text:
# N-Hash
N-Hash — криптографическая хеш-функция на основе циклической функции FEAL. В настоящее время считается небезопасной.
Была разработана в 1990 году фирмой Nippon Telegraph and Telephone (также разработавшей FEAL).
Изначально, функция N-Hash была предназначена для того, чтобы решить проблему подмены информации на пути между двумя пользователями телефонной связи (Nippon Telegraph and Telephone — телекоммуникационная компания) и ускорить поиск данных. Например, если человек посылает смс-сообщение, то перед доставкой оно будет проверено на подлинность с помощью хеш-функции. А если пользователю продукции Nippon Telegraph and Telephone надо быстро найти в телефоне чей-либо контакт, то с помощью N-Hash можно упростить процесс поиска имени в списке. Это осуществляется благодаря тому, что хеш-кодом (маленькой по объёму определяющей частью контакта) имени объявляется первая буква контакта.

## История возникновения
В основе алгоритма N-Hash лежит блочный алгоритм шифрования FEAL. Крупнейшая телекоммуникационная компания Nippon Telegraph and Telephone создала FEAL на основе DES. Но хотя этот алгоритм и выигрывает в быстродействии у DES, он является очень ненадежным и легко уязвимым: криптоаналитику требовалось очень мало информации, чтобы взломать алгоритм. Именно взлом алгоритма FEAL повлек за собой появление хеш-функции N-Hash в 1990 году. N-Hash также выигрывает в скорости у DES: по сравнению с 9 Кбит/сек у DES, N-Hash работает со скоростью 24 Кбит/сек для 15-раундовой схемы и со скоростью 29 Кбит/сек для 12-раундовой. При этом Nippon Telegraph and Telephone добилась повышения надёжности по сравнению с FEAL.
В течение некоторого времени алгоритм N-Hash использовался фирмой Nippon Telegraph and Telephone в соответствии с целями данной функции, но через некоторое время был разработан метод дней рождения, который с лёгкостью взламывал этот алгоритм. В связи со взломом отказались не только от N-Hash, но и почти от всех функций, основанных на блочных шифрах, так как для всех них характерна одна и та же проблема: они легко уязвимы методом дней рождения. Вместо них теперь используют более надежные функции, основанные на MD — технологиях: MD5, SHA-1 и другие, приведенные в списке функций, которые на данный момент считаются надежными (согласно стандарту ISO/IEC 10118).

## Использование
Функция N-Hash использовалась в течение недолгого времени в начале 1990-х годов, пока не была взломана методом дней рождения.
- N-Hash предназначалась для решения проблемы подмены данных:
  - Для современного человека эта проблема может легко быть описана на примере взаимодействия человека и интернет-магазина. Когда пользователь заказывает какой-нибудь товар в интернет-магазине, то магазин присылает ему номер заказа, сумму платежа и т. д. Далее, когда пользователь пытается оплатить заказ с помощью, например, Webmoney, то Webmoney вычисляет хеш-код полученного сообщения и сравнивает его с хеш-кодом, полученным от интернет-магазина. Если эти хеш-коды совпадают, то информация, присланная пользователем, правдива. Если не совпадают, то информация определяется как ложная и платеж не проходит.
- Другой вариант использования прост: упорядочивание контактов в мобильном телефоне по алфавиту и поиск контакта по первой букве. Хеш-кодом имени выбирается первая буква этого имени, следовательно, когда человек нажимает некоторую букву в своем телефоне, то ищется хеш-код, который совпадает с этой буквой и на экран выводятся контакты, начинающиеся с неё.

## Особенности N-Hash

### Однонаправленность
Определение: Пусть {\displaystyle M} — сообщение некоторой длины.
Функция {\displaystyle H} называется однонаправленной, если из равенства {\displaystyle h=H(M)}
легко:
- найти хеш-код {\displaystyle h}, зная сообщение {\displaystyle M}

очень трудоёмко:
- найти сообщение {\displaystyle M} по известному хеш-коду {\displaystyle h} (т. е. если хеш-код пароля стал известен хакеру, то пароль он по нему не найдет);
- найти отличное от {\displaystyle M} сообщение {\displaystyle M'}, такое что их хеш-коды {\displaystyle H(M')=H(M)} совпадают.

Проще определение можно записать так:
Однонаправленность — это «отпечаток пальца»:
- Если дан конкретный человек, то можно взять у него отпечаток пальца;
- Невозможно найти человека по отпечатку его пальца (если нет базы данных с отпечатками пальцев всех людей, а её нет);
- Невозможно найти второго человека с таким же как у другого отпечатком пальца.

Однонаправленность решает очень важную проблему. Рассмотрим её на примере.
```
Алиса и Боб традиционно обозначают субъектов передачи информации.
```

Примеры
- Допустим, Алиса подписала контракт {\displaystyle M} с известным Алисе и Бобу хеш-кодом {\displaystyle h=H(M)}. Если бы {\displaystyle H} была неоднонаправленная, то Боб мог бы найти такой другой контракт {\displaystyle M'}, что {\displaystyle H(M')=H(M)} и, значит, смог бы утверждать, что Алиса подписала {\displaystyle M'}.
- Допустим, Алиса имеет один и тот же отпечаток пальца h с каким-нибудь преступником, тогда Боб смог бы утверждать, что этот преступник — Алиса.

### Устойчивость к столкновениям
Чтобы предотвратить возможность Алисы использовать метод «дней рождения» для обмана Боба, очень удобно ввести ещё более сильное условие, чем условие однонаправленности.
H такова, что трудно найти сообщения {\displaystyle M} и {\displaystyle M'}, такие что их хеш-коды {\displaystyle H(M)=H(M')} совпадают. То есть невозможно найти двух человек с одинаковыми отпечатками пальцев.
Данное условие называется устойчивостью к столкновениям и для хеш-функции N-Hash оно не выполняется.
По причине неустойчивости к столкновениям Алиса может обмануть Боба таким образом (метод «дней рождения»):
- Алиса пишет две версии контракта: одна из них выгодна для Боба, а другая нет;
- Внося небольшие изменения в каждый контракт (например, пробел заменяет на два пробела), она добьется того, что версий контрактов будет достаточно много для подбора {\displaystyle M} и {\displaystyle M'}, для которых совпадают хеш-коды (версия {\displaystyle M} выгодна Бобу, а {\displaystyle M'} — нет) (если в контракте 34 строки, то, внося или не внося изменения в каждую из строк, легко получить {\displaystyle 2^{34}} версий контрактов);
- Теперь Алиса сможет доказать, что Боб подписал {\displaystyle M'}.

Для того, чтобы избежать подобной проблемы, достаточно вносить косметические изменения в подписываемый контракт. И хотя это действие никак не изменяет хеш-функцию H, а, значит, никак не влияет на её устойчивость к столкновениям, но человек этим действием получит новую версию контракта, хеш-код которого не совпадает с хеш-кодом версии контракта злоумышленника. То есть, если Боб в 5-й строке поставит в каком-нибудь месте запятую, или поставит две точки вместо одной, то Алиса не сможет доказать, что он подписал другой контракт (так как его хеш-код уже не совпадает с хеш-кодом контракта Алисы).
Можно рассмотреть жизненный пример: когда нотариус ставит печать в подписываемый контракт, он вносит туда косметические изменения.

## Цели N-Hash
Для того, чтобы понять как работает функция N-Hash, необходимо перейти на более научную речь. Ниже приведены цели данной функции не на примерах, а в соответствии с тем, как они осуществляются и с соответствующей терминологией.
- Обеспечение целостности информации[1]:

Данное свойство необходимо для того, чтобы исключить возможность злоумышленника внедрить некоторую ложную информацию в исходное сообщение. Для обеспечения целостности должна быть возможность обнаружить любые изменения в тексте сообщения (замена, вставка, удаление). Целостность обеспечивается путём внедрения в исходное сообщение избыточной информации, которая будет являться проверочной комбинацией. Такая комбинация называется контрольной суммой и её можно вычислить с помощью специального алгоритма. Так как этот алгоритм зависит от секретного ключа, то внедрение ложной информации в сообщение маловероятно.
{\displaystyle M_{new}=M+''salt''}, где salt — избыточная информация, M — сообщение {\displaystyle H(salt)=S}- контрольная сумма;
Из формулы следует, что если меняется salt, то меняется и S (контрольная сумма), а значит изменялось и {\displaystyle M_{new}} и {\displaystyle M}.
То есть можно сделать вывод, что была добавлена ложная информация.
- Сжатие документа:

Функция N-Hash работает с сообщениями M произвольной длины. При этом на выходе получается хеш-код фиксированной длины в 128 бит. Это получается за счет того, что сообщение делится на блоки {\displaystyle M_{i}}, размером 128 бит, и алгоритм работает последовательно с каждым из блоков.
- Обеспечение достоверности электронных данных[1]:

Данное свойство выполняется для однонаправленных функций, какой и является N-Hash. Достоверность сообщения M проверяется путём нахождения конечного хеш-кода (дайджеста сообщения) дважды (отсылающая и принимающая стороны). Результаты сравниваются и, если они совпадают, то информация достоверна. Целостность не гарантирует достоверность.
- Обеспечение конфиденциальности:

на сайтах, где нужно вводить логин и пароль, пароль после ввода переводится в хеш-код. То есть изначально пользователь вводит пароль M, но для входа в защищённую область используется хеш-код {\displaystyle h=H(M)}. По известному хеш-коду h и функции H вычислить M очень трудно, чем и обеспечивается конфиденциальность пароля.
- Аутентификация пользователей:

Аутентификация — это процедура проверки подлинности пользователя или данных при помощи некоторого критерия.
Возникает вопрос, как хеш-функция обеспечивает правдивость аутентификации. Это легко показать на примере.
Когда пользователь вводит логин и пароль на каком-либо сайте, его пароль преобразуется в хеш-код и передается по сети для аутентификации. Очевидно, что для того чтобы войти под чужую учётную запись достаточно выяснить хеш-код пароля, а затем по формуле {\displaystyle h=H(M)} (h-хеш-код, M — пароль) найти пароль. Но N-Hash, являющаяся однонаправленной функцией, обеспечивает сохранность пароля, так как это уравнение для однонаправленных функций решается очень трудоёмко (не с помощью персонального компьютера).

