giả sử tại vị trí thứ i,  x_{i}=0 và  y_{i}=1. Với mọi xâu ngẫu nhiên z sao cho   z\cdot x=z\cdot y, xét xâu z'  giống hệt như z ngoại trừ vị trí thứ i. Khi đó,  z'\cdot x\neq z'\cdot y. Vì vậy  Prob_{z}[chấp nhận ]\leq 1/2. Giao thức này có thể được lặp lại nhiều lần để giảm xác suất sai.
Như vậy nếu Alice và Bob có chung một xâu ngẫu nhiên công cộng n bit, họ có thể tính được  EQ(x,y) chỉ bằng việc gửi đi 1 bit. Trong phần dưới đây, ta sẽ xét một phương pháp giả lập một giao thức dùng O(n) bit ngẫu nhiên công cộng bằng một giao thức với xâu ngẫu nhiên riêng với số bit cần trao đổi tăng thêm O(log n) bit. Như vậy, tồn tại giao thức sử dụng xâu ngẫu nhiên riêng cho EQ chỉ trao đổi O(log n) bit.
Độ phức tạp truyền thông ngẫu nhiên > Ngẫu nhiên công cộng và riêng

Rõ ràng các bit ngẫu nhiên công cộng làm cho việc trao đổi thông tin dễ dàng hơn. Tuy nhiên, vẫn có thể sử dụng các giao thức dùng bit ngẫu nhiên công cộng ngay cả khi không có các bit này mà chỉ cần trao đổi thêm một số nhỏ bit. Mọi giao thức sử dụng  n-bit ngẫu nhiên công cộng đều có thể giả lập bằng việc trao đổi O(log n) bit.
Một cách trực giác, ta tìm một tập hợp nhỏ các xâu có đủ độ ngẫu nhiên sao cho khi thực hiện giao thức ngẫu nhiên trên tập nhỏ này, xác suất sai chỉ tăng thêm một chút. Alice và Bob có thể xác định tập hợp này trước khi thực hiện giao thức. Khi cần xâu ngẫu nhiên cho giao thức, Alice và Bob chỉ cần chọn ra một xâu trong tập hợp đó. Tập hợp này đủ nhỏ để việc xác định xâu nào được chọn chỉ đòi hỏi trao đổi một số nhỏ bit. Sau đây là chứng minh cụ thể.
Xét một giao thức P có xác suất sai không quá 0.1. Đặt  R là tập hợp  100n xâu độ dài n, ký hiệu là  r_{1},r_{2},\dots ,r_{100n}. Với một  R cho trước, định nghĩa giao thức  P'_{R} như sau: Alice chọn  r_{i}, gửi i cho Bob, và sau đó hai người thực hiện P với xâu ngẫu nhiên công cộng là  r_{i}. Việc gửi i đòi hỏi gửi đi O(log 100n) = O(log n) bit.
Định nghĩa  p(x,y) and  p'_{R}(x,y) là xác suất  P và  P'_{R} tính được kết quả đúng cho dữ liệu vào  (x,y).
Xét việc chọn các xâu trong  R một cách ngẫu nhiên. Với một dữ liệu vào  (x,y) cố định, theo bất đẳng thức Hoeffding:
Khi xét tất cả mọi bộ dữ liệu  (x,y):
Bất đẳng thức cuối cùng ở trên là đúng vì có  2^{2n} bộ dữ liệu  (x,y) khác nhau. Vì xác suất nhỏ hơn 1, nên tồn tại  R_{0} sao cho  (x,y):
Vì  P có xác suất sai 0.1, nên  P'_{R_{0}} có xác suất sai không quá 0.2.
Độ phức tạp truyền thông lượng tử

Độ phức tạp truyền thông lượng tử nghiên cứu việc sử dụng các hiệu ứng lượng tử để giảm lượng thông tin cần trao đổi trong tính toán phân tán.
Có ít nhất ba mô hình tổng quát hóa độ phức tạp truyền thông sử dụng lượng tử đã được đề xuất. Xem thêm bài toán tổng quan của G. Brassard.
Độ phức tạp truyền thông không đơn định