## Алгоритм
Алгоритм N-Hash основан на циклическом повторении (12 или 15 раз — число раундов) операций. На входе имеется хеш-код {\displaystyle h_{0}} и он может быть произвольным, на выходе получается хеш-код h сообщения M, которое необходимо хешировать. При этом размер выходящего хеш-кода фиксирован и равен 128 бит, тогда как размер M произволен.

### Основные обозначения
- {\displaystyle M} — сообщение, которое необходимо хешировать;
- {\displaystyle M_{i}} — блок сообщения длиной 128 бит. Для того, чтобы хешировать сообщение {\displaystyle M} необходимо поделить его на блоки {\displaystyle M_{i}};
- {\displaystyle h_{i}} — хеш-код i-го шага;
- {\displaystyle \nu =1010...1010} — константа, длиной 128 бит;
- {\displaystyle ||} — конкатенация;
- {\displaystyle V_{j}=\delta ||A_{j1}||\delta ||A_{j2}||\delta ||A_{j3}||\delta ||A_{j4}}, где {\displaystyle A_{jk}=4*(j-1)+k}, где k=1, 2, 3, 4; {\displaystyle \delta =00..00}, длиной 24 бит;
- EXG — функция, которая меняет местами старшие и младшие разряды (64 младших и 64 старших);
- PS — преобразующая функция;

### Описание алгоритма
На схеме справа представлены схематические обозначения операций, которые присутствуют на нижеследующих схемах.
- Покоординатное (попарное) суммирование означает сложение по модулю 2;
- Если x поступает на вход функции f, то на выходе получается f(x).

#### Один цикл работы N-Hash
Ниже представлен один цикл работы алгоритма N-Hash.
- На вход функции g подается хеш-код (i-1)-го шага {\displaystyle h_{i-1}} и i-й блок сообщения {\displaystyle M_{i}}. При этом {\displaystyle h_{0}} выбирается произвольно: например, он может быть нулевым. А также {\displaystyle h_{i-1}} подается на выход на операцию сложения по модулю 2, то есть результат (хеш-код следующего шага) будет выглядеть так: {\displaystyle h_{i-1}\oplus }(нечто пока неизвестное).
- Из схемы видно, что {\displaystyle M_{i}} подается не только на XOR, но и на выход на операцию сложения по модулю 2. То есть теперь в соответствии с первым пунктом результат выглядит таким образом: {\displaystyle h_{i-1}\oplus M_{i}}(оставшееся пока неизвестным нечто).

Оставшееся пока неизвестным нечто находится после прохождения каскада из восьми преобразующих функций. Его получение может быть описано таким образом:
- Функция EXG меняет местами старшие и младшие разряды {\displaystyle h_{i-1}} и прибавляет к результату {\displaystyle \nu }, после чего результат складывает по модулю 2 с {\displaystyle M_{i}}.
- Как видно из схемы, результат подается последовательно на входы j преобразующих функций, вторым аргументом которых является сумма {\displaystyle h_{i-1}\oplus V_{j}}, где j=1, … , 8.
- В результате получается хеш-код i-го шага {\displaystyle h_{i}}:

{\displaystyle h_{i}=M_{i}\oplus g(M_{i},h_{i-1})\oplus h_{i-1}}.

#### Преобразующая функция
Возникает вопрос, как действует преобразующая функция {\displaystyle PS(X,P)}.
Рассмотрим верхнюю часть схемы до перекрестья.
Исходное сообщение {\displaystyle X} разбивается на блоки по {\displaystyle 128/4=32} бита.
Будем считать промежуточными выходами входы в нижнюю часть схемы. {\displaystyle X_{1}} и {\displaystyle X_{2}} подаются на промежуточные выходы, а на два других выхода подаются операции {\displaystyle f(X_{1},P_{1})\oplus X_{2}\oplus X_{4}} и {\displaystyle f[f(X_{1},P_{1})\oplus X_{2},P_{2}]\oplus X_{1}\oplus X_{3}}. Теперь можно результаты на промежуточных выходах переобозначить и через них, аналогично верхней части, найти результаты на выходе нижней части, то есть и всей схемы в целом.
Сделав все необходимые вычисления, получим, что при подаче на вход {\displaystyle {X=X_{1}\parallel X_{2}\parallel X_{3}\parallel X_{4}}} сообщение на выходе {\displaystyle {Y=Y_{1}\parallel Y_{2}\parallel Y_{3}\parallel Y_{4}}} можно представить как конкатенацию сообщений
- {\displaystyle {Y_{4}=X_{2}\oplus X_{4}\oplus f(X_{1},P_{1})}};
- {\displaystyle {Y_{3}=f[f(X_{1},P_{1})\oplus X_{2},P_{2}]\oplus X_{1}\oplus X_{3}}};
- {\displaystyle {Y_{2}=X_{2}\oplus Y_{4}\oplus f(Y_{3},P_{3})}};
- {\displaystyle {Y_{1}=f[f(Y_{3},P_{3})\oplus Y_{4},P_{4}]\oplus X_{1}\oplus Y_{3}}}.

#### Поиск функции f(x, P)
Так как функция f работает с аргументами, длина которых составляет 32 бит, то из схемы поиска функции f(x, P) имеем:
- Величину {\displaystyle x\oplus P} разбиваем на части по 8 бит.
- Запишем эти части как {\displaystyle x_{i}\oplus P_{i}}, i=1,…,4 и введёт новые обозначения:
  - {\displaystyle {Z_{1}=x_{1}\oplus P_{1}}};
  - {\displaystyle {Z_{2}=x_{2}\oplus P_{2}}};
  - {\displaystyle {Z_{3}=x_{3}\oplus P_{3}}};
  - {\displaystyle {Z_{4}=x_{4}\oplus P_{4}}};

Аргументами функции {\displaystyle {S_{0}}} (первая стрелка слева) являются {\displaystyle Z_{1}} и {\displaystyle {S_{1}[Z_{1}\oplus Z_{2},Z_{3}\oplus Z_{4}]}}.
Аргументами функции {\displaystyle {S_{1}}} (вторая стрелка слева) являются {\displaystyle {Z_{1}\oplus Z_{2}}} и {\displaystyle {Z_{3}\oplus Z_{4}}}.
То есть две составляющие части из сообщения на выходе уже известны и равны
- - {\displaystyle {A_{1}=S_{0}(Z_{1},S_{1}[Z_{1}\oplus Z_{2},Z_{3}\oplus Z_{4}])}};
  - {\displaystyle {A_{2}=S_{1}[Z_{1}\oplus Z_{2},Z_{3}\oplus Z_{4}]}};

Далее будем пользоваться уже полученными оставляющими частями сообщения на выходе для удобства записи:
- - {\displaystyle {A_{3}=S_{0}[Z_{3}\oplus Z_{4},A_{2}]}};
  - {\displaystyle {~A_{4}=S_{1}[Z_{4},A_{3}]}};
- Тогда сообщение на выходе можно представить в виде {\displaystyle {A=A_{1}||A_{2}||A_{3}||A_{4}}}.
- Причём известно, что
  - {\displaystyle {S_{0}}}=(левый циклический сдвиг на 2 бита)(a+b) mod 256
  - {\displaystyle {S_{1}}}=(левый циклический сдвиг на 2 бита)(a+b+1) mod 256

## Безопасность хеш-функций
Хеш-функция является безопасной в случае, когда криптоаналитику требуется очень много информации, для того чтобы взломать данную хеш-функцию (что делает взлом маловероятным) и если хеш-функция не взломана к данному времени.
Для того, чтобы хеш-функция была безопасной, необходимо, чтобы выполнялись условия:
- При изменениях в тексте сообщения {\displaystyle M} (вставки, перестановки и т. д.) должен меняться и хеш-код сообщения;

Иначе человек, который вводит свои логин и пароль для входа в Википедию, мог бы попасть на страницу другого участника.
- Невозможность нахождения сообщения {\displaystyle M} по известному хеш-коду {\displaystyle h} из {\displaystyle h=H(M)};

Если данное условие не выполняется, то это делает возможным нахождение паролей пользователей Википедии.
- Задача нахождения сообщений {\displaystyle M_{1}} и {\displaystyle M_{2}}, таких что их хеш-коды равны {\displaystyle h_{1}=h_{2}} должна быть очень трудоёмкой.

Иначе, можно было бы найти два пароля с одинаковыми хеш-кодами.
N-Hash не является безопасной функцией, так как для неё не выполнено последнее условие.

### КриптоанализN-Hash
В настоящее время N-Hash считается небезопасной функцией. На данном рисунке указаны все безопасные однонаправленные функции на данный момент согласно стандарту ISO/IEC 10118:
Из алгоритмов, построенных как и N-Hash на основе блочных шифров, безопасными считаются только MDC-2 и MDC-4.
Для N-Hash характерна следующая проблема:
- Так как длина хеш-кода равна длине блока алгоритма шифрования, то алгоритм нестоек перед атакой методом «дней рождения».

### Атаки на хеш-функции
На данном рисунке приведена классификация атак на все алгоритмы хеширования в целом.
Атаки, зависящие от алгоритма, являются атаками, основанными на свойствах конкретного алгоритма.
Например, N-Hash успешно атакуют с помощью дифференциального метода, атакой с фиксированной точкой и встречей посередине.
Атаки, не зависящие от алгоритма, можно применить к любой функции хеширования, однако это не исключает того, что для некоторых алгоритмов они очень трудоёмки из-за большого объёма информации или быстродействия кода.

#### Действенные атаки на N-Hash
- Полный перебор
- Метод встречи в середине атаки
- Парадокс дня рождения
- Дифференциальный криптоанализ
- Атака с фиксированной точкой

##### Атаки, базирующиеся на уязвимости алгоритма

###### Дифференциальный метод
Ден Бур предложил способ построения коллизии для однораундовой схемы N-Hash.
Бихам и Шамир успешно применили метод дифференциального криптоанализа для компрометации 6-раундовой схемы N-Hash. Предложенный ими способ построения коллизии срабатывает для любого значения N кратного трём и при этом для N ≤ 12 он оказывается эффективнее подхода, основанного на парадоксе дней рождения.
Для 12-раундовой схемы сложность построения коллизий предложенным методом оценивается величиной 256 операций (трудоёмкость метода, основанного на парадоксе дней рождения — 264 операций).

##### Атаки, не зависящие от алгоритма
Увеличение длины хеш-кода и секретного ключа усложнит работу криптоаналитика. Можно попытаться сделать вычисления слишком трудоёмкими для персонального компьютера и требующими больших ресурсов. Тогда криптоаналитику надо будет или искать суперкомпьютер, или написать вирус, который на основе распараллеливания процесса взлома хеш-функции будет использовать сразу несколько персональных компьютеров для решения проблемы.
Также действенны такие методы защиты хеш-функции:
- использование контрольных сумм на разных этапах хеширования;
- проверка на достоверность информации;
- внедрение в сообщение информации типа salt.

## Итоги
- В настоящее время N-Hash мало распространён, так как не является безопасным и взломан более 10 лет назад.
- Теперь для хеш-функций типа N-Hash существует специальное название — ключевые, то есть однонаправленные, но не устойчивые к столкновениям:
  - Если стороны доверяют друг другу (то есть каждая из сторон уверена, что другая не станет подменять контракт как в случае с Алисой и Бобом), то можно использовать N-Hash.

### Сравнение N-Hash с другими хеш-функциями
| Алгоритм                                  | Длина хеш-значения | Скорость шифрования (Кбайт/сек) |
| ----------------------------------------- | ------------------ | ------------------------------- |
| Одновременная схема Davies-Meyer (c IDEA) | 128                | 22                              |
| Davies-Meyer (с DES)                      | 64                 | 9                               |
| Хеш-функция ГОСТ                          | 256                | 11                              |
| HAVAL (3 подхода)                         | переменная         | 168                             |
| HAVAL (4 подхода)                         | переменная         | 118                             |
| HAVAL (5 подходов)                        | переменная         | 98                              |
| MD2                                       | 128                | 23                              |
| MD4                                       | 128                | 236                             |
| MD5                                       | 128                | 174                             |
| N-Hash (12 этапов)                        | 128                | 29                              |
| N-Hash (15 этапов)                        | 128                | 24                              |
| RIPE-MD                                   | 128                | 182                             |
| SHA-1                                     | 160                | 75                              |
| Snefru (4 прохода)                        | 128                | 48                              |
| Snefru (8 подходов)                       | 128                | 23                              |

title: N-Hash

wikitext:
{{Карточка хеш-функции
|название      = N-Hash
|изображение   =
|создатель     = [[Nippon Telegraph and Telephone]]
|создан = [[1990]]
|опубликован = [[1990]]
|размер хеша = 128 бит
|число раундов = 12 или 15
|тип = [[хеш-функция]]
}}
'''N-Hash''' — [[криптография|криптографическая]] [[хеш-функция]] на основе циклической функции [[FEAL]]. В настоящее время считается небезопасной<ref name="cryptomach-107-112">{{cite web
 |url        = http://www.cryptomach.com/get.php?lang=ru&catid=107&pageid=112
 |title      = Хеш-функции
 |publisher  = Криптомаш
 |access-date = 2008-11-27
 |url-status   = dead
}}</ref>.

Была разработана в [[1990 год]]у фирмой [[Nippon Telegraph and Telephone]] (также разработавшей FEAL).

Изначально, функция N-Hash была предназначена для того, чтобы решить проблему подмены информации на пути между двумя пользователями телефонной связи (Nippon Telegraph and Telephone — телекоммуникационная компания) и ускорить поиск данных. Например, если человек посылает [[смс]]-сообщение, то перед доставкой оно будет проверено на подлинность с помощью хеш-функции. А если пользователю продукции Nippon Telegraph and Telephone надо быстро найти в телефоне чей-либо контакт, то с помощью N-Hash можно упростить процесс поиска имени в списке. Это осуществляется благодаря тому, что [[хеш-код]]ом (маленькой по объёму определяющей частью контакта) имени объявляется первая буква контакта.

== История возникновения ==
В основе [[алгоритм]]а N-Hash лежит [[блочный шифр|блочный алгоритм шифрования]] FEAL. Крупнейшая телекоммуникационная компания Nippon Telegraph and Telephone создала FEAL на основе [[DES]]. Но хотя этот алгоритм и выигрывает в быстродействии у DES, он является очень ненадежным и легко уязвимым: [[криптоаналитик]]у требовалось очень мало информации, чтобы взломать алгоритм. Именно [[криптоанализ|взлом]] алгоритма FEAL повлек за собой появление хеш-функции N-Hash в 1990 году. N-Hash также выигрывает в скорости у DES: по сравнению с 9 Кбит/сек у DES, N-Hash работает со скоростью 24 Кбит/сек для 15-раундовой схемы и со скоростью 29 Кбит/сек для 12-раундовой. При этом Nippon Telegraph and Telephone добилась повышения [[надёжность|надёжности]] по сравнению с FEAL<ref name="cryptomach-107-112"/>.

В течение некоторого времени алгоритм N-Hash использовался фирмой Nippon Telegraph and Telephone в соответствии с целями данной функции, но через некоторое время был разработан [[Атака «дней рождения»|метод дней рождения]], который с лёгкостью взламывал этот алгоритм. В связи со взломом отказались не только от N-Hash, но и почти от всех функций, основанных на блочных шифрах, так как для всех них характерна одна и та же проблема: они легко уязвимы методом дней рождения. Вместо них теперь используют более надежные функции, основанные на MD — технологиях: [[MD5]], [[SHA-1]] и другие, приведенные в списке функций, которые на данный момент считаются надежными (согласно стандарту ISO/IEC 10118).

== Использование ==
Функция N-Hash использовалась в течение недолгого времени в начале 1990-х годов, пока не была взломана методом дней рождения.
* N-Hash предназначалась для решения проблемы подмены данных:
** Для современного человека эта проблема может легко быть описана на примере взаимодействия человека и [[интернет-магазин]]а. Когда пользователь заказывает какой-нибудь товар в интернет-магазине, то магазин присылает ему номер заказа, сумму платежа и т. д. Далее, когда пользователь пытается оплатить заказ с помощью, например, [[Webmoney]], то Webmoney вычисляет хеш-код полученного сообщения и сравнивает его с хеш-кодом, полученным от интернет-магазина. Если эти хеш-коды совпадают, то информация, присланная пользователем, правдива. Если не совпадают, то информация определяется как ложная и платеж не проходит.
* Другой вариант использования прост: упорядочивание контактов в мобильном телефоне по алфавиту и поиск контакта по первой букве. Хеш-кодом имени выбирается первая буква этого имени, следовательно, когда человек нажимает некоторую букву в своем телефоне, то ищется хеш-код, который совпадает с этой буквой и на экран выводятся контакты, начинающиеся с неё.

== Особенности N-Hash ==
[[Файл:N-Hash function.png|400px]]

=== Однонаправленность ===
'''Определение:''' Пусть <math>M</math> — сообщение некоторой длины.

Функция <math>H</math> называется [[односторонняя функция|однонаправленной]], если из равенства <math>h=H(M)</math>

легко:
* найти хеш-код <math>h</math>, зная сообщение <math>M</math>
очень трудоёмко:
* найти сообщение <math>M</math> по известному хеш-коду <math>h</math> (т. е. если хеш-код пароля стал известен [[хакер]]у, то пароль он по нему не найдет);
* найти отличное от <math>M</math> сообщение <math>M'</math>, такое что их хеш-коды <math>H(M')=H(M)</math> совпадают.
Проще определение можно записать так:

''Однонаправленность'' — это «[[дактилоскопия|отпечаток пальца]]»:
* Если дан конкретный человек, то можно взять у него отпечаток пальца;
* Невозможно найти человека по отпечатку его пальца (если нет [[база данных|базы данных]] с отпечатками пальцев всех людей, а её нет);
* Невозможно найти второго человека с таким же как у другого отпечатком пальца.
Однонаправленность решает очень важную проблему. Рассмотрим её на примере.
 Алиса и Боб традиционно обозначают субъектов передачи информации.