Trong độ phức tạp truyền thông không đơn định, Alice và Bob được sử dụng máy tiên tri. Sau khi nhận được hướng dẫn của máy tiên tri, hai người trao đổi thông tin để tính f(x,y). Độ phức tạp truyền thông không đơn định được định nghĩa là tổng lớn nhất trong mọi giá trị (x,y) của số bit trao đổi giữa Alice và Bob cộng với số bit thông tin nhận được từ máy tiên tri.
Một cách định nghĩa khác là thông qua việc đếm số hình chữ nhật tổ hợp toàn 1 ít nhất cần dùng để phủ tất cả các phần tử một trong ma trận 0/1 của hàm cần tính . Độ phức tạp truyền thông không đơn định chính là lôgarit cơ số 2 của số hình chữ nhật tổ hợp toàn 1 ít nhất cần dùng để phủ tất cả các phần tử một trong ma trận.
Độ phức tạp truyền thông không đơn định là một cách để chặn dưới độ phức tạp truyền thông đơn định . Đồng thời, trong lý thuyết ma trận không âm, nó cũng được dùng làm chặn dưới của hạng không âm của một ma trận không âm.
Heinrichia calligyna

| Heinrichia calligyna> Tình trạng bảo tồn |
| --- | --- |
 Ít quan tâm  (IUCN 3.1)
Phân loại khoa học
Giới (regnum): Animalia
Ngành (phylum): Chordata
Lớp (class): Aves
Bộ (ordo): Passeriformes
Họ (familia): Muscicapidae
Chi (genus): Heinrichia
Loài (species): H. calligyna
Danh pháp hai phần
Heinrichia calligyna
Heinrichia calligyna là một loài chim trong họ Muscicapidae.
Chú thích

↑  Clements, J. F.; Schulenberg, T. S.; Iliff, M. J.; Wood, C. L.; Roberson, D.; Sullivan, B.L. (2012). “The eBird/Clements checklist of birds of the world: Version 6.7”. Truy cập ngày 19 tháng 12 năm 2012.
Tiền tệ Đại Việt thời Nam Bắc triều

Tiền tệ thời Nam Bắc triều trong lịch sử Việt Nam phản ánh những vấn đề liên quan tới tiền tệ lưu thông trong thời Nam Bắc triều (1527-1592) trên lãnh thổ nước Đại Việt đương thời.
Thời kỳ này nước Đại Việt bị chia cắt thành hai vùng: Bắc Bộ do nhà Mạc quản lý, còn khu vực Bắc Trung Bộ do nhà Lê trung hưng quản lý.
Tiền trong đời sống thường nhật

Chiến tranh ác liệt trong nhiều năm khiến việc đúc tiền phục vụ nền kinh tế thời kỳ này bị hạn chế. Tiền trong nước của hai triều đại Mạc và Lê đúc ra đều thiếu, một lượng lớn các đồng tiền ngoại nhập đã được đưa vào Đại Việt và được chấp nhận để bổ sung cho sự thiếu hụt tiền tệ nhằm lưu thông được điều hòa.
Theo ghi chép của sử sách, năm 1529 nhà Mạc cho đúc tiền đồng nhưng đa số bị hỏng nên quay sang đúc tiền sắt pha kẽm, là loại tiền gián để tiêu dùng trong nước. Tuy nhiên, các nhà khảo cổ căn cứ vào kết quả các đồng tiền niên hiệu Minh Đức (1527-1529) của Mạc Thái Tổ tìm được, trong đó có nhiều tiền bằng đồng với chất lượng tốt, trọng lượng chuẩn và thư pháp đẹp và cho rằng đó là cách chép sử chưa thật khách quan với triều đại nhà Mạc của các sử gia nhà Hậu Lê. Theo đó, nhà Mạc có thể có một vài thất bại trong những lần đúc tiền đầu tiên nhưng sau đó đã thành công. Các sử gia nhà Lê muốn chỉ ra rằng lòng trời không giúp kẻ thoán nghịch nên mới xui ra điềm đúc tiền hỏng, đồng tiền của triều đại đó không thể lưu truyền lâu dài, để chiều lòng nhà cầm quyền thời Lê trung hưng.
Các nhà khảo cổ phân tích và chỉ ra rằng tiền nhà Mạc thời Minh Đức, Đại Chính là tiền đồng có khối lượng rất chuẩn, chất đồng tốt, thư pháp đẹp như những đồng tiền thời Lê sơ. Tuy nhiên, giới sử học cũng có nhận định rằng tiền nhà Mạc đúc ra không nhiều, loại tiền thông bảo kích thước lớn chủ yếu mang ý nghĩa chính trị, còn tiền phổ biến phục vụ lưu thông là tiền gián pha kẽm kích thước nhỏ.
Tỷ lệ giá trị được duy trì như thời Lê sơ: 1 quan = 10 tiền (mạch) = 600 đồng.
Nhà Mạc áp dụng chính sách cởi mở, thông thoáng đối với hoạt động công nghiệp và thương mại. Với chính sách đó, nhà Mạc chủ trương không "ức thương" hay "bế quan tỏa cảng" như nhà Hậu Lê, khiến thương mại trong và ngoài nước Đại Việt có những bước chuyển biến tích cực và là tiền đề cơ bản cho kinh tế hàng hóa và lưu thông tiền tệ phát triển.
Trong khi đó ở khu vực Bắc Trung Bộ trong tay nhà Lê, sử sách gần như không ghi nhận hoạt động thương mại nào. Nhà Lê trong vòng 60 năm từ khi khôi phục tới khi đánh thắng nhà Mạc (1533-1592) gồm có 4 đời vua và 7 niên hiệu, nhưng chỉ có một đồng tiền duy nhất đúc và phát hành thời Lê Trang Tông là tiền Nguyên Hòa thông bảo.
Các đồng tiền thời Nam Bắc triều > Nhà Mạc

Các đồng tiền nhà Mạc, chủ yếu được lưu hành trong vùng nhà Mạc quản lý từ Ninh Bình trở ra qua các đời vua gồm có:
Đây là các tiền kim loại do Mạc Thái Tổ phát hành. Minh Đức thông bảo có hai loạt. Loạt thứ nhất bằng đồng được bắt đầu đúc từ năm 1529. Mặt trước có bốn chữ Minh Đức thông bảo đúc nổi đọc chéo. Mặt sau có hai chữ Vạn Tuệ đúc nổi. Loạt này có kích thước lớn, đường kính từ 23 đến 24,5 mm, dày dặn.
Loạt thứ hai đúc bằng kẽm. Kích thước vẫn như loạt trước. Mặt sau không còn chữ vạn tuế mà thay vào đó là một vành khuyết nổi ở bên phải và một chấm tròn ở bên trái.
Minh Đức nguyên bảo làm bằng sắt. Đại Việt sử ký toàn thư cho biết Mạc Đăng Dung có cho pha kẽm vào khi đúc tiền rồi sau lại cho đúc tiền bằng sắt. Khảo cổ học Việt Nam không phát hiện ra di vật, song Lacroix có công bố một mẫu vật tiền này, mặt trước có bốn chữ Minh Đức nguyên bảo đọc vòng tròn, mặt sau không có chữ hay hình gì.
Các sử liệu cũ của Việt Nam không đề cập đến việc Mạc Thái Tông phát hành tiền. Tuy nhiên khảo cổ học đã phát hiện ra loại tiền kim loại bằng đồng mang niên hiệu Đại Chính của ông. Mặt trước tiền nổi bốn chữ Đại Chính thông bảo đọc chéo. Mặt sau để trơn, đường kính khoảng 22 mm.
Mạc Hiến Tông làm vua từ năm 1541 đến năm 1546 và chỉ có một niên hiệu là Quảng Hòa. Sử liệu không ghi vị vua nhà Mạc này có cho đúc tiền hay không, song khảo cổ học phát hiện ra di vật tiền Quảng Hòa thông bảo. Tiền này có hơn một loạt nhưng đều đúc bằng đồng và bốn chữ Quảng Hòa thông bảo đọc chéo ở mặt trước, mặt sau để trơn. Có loạt thì các chữ này được viết chân phương. Có loạt thì những chữ này lại được viết theo lối chữ triện.
Vĩnh Định là niên hiệu đầu tiên trong ba niện hiệu của Mạc Tuyên Tông, bắt đầu từ năm 1547. Khảo cổ học đã tìm thấy tiền Vĩnh Định thông bảo đúc bằng đồng có đường kính chừng 21,5 mm. Mặt trước có bốn chữ Vĩnh Định thông bảo viết chéo. Mặt sau để trơn, nhưng gờ mép và gờ lỗ có viền nổi.
Ngoài ra còn có tiền Vĩnh Định chí bảo có kiểu dáng như Vĩnh Định thông bảo, khác ở chỗ chữ chí viết theo lối chữ thảo và mặt sau không có viền gờ mép và lỗ.
Đây là tiền kim loại do Mạc Kính Cung phát hành. Mạc Kính Cung tuy làm vua nhưng đóng ở vùng miền núi Đông Bắc. Khảo cổ học đã phát hiện ra loại tiền này.
An Pháp nguyên bảo là tiền kim loại kích thước nhỏ mà khảo cổ học tìm thấy nhiều trong hố khai quật di chỉ gốm Hợp Lễ (Hải Dương). Lê Quý Đôn qua Phủ biên tạp lục cho biết đây là tiền do nhà Mạc phát hành, nhưng không nói cụ thể bởi vị vua nào của nhà Mạc. Tiền An pháp nguyên bảo được thuyền chở vào lưu hành vào tới tận Thuận Hóa.
Các đồng tiền thời Nam Bắc triều > Nhà Lê trung hưng