'''Примеры'''
* Допустим, Алиса подписала [[Договор|контракт]] <math>M</math> с известным Алисе и Бобу хеш-кодом <math>h=H(M)</math>. Если бы <math>H</math> была неоднонаправленная, то Боб мог бы найти такой другой контракт <math>M'</math>, что <math>H(M')=H(M)</math> и, значит, смог бы утверждать, что Алиса подписала <math>M'</math>.
* Допустим, Алиса имеет один и тот же отпечаток пальца h с каким-нибудь преступником, тогда Боб смог бы утверждать, что этот преступник — Алиса.

=== Устойчивость к столкновениям ===
Чтобы предотвратить возможность Алисы использовать метод «дней рождения» для обмана Боба, очень удобно ввести ещё более сильное условие, чем условие однонаправленности.
H такова, что трудно найти сообщения <math>M</math> и <math>M'</math>, такие что их хеш-коды <math>H(M)=H(M')</math> совпадают. То есть невозможно найти двух человек с одинаковыми отпечатками пальцев.

Данное условие называется ''устойчивостью к столкновениям'' и для хеш-функции N-Hash оно не выполняется.

По причине неустойчивости к столкновениям Алиса может обмануть Боба таким образом (метод «дней рождения»):
* Алиса пишет две версии контракта: одна из них выгодна для Боба, а другая нет;
* Внося небольшие изменения в каждый контракт (например, пробел заменяет на два пробела), она добьется того, что версий контрактов будет достаточно много для подбора <math>M</math> и <math>M'</math>, для которых совпадают хеш-коды (версия <math>M</math> выгодна Бобу, а <math>M'</math> — нет) (если в контракте 34 строки, то, внося или не внося изменения в каждую из строк, легко получить <math>2^{34}</math> версий контрактов);
* Теперь Алиса сможет доказать, что Боб подписал <math>M'</math>.
Для того, чтобы избежать подобной проблемы, достаточно вносить косметические изменения в подписываемый контракт. И хотя это действие никак не изменяет хеш-функцию H, а, значит, никак не влияет на её устойчивость к столкновениям, но человек этим действием получит новую версию контракта, хеш-код которого не совпадает с хеш-кодом версии контракта злоумышленника. То есть, если Боб в 5-й строке поставит в каком-нибудь месте запятую, или поставит две точки вместо одной, то Алиса не сможет доказать, что он подписал другой контракт (так как его хеш-код уже не совпадает с хеш-кодом контракта Алисы).

Можно рассмотреть жизненный пример: когда нотариус ставит печать в подписываемый контракт, он вносит туда косметические изменения.

== Цели N-Hash ==
Для того, чтобы понять как работает функция N-Hash, необходимо перейти на более научную речь. Ниже приведены цели данной функции не на примерах, а в соответствии с тем, как они осуществляются и с соответствующей [[терминология|терминологией]].
* ''Обеспечение целостности информации''<ref name="cryptomach-107-112"/>:

Данное свойство необходимо для того, чтобы исключить возможность злоумышленника внедрить некоторую ложную информацию в исходное сообщение. Для обеспечения целостности должна быть возможность обнаружить любые изменения в тексте сообщения (замена, вставка, удаление). Целостность обеспечивается путём внедрения в исходное сообщение избыточной информации, которая будет являться проверочной комбинацией. Такая комбинация называется ''[[контрольная сумма|контрольной суммой]]'' и её можно вычислить с помощью специального алгоритма. Так как этот алгоритм зависит от [[Секретный ключ|секретного ключа]], то внедрение ложной информации в сообщение [[вероятность|маловероятно]].

<math>M_{new}=M+''salt''</math>, где [[salt]] — избыточная информация, M — сообщение <math>H(salt)=S</math>- контрольная сумма;

Из формулы следует, что если меняется salt, то меняется и S (контрольная сумма), а значит изменялось и <math>M_{new}</math> и <math>M</math>.

То есть можно сделать вывод, что была добавлена ложная информация.
* ''[[Сжатие данных|Сжатие]] документа'':
Функция N-Hash работает с сообщениями M произвольной длины. При этом на выходе получается хеш-код фиксированной длины в 128 бит. Это получается за счет того, что сообщение делится на блоки <math>M_{i}</math>, размером 128 бит, и алгоритм работает последовательно с каждым из блоков.
* ''Обеспечение [[достоверность|достоверности]] электронных данных''<ref name="cryptomach-107-112"/>:

Данное свойство выполняется для однонаправленных функций, какой и является N-Hash. Достоверность сообщения ''M'' проверяется путём нахождения конечного хеш-кода (дайджеста сообщения) дважды (отсылающая и принимающая стороны). Результаты сравниваются и, если они совпадают, то информация достоверна. ''Целостность не гарантирует достоверность''.
* ''Обеспечение конфиденциальности'':
на сайтах, где нужно вводить [[логин (учётная запись)|логин]] и [[пароль]], пароль после ввода переводится в хеш-код. То есть изначально пользователь вводит пароль M, но для входа в защищённую область используется хеш-код <math>h=H(M)</math>. По известному хеш-коду h и функции H вычислить M очень трудно, чем и обеспечивается конфиденциальность пароля.
* ''[[Аутентификация]] пользователей'':
''Аутентификация'' — это процедура проверки подлинности пользователя или данных при помощи некоторого критерия.

Возникает вопрос, как хеш-функция обеспечивает правдивость аутентификации. Это легко показать на примере.

Когда пользователь вводит логин и пароль на каком-либо [[сайт]]е, его пароль преобразуется в хеш-код и передается по сети для аутентификации. Очевидно, что для того чтобы войти под чужую учётную запись достаточно выяснить хеш-код пароля, а затем по формуле <math>h=H(M)</math> (h-хеш-код, M — пароль) найти пароль. Но N-Hash, являющаяся однонаправленной функцией, обеспечивает сохранность пароля, так как это [[уравнение]] для однонаправленных функций решается очень трудоёмко (не с помощью персонального компьютера).

== Алгоритм ==
Алгоритм N-Hash основан на циклическом повторении (12 или 15 раз — число раундов) операций. На входе имеется хеш-код <math>h_{0}</math> и он может быть произвольным, на выходе получается хеш-код ''h'' сообщения ''M'', которое необходимо хешировать. При этом размер выходящего хеш-кода фиксирован и равен 128 бит, тогда как размер ''M'' произволен<ref>{{книга |автор=Брюс Шнайер. |часть=Глава 18. Однонаправленные хеш-функции |заглавие=Прикладная криптография |ссылка=http://www.ssl.stu.neva.ru/psw/crypto/appl_rus/appl_cryp.htm |издание=2-е изд |ссылка часть=http://www.ssl.stu.neva.ru/psw/crypto/appl_rus/ac_18_20.pdf |archive-date=2014-02-28 |archive-url=https://web.archive.org/web/20140228081623/http://www.ssl.stu.neva.ru/psw/crypto/appl_rus/appl_cryp.htm }}</ref>.

=== Основные обозначения ===
* <math>M</math> — сообщение, которое необходимо хешировать;
* <math>M_{i}</math> — блок сообщения длиной 128 бит. Для того, чтобы хешировать сообщение <math>M</math> необходимо поделить его на блоки <math>M_{i}</math>;
* <math>h_{i}</math> — [[хеш-сумма|хеш]]-код i-го шага;
* <math>\nu=1010...1010</math> — константа, длиной 128 бит;
* <math>||</math> — [[конкатенация]];
*<math>V_{j}=\delta||A_{j1}||\delta||A_{j2}||\delta||A_{j3}||\delta||A_{j4}</math>, где <math>A_{jk}=4*(j-1)+k</math>, где k=1, 2, 3, 4; <math>\delta=00..00</math>, длиной 24 бит;
* EXG — функция, которая меняет местами старшие и младшие разряды (64 младших и 64 старших);
* PS — преобразующая функция;

=== Описание алгоритма ===
[[Файл:N-hash sum.png|right|250px]]

На схеме справа представлены схематические обозначения операций, которые присутствуют на нижеследующих схемах.
* Покоординатное (попарное) суммирование означает [[сложение по модулю 2]];
* Если ''x'' поступает на вход функции ''f'', то на выходе получается ''f(x)''.

==== Один цикл работы N-Hash ====
[[Файл:Function search cycle.png|thumb|300px|один цикл работы N-Hash]]

Ниже представлен один цикл работы алгоритма N-Hash.
* На вход функции g подается хеш-код (i-1)-го шага <math>h_{i-1}</math> и i-й блок сообщения <math>M_{i}</math>. При этом <math>h_{0}</math> выбирается произвольно: например, он может быть нулевым. А также <math>h_{i-1}</math> подается на выход на операцию сложения по модулю 2, то есть результат (хеш-код следующего шага) будет выглядеть так: <math>h_{i-1}\oplus</math>(''нечто пока неизвестное'').
* Из схемы видно, что <math>M_{i}</math> подается не только на ''XOR'', но и на выход на операцию сложения по модулю 2. То есть теперь в соответствии с первым пунктом результат выглядит таким образом: <math>h_{i-1}\oplus M_{i}</math>(''оставшееся пока неизвестным нечто'').
''Оставшееся пока неизвестным нечто'' находится после прохождения каскада из восьми преобразующих функций. Его получение может быть описано таким образом:
* Функция EXG меняет местами старшие и младшие разряды <math>h_{i-1}</math> и прибавляет к результату <math>\nu</math>, после чего результат складывает по модулю 2 с <math>M_{i}</math>.
* Как видно из схемы, результат подается последовательно на входы j преобразующих функций, вторым аргументом которых является сумма <math>h_{i-1}\oplus V_{j}</math>, где j=1, … , 8.
* В результате получается хеш-код i-го шага <math>h_{i}</math>:
<math>h_{i}=M_{i}\oplus g(M_{i}, h_{i-1})\oplus h_{i-1}</math>.

==== Преобразующая функция ====
[[Файл:Function search.png|thumb|300px|Схема преобразующей функции. Каждый из аргументов разбивается на 4 блока по 32 бит каждый.]]
Возникает вопрос, как действует преобразующая функция <math>PS(X, P)</math>.

Рассмотрим верхнюю часть схемы до перекрестья.

Исходное сообщение <math>X</math> разбивается на блоки по <math>128/4=32</math> бита.

Будем считать ''промежуточными выходами'' входы в нижнюю часть схемы. <math>X_{1}</math> и <math>X_{2}</math> подаются на ''промежуточные выходы'', а на два других выхода подаются операции <math>f(X_{1}, P_{1})\oplus X_{2}\oplus X_{4}</math> и <math>f[f(X_{1}, P_{1})\oplus X_{2}, P_{2}]\oplus X_{1}\oplus X_{3}</math>. Теперь можно результаты на промежуточных выходах переобозначить и через них, аналогично верхней части, найти результаты на выходе нижней части, то есть и всей схемы в целом.

Сделав все необходимые вычисления, получим, что при подаче на вход <math>{X=X_{1}\parallel X_{2}\parallel X_{3}\parallel X_{4}}</math> сообщение на выходе <math>{Y=Y_{1}\parallel Y_{2}\parallel Y_{3}\parallel Y_{4}}</math> можно представить как [[конкатенация|конкатенацию]] сообщений
* <math>{Y_{4}=X_{2}\oplus X_{4}\oplus f(X_{1}, P_{1})}</math>;
* <math>{Y_{3}=f[f(X_{1}, P_{1})\oplus X_{2}, P_{2}]\oplus X_{1}\oplus X_{3}}</math>;
* <math>{Y_{2}=X_{2}\oplus Y_{4}\oplus f(Y_{3}, P_{3})}</math>;
* <math>{Y_{1}=f[f(Y_{3}, P_{3})\oplus Y_{4}, P_{4}]\oplus X_{1}\oplus Y_{3}}</math>.

==== Поиск функции f(x, P) ====
[[Файл:Function search 2.png|thumb|300px|Схема поиска функции f(x ,P)]]
Так как функция f работает с аргументами, длина которых составляет 32 бит, то из схемы поиска функции f(x, P) имеем:
* Величину <math>x\oplus P</math> разбиваем на части по 8 бит.
* Запишем эти части как <math>x_{i}\oplus P_{i}</math>, i=1,…,4 и введёт новые обозначения:
** <math>{Z_{1}=x_{1}\oplus P_{1}}</math>;
** <math>{Z_{2}=x_{2}\oplus P_{2}}</math>;
** <math>{Z_{3}=x_{3}\oplus P_{3}}</math>;
** <math>{Z_{4}=x_{4}\oplus P_{4}}</math>;
Аргументами функции <math>{S_{0}}</math> (первая стрелка слева) являются <math>Z_{1}</math> и <math>{S_{1}[Z_{1}\oplus Z_{2}, Z_{3}\oplus Z_{4}]}</math>.

Аргументами функции <math>{S_{1}}</math> (вторая стрелка слева) являются <math>{Z_{1}\oplus Z_{2}}</math> и <math>{Z_{3}\oplus Z_{4}}</math>.

То есть две составляющие части из сообщения на выходе уже известны и равны
** <math>{A_{1}=S_{0}(Z_{1}, S_{1}[Z_{1}\oplus Z_{2},Z_{3}\oplus Z_{4}])}</math>;
** <math>{A_{2}=S_{1}[Z_{1}\oplus Z_{2}, Z_{3}\oplus Z_{4}]}</math>;
Далее будем пользоваться уже полученными оставляющими частями сообщения на выходе для удобства записи:

**<math>{A_{3}=S_{0}[Z_{3}\oplus Z_{4}, A_{2}]}</math>;
** <math>{~A_{4}=S_{1}[Z_{4}, A_{3}]}</math>;
* Тогда сообщение на выходе можно представить в виде <math>{A=A_{1}||A_{2}||A_{3}||A_{4}}</math>.
* Причём известно, что
** <math>{S_{0}}</math>=(''левый циклический сдвиг на 2 бита'')(a+b) mod 256
** <math>{S_{1}}</math>=(''левый циклический сдвиг на 2 бита'')(a+b+1) mod 256

== Безопасность хеш-функций ==
Хеш-функция является ''безопасной'' в случае, когда криптоаналитику требуется очень много информации, для того чтобы взломать данную хеш-функцию (что делает взлом маловероятным) и если хеш-функция не взломана к данному времени<ref name="cio-38930">{{статья
 |ссылка     = http://offline.cio-world.ru/2005/37/38930/
|заглавие = Основной вопрос криптографии
|издание   = CIO
|тип           = журнал
|номер       = 5
|год           = 17 мая 2005
|archive-url       = https://web.archive.org/web/20080529050800/http://offline.cio-world.ru/2005/37/38930/
|archive-date      = 2008-05-29
}}</ref>.

Для того, чтобы хеш-функция была безопасной, необходимо, чтобы выполнялись условия:
* При изменениях в тексте сообщения <math>M</math> (вставки, перестановки и т. д.) должен меняться и хеш-код сообщения;
''Иначе человек, который вводит свои логин и пароль для входа в [[Википедия|Википедию]], мог бы попасть на страницу другого участника.''
* Невозможность нахождения сообщения <math>M</math> по известному хеш-коду <math>h</math> из <math>h=H(M)</math>;
''Если данное условие не выполняется, то это делает возможным нахождение паролей пользователей Википедии.''
* Задача нахождения сообщений <math>M_{1}</math> и <math>M_{2}</math>, таких что их хеш-коды равны <math>h_{1}=h_{2}</math> должна быть очень трудоёмкой.
''Иначе, можно было бы найти два пароля с одинаковыми хеш-кодами.''

N-Hash не является безопасной функцией, так как для неё не выполнено последнее условие.

=== [[Криптоанализ]] N-Hash ===
В настоящее время N-Hash считается небезопасной функцией. На данном рисунке указаны все безопасные однонаправленные функции на данный момент согласно стандарту ISO/IEC 10118<ref name="cryptomach-107-112"/>:

[[Файл:NHash safe.png]]

Из алгоритмов, построенных как и N-Hash на основе блочных шифров, ''безопасными'' считаются только MDC-2 и MDC-4.

Для N-Hash характерна следующая проблема:
* Так как длина хеш-кода равна длине блока алгоритма шифрования, то алгоритм нестоек перед [[атака «дней рождения»|атакой]] методом «дней рождения».

=== Атаки на хеш-функции ===
[[Файл:Hash attack.png|right|250px]]
На данном рисунке приведена классификация атак на все алгоритмы хеширования в целом.

Атаки, зависящие от алгоритма, являются атаками, основанными на свойствах конкретного алгоритма.

Например, N-Hash успешно атакуют с помощью ''дифференциального метода'', ''атакой с фиксированной точкой'' и ''встречей посередине''.

Атаки, не зависящие от алгоритма, можно применить к любой функции хеширования, однако это не исключает того, что для некоторых алгоритмов они очень трудоёмки из-за большого объёма информации или быстродействия кода.

==== Действенные атаки на N-Hash ====
* [[Полный перебор]]
* [[Метод встречи в середине атаки]]
* [[Парадокс дня рождения]]
* [[Дифференциальный криптоанализ]]
* [[Атака с фиксированной точкой]]

===== Атаки, базирующиеся на уязвимости алгоритма =====

====== Дифференциальный метод ======
Ден Бур предложил способ построения коллизии для однораундовой схемы N-Hash.

Бихам и Шамир успешно применили метод дифференциального [[криптоанализ]]а для [[Компрометация (криптография)|компрометации]] 6-раундовой схемы N-Hash. Предложенный ими способ построения [[Коллизия хеш-функции|коллизии]] срабатывает для любого значения N кратного трём и при этом для N ≤ 12 он оказывается эффективнее подхода, основанного на [[парадокс дней рождения|парадоксе дней рождения]].

Для 12-раундовой схемы сложность построения коллизий предложенным методом оценивается величиной 256 операций (трудоёмкость метода, основанного на парадоксе дней рождения — 264 операций).

===== Атаки, не зависящие от алгоритма =====
Увеличение длины хеш-кода и секретного ключа усложнит работу криптоаналитика. Можно попытаться сделать вычисления слишком трудоёмкими для персонального компьютера и требующими больших ресурсов. Тогда криптоаналитику надо будет или искать суперкомпьютер, или написать вирус, который на основе распараллеливания процесса взлома хеш-функции будет использовать сразу несколько персональных компьютеров для решения проблемы<ref name="cio-38930"/>.