Tiền nhà Lê trung hưng được lưu hành trong vùng nhà Lê quản lý từ Thanh Hóa trở vào.
Đây là tiền bằng đồng mang niên hiệu Nguyên Hòa (1533-1548) của Lê Trang Tông, vị vua đầu tiên của thời Lê trung hưng. Tiền này có kích thước nhỏ, được đúc cẩn thận. Mặt trước có chữ Nguyên Hòa thông bảo đọc chéo. Mặt sau có viền gờ mép và lỗ, song không có chữ hay hình gì. Nguyên Hòa thông bảo có nhiều loại, trong đó có loại chỉ có hai chữ Nguyên Hòa viết theo lối chữ triện và có loại thì lại có ba chữ Nguyên Hòa và bảo viết theo lối chữ triện.
Chú thích

1 2 3  Lục Đức Thuận, Võ Quốc Ky 2009, tr. 79.
↑  Đại Việt sử ký toàn thư, bản kỷ quyển 15
1 2  Lục Đức Thuận, Võ Quốc Ky 2009, tr. 70.
1 2 3  Viện Sử học, sách đã dẫn, tr 471
↑  Lục Đức Thuận, Võ Quốc Ky 2009, tr. 67.
1 2  Viện Sử học, sách đã dẫn, tr 480
↑  Viện Sử học, sách đã dẫn, tr 483
↑  Lục Đức Thuận, Võ Quốc Ky, sách đã dẫn, tr 79. Đồng tiền tiếp theo của nhà Lê được phát hành thời Lê Thần Tông trong thế kỷ 17
↑  Viện Sử học, sách đã dẫn, tr 470-471
Conus submarginatus

| Conus submarginatus |
| --- | --- |

Phân loại khoa học
Giới (regnum): Animalia
Ngành (phylum): Mollusca
Lớp (class): Gastropoda
Liên họ (superfamilia): Conoidea
(không phân hạng): nhánh Caenogastropoda nhánh Hypsogastropoda nhánh Neogastropoda
Họ (familia): Conidae
Phân họ (subfamilia): Coninae
Chi (genus): Conus
Loài (species): C. submarginatus
Danh pháp hai phần
Conus submarginatus Sowerby II, 1870 
Danh pháp đồng nghĩa
 Conus segravei Gatliff, 1891  Conus superstes Hedley, 1911
Conus submarginatus là một loài ốc biển, là động vật thân mềm chân bụng sống ở biển trong họ Conidae, họ ốc cối.
Giống như tất cả các loài thuộc chi Conus, chúng là loài săn mồi và có nọc độc. Chúng có khả năng "đốt" con người, do vậy khi cầm chúng phải hết sức cẩn thận.
Chú thích