Также действенны такие методы защиты хеш-функции<ref>{{cite web
 |url        = http://www.cryptomach.com/get.php?lang=ru&catid=107&pageid=121
 |title      = Криптоанализ хеш-функций
 |publisher  = Криптомаш
 |access-date = 2008-11-27
 |url-status   = dead
}}</ref>:
* использование контрольных сумм на разных этапах хеширования;
* проверка на достоверность информации;
* внедрение в сообщение информации типа [[salt]].

== Итоги ==
* В настоящее время N-Hash мало распространён, так как не является безопасным и взломан более 10 лет назад.
* Теперь для хеш-функций типа N-Hash существует специальное название — ''ключевые'', то есть однонаправленные, но не устойчивые к столкновениям:
** Если стороны доверяют друг другу (то есть каждая из сторон уверена, что другая не станет подменять контракт как в случае с Алисой и Бобом), то можно использовать N-Hash.

=== Сравнение N-Hash с другими хеш-функциями ===
{| class="standard" style="text-align:center;"
!Алгоритм ||Длина хеш-значения ||Скорость шифрования (Кбайт/сек)
|-
!Одновременная схема Davies-Meyer (c [[IDEA]])
|128 ||22
|-
!Davies-Meyer (с DES)
|64 ||9
|-
!Хеш-функция [[ГОСТ]]
|256 ||11
|-
![[HAVAL]] (3 подхода)
|переменная ||168
|-
!HAVAL (4 подхода)
|переменная ||118
|-
!HAVAL (5 подходов)
|переменная ||98
|-
!MD2
|128 ||23
|-
![[MD4]]
|128 ||236
|-
![[MD5]]
|128 ||174
|-
!N-Hash (12 этапов)
|128 ||29
|-
!N-Hash (15 этапов)
|128 ||24
|-
!RIPE-MD
|128 ||182
|-
![[SHA-1]]
|160 ||75
|-
![[Snefru]] (4 прохода)
|128 ||48
|-
!Snefru (8 подходов)
|128 ||23
|}

== Примечания ==
{{примечания}}

== См. также ==
* [[Хеширование]]
* [[Коллизия хеш-функции]]
* [[FEAL]]

== Ссылки ==
* [http://pmg.org.ru/ai/hash.htm Современное хеширование]
* [https://web.archive.org/web/20090809151255/http://web-protect.net/ecp.htm Аутентификация данных и электронная цифровая подпись]

== Литература ==
* {{книга
|автор         = А. Щербаков, А. Домашев.
|заглавие      = Прикладная криптография
|место         = М.
|издательство  = Русская Редакция
|год           = 2003
|страниц       = 404
|isbn          = 5-7502-0215-1
}}
* {{книга
|автор         = Брюс Шнайер.
|заглавие      = Прикладная криптография
|издание       = 2-е изд
|место         = М.
|издательство  = Триумф
|год           = 2002
|страниц       = 816
}}

{{Хеш-алгоритмы}}

[[Категория:Криптографические хеш-функции]]

title: N-Hash

Размер хеша: 128 бит

Тип: хеш-функция


text:
# Pithoragarh (dystrykt)
Pithoragarh (dystrykt) – jeden z trzynastu dystryktów indyjskiego stanu Uttarakhand. Znajduje się w dywizji Kumaon. Powierzchnia tego dystryktu wynosi 7169 km². Stolicą dystryktu jest miasto Pithoragarh.

## Położenie
Na zachodzie graniczy z dystryktem Bageshwar, od północnego zachodu z dystryktem Chamoli, a od północnego wschodu z Chinami (z Tybetem). Graniczy również z Nepalem od wschodu i południa, a granica przebiega na rzece Mahakali.

wikiname: plwiki

title: Pithoragarh (dystrykt)

in_language: pl

wikitext:
{{Jednostka administracyjna infobox
 |nazwa                           = Pithoragarh
 |nazwa oryginalna                =
 |dopełniacz nazwy                =
 |jednostka                       = [[Dystrykty w Indiach|Dystrykt]]
 |zdjęcie                         =
 |opis zdjęcia                    =
 |alt zdjęcia                     =
 |herb                            =
 |flaga                           =
 |hymn                            =
 |dewiza                          =
 |państwo                         = IND
 |1. jednostka administracyjna    = [[Uttarakhand]]
 |2. jednostka administracyjna    = [[Kumaon (dywizja)|Kumaon]]
 |siedziba                        = [[Pithoragarh (miasto)|Pithoragarh]]
 |ISO 3166-2                      =
 |powierzchnia                    = 7169 km²
 |rok                             =
 |liczba ludności                 = 462 149
 |gęstość zaludnienia             = 64 os./km²
 |numer kierunkowy                =
 |kod pocztowy                    =
 |tablice rejestracyjne           =
 |adres urzędu                    =
 |plan                            =
 |mapa                            = Pithoragarh in Uttarakhand (India).svg
 |nazwa mapy                      = stanu
 |współrzędne                     =
 |commons                         =
 |www                             =
}}
'''Pithoragarh (dystrykt)''' – jeden z trzynastu [[dystrykt]]ów [[Indie|indyjskiego]] stanu [[Uttarakhand]]. Znajduje się w dywizji [[Kumaon (dywizja)|Kumaon]]. Powierzchnia tego dystryktu wynosi 7169 [[Kilometr kwadratowy|km²]]. Stolicą dystryktu jest miasto [[Pithoragarh (miasto)|Pithoragarh]].

== Położenie ==
Na zachodzie graniczy z dystryktem [[Bageshwar (dystrykt)|Bageshwar]], od północnego zachodu z dystryktem [[Chamoli (dystrykt)|Chamoli]], a od północnego wschodu z [[Chiny|Chinami]] (z [[Tybetański Region Autonomiczny|Tybetem]]). Graniczy również z [[Nepal]]em od wschodu i południa, a granica przebiega na rzece [[Mahakali (strefa)|Mahakali]].

== Bibliografia ==
* {{cytuj książkę |inni= Dr. R.P. Arya, Jitender Arya, Dr. Gayathri Arya, Anshuman Arya |tytuł=Uttaranchal Road Atlas & state distance guide |wydanie= |wydawca=Indian Map Service |miejsce=Dźodhpur  |rok=2006 |strony= 29|isbn=81-87460-87-3 |język=en}}

{{Dywizje i dystrykty stanu Uttarakhand}}

{{Kontrola autorytatywna}}

[[Kategoria:Dystrykty stanu Uttarakhand]]

title: Pithoragarh

Państwo: Indie

Stan: Uttarakhand

Region: Kumaon

Siedziba: Pithoragarh

• gęstość: 64 os./km²


text:
# Menophra coarctata
Menophra coarctata là một loài bướm đêm trong họ Geometridae.

wikiname: viwiki

title: Menophra coarctata

in_language: vi

wikitext:
{{nhan đề nghiêng}}
{{Bảng phân loại
| name = ''Menophra coarctata''
| image =
| image_caption =
| status =
| status_system =
| status_ref =
| regnum = [[Động vật|Animalia]]
| phylum = [[Động vật Chân khớp|Arthropoda]]
| classis = [[Côn trùng|Insecta]]
| ordo = [[Bộ Cánh vẩy|Lepidoptera]]
| familia = [[Geometridae]]
| genus = ''[[Menophra]]''
| species = '''''M. coarctata'''''
| binomial = ''Menophra coarctata''
| binomial_authority = [[Leonard C. Cockayne|Cockayne]], 1949
| synonyms =
}}
'''''Menophra coarctata''''' là một loài [[bướm đêm]] trong họ [[Geometridae]].<ref name = "COL">{{chú thích web |url= http://www.catalogueoflife.org/annual-checklist/2011/search/all/key/Menophra+coarctata/match/1|title= Species 2000 & ITIS Catalogue of Life: 2011 Annual Checklist.|accessdate = ngày 17 tháng 6 năm 2014 |author= Bisby |first = F.A. |last2 = Roskov |first2 = Y.R. |last3 = Orrell |first3 = T.M. |last4 = Nicolson |first4 = D. |last5 = Paglinawan |first5 = L.E. |last6 = Bailly |first6 = N. |last7 = Kirk |first7 = P.M. |last8 = Bourgoin |first8 = T. |last9 = Baillargeon |first9= G. |last10 = Ouvrard |first10 = D.|year= 2011|publisher=Species 2000: Reading, UK.}}</ref>

==Chú thích==
{{Tham khảo}}

==Liên kết ngoài==
*{{wikispecies-inline|Menophra coarctata}}
*{{commonscat-inline|Menophra coarctata}}

{{wikispecies|Menophra coarctata}}

[[Thể loại:Menophra]]

{{Boarmiini-stub}}

title: Phân loại khoa học

Giới (regnum): Animalia

Ngành (phylum): Arthropoda

Lớp (class): Insecta

Bộ (ordo): Lepidoptera

Họ (familia): Geometridae

Chi (genus): Menophra

Loài (species): M. coarctata

title: Danh pháp hai phần

Danh pháp hai phần: Menophra coarctata · Cockayne, 1949


text:
# Леонове (Борисовський район)
Леонове (біл. вёска Леванова) — село в складі Борисовського району Мінської області, Білорусь. Село належало Метченській сільській раді, розташоване в східній частині області.

wikiname: ukwiki

title: Леонове (Борисовський район)

in_language: uk

wikitext:
{{НП
 |країна                  = {{BLR}}
 |статус                  = Село
 |українська назва        = Леонове
 |оригінальна назва       = {{lang-be|вёска Леванова}}
 |підпорядкування         =
 |герб                    =
 |прапор                  =
 |ширина герба            =
 |ширина прапора          =
 |зображення              =
|опис зображення = |lat_dir = N|lat_deg = 54|lat_min = 08|lat_sec = 04

  |lon_dir = E|lon_deg = 28|lon_min = 47|lon_sec = 22
  |CoordAddon             =
 |размер карты страны     = 300
 |размер карты региона    = 300
 |размер карты района     =
 |вид регіону             = Область
 |регион                  = Мінська область
 |регіон в таблиці        =
 |вид району              =
 |район                   = [[Борисовський район (Білорусь)|Борисовський]]
 |район в таблиці         =
 |вид общини              =   Сільрада Білорусі{{!}}Сільська рада
|община                  = Метченська сільська рада
 |община в таблиці        =
 |карта регіону           =
 |карта району            =
 |внутрішній поділ        =
 |вид голови              =
 |голова                  =
 |дата заснування         =
 |year                    =
 |перша згадка            =
 |попередні назви         =
 |статус з                =
 |площа                   =
 |вид висоти              =
 |висота центру НП        =
 |клімат                  =
 |офіційна мова           =
 |офіційна мова-ref       =
  |населення              =
  |рік перепису           =
  |плотность              =
  |агломерація            =
  |національний склад     = [[білоруси]]
  |конфесійний склад=
 |часовий пояс            =
 |DST                     =
 |телефонний код          = +375-17-7
 |поштовий індекс         =
 |поштові індекси        =
 |автомобільний код       =
 |вид ідентифікатора      = [[ЗКАТУ|Код ЗКАТУ]]
 |цифровий ідентифікатор  =
 |сайт                    =
 |мова сайту              =
 |мова сайту 2            =
 |мова сайту 3            =
 |мова сайту 4            =
 |мова сайту 5            =
 |add1n                   =
 |add1                    =
 |add2n                   = Офіційна адреса
 |add2                    = Менская вобласьць,
Барысаўскі раён,
Глівінскі сельсавет
Вёска Леванова
 |add3n                   = Телефон
 |add3                    = +375-17-7
 |add4n                   =
 |add4                    =
}}
'''Леонове''' ({{lang-be|вёска Леванова}}) — [[село]] в складі [[Борисовський район (Білорусь)|Борисовського району]] [[Мінська область|Мінської області]], [[Білорусь]]. Село належало [[Метченська сільська рада|Метченській сільській раді]], розташоване в східній частині області.

== Джерела ==
* «[[Міста і села Білорусі|Гарады і вёскі Беларусі: Энцыклапедыя ў 15 тамах]]» Т.8, кн. 1. Мінская вобласьць. Рэдкалегія: Т. У. Бялова (дырэктар) і інш. —  Мн.: БелЭн, 2010. — 736 с.: іл. ISBN 978-985-11-0302-3. {{ref-bl}}
* «Гарады і вёскі Беларусі: Энцыклапедыя ў 15 тамах» Т.8, кн. 2. Мінская вобласьць. Рэдкалегія: Т. У. Бялова (дырэктар) і інш. —  Мн.: БелЭн, 2011. — 464 с.: іл. ISBN 978-985-11-0554-6. {{ref-bl}}
* «Гарады і вёскі Беларусі: Энцыклапедыя ў 15 тамах» Т.8, кн. 3. Мінская вобласьць. Рэдкалегія: Т. У. Бялова (дырэктар) і інш. —  Мн.: БелЭн, 2012. — 624 с.: іл. ISBN 978-985-11-0636-9. {{ref-bl}}

== Див. також ==
* [[Адміністративний поділ Білорусі]]
* [[Список міст Білорусі]]
* [[Селища міського типу Білорусі]]
* [[Райони Білорусі]]

== Посилання ==
* [http://www.ex-press.by/ Новини Борисова й Борисівського району] {{Webarchive|url=https://web.archive.org/web/20130805224031/http://www.ex-press.by/ |date=5 серпня 2013 }}
* [https://web.archive.org/web/20130811230117/http://belaruscity.net/borisov/towns.php Каталог сіл Борисівського району]

== Примітки ==
{{reflist}}

{{Метченська сільська рада}}

{{Belarus-stub}}

[[Категорія:Села Мінської області]]
[[Категорія:Населені пункти Борисовського району (Білорусь)]]
[[Категорія:Метченська сільська рада]]

title: Країна

Країна: Білорусь

Область: Мінська область

Район: Борисовський

Сільська рада: Метченська сільська рада

Національний склад: білоруси

Часовий пояс: UTC+3 (Метченська сільська рада)

Транслітерація назви: Lievanova

Офіційна адреса: Менская вобласьць, · Барысаўскі раён, · Глівінскі сельсавет · Вёска Леванова


text:
# جدال در تاسوکی
جدال در تاسوکی فیلمی به کارگردانی فرامرز قریبیان و نویسندگی مینا خیامی محصول سال ۱۳۶۵ است.

## خلاصه داستان
علی، معلمی جوان، به یکی از روستاهای پرت افتادهٔ سیستان می‌رود تا با یاری اهالی در آنجا مدرسه بسازد. او از همان ابتدا با مخالفت ببرک خان، قاچاقچی شروری که مخالف با سواد شدن اهالی است، رو به رو می‌شود. علی در قهوه خانهٔ روستا که صاحبش از ایادی ببرک خان است، منزل می‌کند. شاگرد قهوه چی که به ظاهر کر و لال است برای شناسایی قاچاقچیان به منطقه آمده است. به زودی فرزند ببرک خان، قهوه چی و شاگردش و جوانان دیگر به علی علاقه‌مند می‌شوند و به او کمک می‌کنند. ببرک خان و یارانش موقع حمل مواد مخدر مورد هجوم ژاندارم‌ها قرار می‌گیرند و دستگیر می‌شوند. قهوه چی در درگیری می‌میرد و ببرک خان در واپسین لحظه فرزندش را به علی می‌سپارد.

## بازیگران
- عبدالرضا اکبری در نقش علی همتی
- مصطفی طاری در نقش لالی
- مرتضی احمدی در نقش خیر محمد
- کاظم افرندنیا در نقش ببرک خان
- ثریا حکمت در نقش ماه بی‌بی
- محمدتقی شریفی نوری در نقش کرم عزیز
- عبدالحسین خانشهری در نقش مراد بخش
- طیب شرافتی در نقش هاشم
- حسن نوروزی وفا در نقش رحمان
- احمد نصر در نقش  استوار
- منوچهر افسری در نقش شمعون
- سام قریبیان در نقش کودکی علی
- محمدعلی گرگیچ در نقش مدد خان
- محمد کیخواه در نقش  عزیز
- رضا صادقی در نقش رضا
- حمیدرضا حاتمی زاده در نقش  رئیس آموزش و پرورش

wikiname: fawiki

title: جدال در تاسوکی

in_language: fa

wikitext:
{{جعبه فیلم
  | عنوان= جدال در تاسوکی
  | تصویر         = جدال در تاسوکی (پوستر).jpg
  | عرض تصویر     =
  | زیرنویس       =
  | کارگردان= [[فرامرز قریبیان]]
  | نویسنده= [[مینا خیامی]]
  | تهیه‌کننده= فرامرز قریبیان
  | بازیگران= [[عبدالرضا اکبری]]{{سخ}}[[مصطفی طاری]]{{سخ}}[[مرتضی احمدی]]{{سخ}}[[کاظم افرندنیا]]{{سخ}}[[ثریا حکمت]] {{سخ}}[[سام قریبیان]]
  | موسیقی= [[احمدرضا محسنی]]
  | فیلمبرداری= [[رضا بانکی]]
  | تدوین= [[داوود یوسفیان]]
  |استودیو= مرکز سینمایی ۶۴
  | انتشار= ۱۳۶۵
  | مدت= ۹۸ دقیقه
  | زبان= [[فارسی]]
  | کشور= [[ایران]]
}}
'''''جدال در تاسوکی''''' فیلمی به کارگردانی [[فرامرز قریبیان]] و نویسندگی [[مینا خیامی]] محصول سال ۱۳۶۵ است.

== خلاصه داستان ==
علی، معلمی جوان، به یکی از روستاهای پرت افتادهٔ سیستان می‌رود تا با یاری اهالی در آنجا مدرسه بسازد. او از همان ابتدا با مخالفت ببرک خان، قاچاقچی شروری که مخالف با سواد شدن اهالی است، رو به رو می‌شود. علی در قهوه خانهٔ روستا که صاحبش از ایادی ببرک خان است، منزل می‌کند. شاگرد قهوه چی که به ظاهر کر و لال است برای شناسایی قاچاقچیان به منطقه آمده است. به زودی فرزند ببرک خان، قهوه چی و شاگردش و جوانان دیگر به علی علاقه‌مند می‌شوند و به او کمک می‌کنند. ببرک خان و یارانش موقع حمل مواد مخدر مورد هجوم ژاندارم‌ها قرار می‌گیرند و دستگیر می‌شوند. قهوه چی در درگیری می‌میرد و ببرک خان در واپسین لحظه فرزندش را به علی می‌سپارد.