1 2  Conus submarginatus G. B. Sowerby II, 1870. World Register of Marine Species, truy cập ngày 27 tháng 3 năm 2010.
Euphorbia riebeckii

| Euphorbia riebeckii> Phân loại khoa học |
| --- | --- |
Giới (regnum): Plantae
(không phân hạng): Angiospermae
(không phân hạng): Eudicots
Bộ (ordo): Malpighiales
Họ (familia): Euphorbiaceae
Chi (genus): Euphorbia
Loài (species): E. riebeckii
Danh pháp hai phần
Euphorbia riebeckii Pax 
Euphorbia riebeckii là một loài thực vật có hoa trong họ Đại kích. Loài này được Pax mô tả khoa học đầu tiên năm 1899.
Chú thích

↑  The Plant List (2010). “Euphorbia riebeckii”. Truy cập ngày 3 tháng 6 năm 2013.
Trận Elaia-Kalamas

| x t Chiến tranh Hy Lạp-Ý |
| --- | --- |
Pindus •  Elaia-Kalamas •  Saranda •  Morova-Ivan •  Himara •  Đèo Klisura •  Trembesina •  Chiến dịch tấn công Mùa xuân
Trận Elaia-Kalamas diễn ra ở Epirus vào ngày 8 tháng 11 năm 1940, giữa người Ý và Hy Lạp, trong giai đoạn đầu của cuộc chiến tranh Hy Lạp-Ý. Quân đội Ý, vốn được triển khai dọc biên giới Albania-Hy Lạp từ trước chiến tranh, đã phát động một cuộc tấn công lớn chống Hy Lạp vào ngày 28 tháng 10 năm 1940. Lực lượng chính của người Ý tấn công vào vùng Eripus, trong khi một bộ phận khác tấn công vào dãy núi Pindus. Ở Eripus, người Hy Lạp từ từ rút lui về lập phòng tuyến dọc Elaia-sông Kalamas, nhưng họ nhanh chóng bị áp đảo lực lượng và Bộ Tổng Tham mưu Hy Lạp đã tính tới kết quả bi quan nhất. Thế nhưng, các đơn vị Hy Lạp địa phương, do thiếu tướng Charalambos Katsimitros chỉ huy đã chặn đứng lại bước tiến của người Ý. Cùng với thất bại trong trận Pindus, cuộc xâm lăng Hy Lạp của người Ý hoàn toàn thất bại. Chỉ huy quân đội Ý ở Albania, Sebastiano Visconti Prasca đã buộc phải rời nhiệm sở vào ngày 9 tháng 11. Trong vài tuần tiếp theo, quân Hy Lạp tổ chức một cuộc phản công toàn diện quân Ý, buộc người Ý phải rút lui vào sâu trong nội địa lãnh thổ Albania.
Bối cảnh

Sau khi Ý xâm lược Albania năm 1931, Bộ Tổng Tham mưu Hy Lạp đã cảnh báo một cuộc tấn công tiềm tàng của quân đội Ý từ lãnh thổ Albania. Lo ngại một cuộc tấn công phối hợp giữa Ý và Bulgaria vào vùng Eripus và Macedonia-Tharce, Bộ Tổng Tham mưu đã chuẩn bị kế hoạch "IB" (Italy-Bulgaria), cơ bản nói về việc phòng thủ tại Eripus. Hai biến thể khác của kế hoạch về việc phòng thủ Eripus, là "IBa" - đẩy hệ thống phòng thủ lên tuyến biên giới, và "IBb" - dự định phòng ngự tại một vị trí trung gian, trước khi rút lui từ từ về tuyến sông Arachthos-Mestovo-sông Aliakmon-núi Vermion, để lại phần lớn Eripus cho quân đội Ý. Viên tư lệnh địa phương, thiếu tướng Charalambos Katsimitros của Sư đoàn 8 Lục quân đóng ở Ioannina, được để cho quyền quyết định lựa chọn kế hoạch thực hiện. Một yếu tố quan trọng trong lợi thế của Hy Lạp là họ đã xoay xở thu thập được thông tin tình báo về ngày giờ gần chính xác của cuộc tấn công, và đã hoàn thành việc động viên hạn chế tại những khu vực xảy ra cuộc tấn công dự kiến của Ý.