== بازیگران ==
* [[عبدالرضا اکبری]] در نقش علی همتی
* [[مصطفی طاری]] در نقش لالی
* [[مرتضی احمدی]] در نقش خیر محمد
* [[کاظم افرندنیا]] در نقش ببرک خان
* [[ثریا حکمت]] در نقش ماه بی‌بی
* [[محمدتقی شریفی نوری]] در نقش کرم عزیز
* [[عبدالحسین خانشهری]] در نقش مراد بخش
* [[طیب شرافتی]] در نقش هاشم
* [[حسن نوروزی وفا]] در نقش رحمان
* [[احمد نصر]] در نقش  استوار
* [[منوچهر افسری]] در نقش شمعون
* [[سام قریبیان]] در نقش کودکی علی
* [[محمدعلی گرگیچ]] در نقش مدد خان
* [[محمد کیخواه]] در نقش  عزیز
* [[رضا صادقی (بازیگر)|رضا صادقی]] در نقش رضا
* [[حمیدرضا حاتمی زاده]] در نقش  رئیس آموزش و پرورش

== منابع ==
{{پانویس}}
* {{یادکرد وب |عنوان=جدال در تاسوکی |نشانی= http://www.sourehcinema.com/Title/Title.aspx?id=138109191276 |بازبینی= ۳۰ اوت ۲۰۱۳ |ناشر= [[سوره‌سینما]] |کد زبان= fa}}
* {{یادکرد وب |عنوان=لیست کامل عوامل فیلم جدال در تاسوکی |نشانی= http://www.sourehcinema.com/Title/FullCast_Crew.aspx?Id=138109191276 |بازبینی= ۳۰ اوت ۲۰۱۳ |ناشر= [[سوره‌سینما]] |کد زبان= fa}}
* [https://web.archive.org/web/20080611091520/http://www.iranactor.com/films/1365/jedal%20dar%20tasoki.htm جدال در تاسوکی] در وبگاه ایران‌آکتور
{{فرامرز قریبیان}}

{{فیلم-خرد}}

[[رده:فیلم‌ها به زبان فارسی]]
[[رده:فیلم‌های ۱۳۶۵]]
[[رده:فیلم‌های ایرانی]]
[[رده:فیلم‌ها به کارگردانی فرامرز قریبیان]]
[[رده:فیلم‌های درباره آموزگاران]]
[[رده:فیلم‌ها درباره مواد مخدر]]

title: جدال در تاسوکی

کارگردان: فرامرز قریبیان

تهیهکننده: فرامرز قریبیان

نویسنده: مینا خیامی

بازیگران: عبدالرضا اکبری · مصطفی طاری · مرتضی احمدی · کاظم افرندنیا · ثریا حکمت · سام قریبیان

موسیقی: احمدرضا محسنی

فیلمبردار: رضا بانکی

تدوینگر: داوود یوسفیان

شرکت · تولید: مرکز سینمایی ۶۴

تاریخهای انتشار: ۱۳۶۵

مدت زمان: ۹۸ دقیقه

کشور: ایران

زبان: فارسی


text:
# Lány, Kladno
Lány là một làng thuộc huyện Kladno, vùng Středočeský, Cộng hòa Séc.
Lâu đài Lány được đề cập lần đầu vào 1392. Nó đã thay đổi chủ sở hữu nhiều lần và trải qua một tái thiết lớn vào năm 1902 – 1903. Năm 1921, nó được nhà nước Tiệp Khắc mua lại và chỉ định là một dinh thự của tổng thống mùa hè. Kiến trúc sư người Slovene Jože Plečnik được đưa ra để cải tiến cả lâu đài lẫn công viên liền kề. T. G. Masaryk, tổng thống đầu tiên, thích lâu đài và được phép ở lại đó sau khi thoái vị vào năm 1935 cho đến khi ông qua đời vào năm 1937. Từ 1921 phục vụ như là nơi cư trú mùa hè thuận lợi của mình.

title: Lány, Kladno

wikitext:
{{Mồ côi|date=tháng 7 2018}}
{{Thông tin khu dân cư
|name          = Lány
|other_name             =
|native_name            =    <!-- for cities whose native name is not in English -->
|nickname               =
|settlement_type        =[[Làng của Cộng hòa Séc|Làng]]<!--For Town or Village (Leave blank for the default City)-->
|motto                  =
<!-- images and maps  ----------->
|image_skyline          =
|imagesize              =
|image_caption          =
|image_flag             =
|flag_size              =
|image_seal             =
|seal_size              =
|image_shield           =
|shield_size            =
|image_map              =
|pushpin_map            =
|mapsize                =
|map_caption            =
|image_map1             =
|mapsize1               =
<!-- Location ------------------>
|subdivision_type       = Quốc gia
|subdivision_name       = {{flag|Cộng hòa Séc}}
|subdivision_type1      = [[Vùng của Cộng hòa Séc|Vùng]]
|subdivision_name1      = [[Čechy Trung (vùng)|Středočeský]]
|subdivision_type2      = [[Huyện của Cộng hòa Séc|Huyện]]
|subdivision_name2      =[[Kladno (huyện)|Kladno]]
|subdivision_type3      =
|subdivision_name3      =
<!-- Politics ----------------->
|government_footnotes   =
|government_type        =
|leader_title           =
|leader_name            =
|established_title      =  <!-- Settled -->
|established_date       =
<!-- Area    --------------------->
|area_magnitude         =
|unit_pref                = <!--Enter: Imperial, if Imperial (metric) is desired-->
|area_footnotes           =
|area_total_km2           =<!-- ALL fields dealing with a measurements are subject to automatic unit conversion-->
|area_land_km2            = <!--See table @ Template:Infobox Settlement for details on automatic unit conversion-->
|area_metro_km2           =
<!-- Population   ----------------------->
|population_as_of               =
|population_footnotes           =
|population_note                =
|population_total               =
|population_density_km2         =
<!-- General information  --------------->
|timezone               = [[Giờ chuẩn Trung Âu|CET]]
|utc_offset             =+1
|timezone_DST         = [[Giờ Mùa hè Trung Âu|CEST]]
|utc_offset_DST         =+2
|latd=|latm=|lats=|latNS=N
|longd=|longm=|longs=|longEW=E
|elevation_footnotes    =  <!--for references: use  tags-->
|elevation_m            =
|elevation_ft           =
<!-- Area/postal codes & others -------->
|postal_code_type       = [[Các vùng của Liên minh châu Âu|NUTS 5]] <!-- enter ZIP code, Postcode, Post code, Postal code... -->
|postal_code            = CZ0203 541991
|area_code              =
|blank_name             =
|blank_info             =
|blank1_name            =
|blank1_info            =
|website                =
|footnotes              =
}}

'''Lány''' là một [[Làng của Cộng hòa Séc|làng]] thuộc huyện [[Kladno (huyện)|Kladno]], vùng [[Čechy Trung (vùng)|Středočeský]], [[Cộng hòa Séc]].<ref>{{Chú thích web|url=http://www.czso.cz/csu/klasifik.nsf/i/ii_struktura_uzemi_ceske_republiky/|tiêu đề=Struktura území ČR od 1.1.2008 do 1.1.2012 - xls|ngày truy cập=ngày 8 tháng 8 năm 2012|archive-date=2012-06-28|archive-url=https://web.archive.org/web/20120628044327/http://www.czso.cz/csu/klasifik.nsf/i/ii_struktura_uzemi_ceske_republiky/|url-status=dead}}</ref>

Lâu đài Lány được đề cập lần đầu vào 1392. Nó đã thay đổi chủ sở hữu nhiều lần và trải qua một tái thiết lớn vào năm 1902 – 1903. Năm 1921, nó được nhà nước Tiệp Khắc mua lại và chỉ định là một dinh thự của tổng thống mùa hè. Kiến trúc sư người Slovene [[Jože Plečnik]] được đưa ra để cải tiến cả lâu đài lẫn công viên liền kề. [[Tomáš Garrigue Masaryk|T. G. Masaryk]], tổng thống đầu tiên, thích lâu đài và được phép ở lại đó sau khi thoái vị vào năm 1935 cho đến khi ông qua đời vào năm 1937. Từ 1921 phục vụ như là nơi cư trú mùa hè thuận lợi của mình.<ref>(cs) PRECLÍK, Vratislav. Masaryk a legie (TGM and legions), váz. kniha, book 219 pages, first issue vydalo nakladatelství Paris Karviná, Žižkova 2379 (734 01 Karviná-Mizerov, Czech Republic) ve spolupráci s Masarykovým demokratickým hnutím (In association with the Masaryk democratic movement in Prague), 2019, ISBN 978-80-87173-47-3, pages 169-170, 189 - 190</ref>

== Tham khảo ==
{{tham khảo}}
{{Sơ khai địa lý Cộng hòa Séc}}

[[Thể loại:Huyện Kladno]]
[[Thể loại:Làng của Cộng hòa Séc]]

title: Lány

Quốc gia: Cộng hòa Séc

Vùng: Středočeský

Huyện: Kladno

Múi giờ: UTC+1, UTC+2

• Mùa hè ( DST ): CEST ( UTC+2 )


text:
# Strzelce Krajeńskie (gemeente)
De gemeente Strzelce Krajeńskie is een stad- en landgemeente in het Poolse woiwodschap Lubusz, in powiat Strzelecko-drezdenecki.
De zetel van de gemeente is in Strzelce Krajeńskie.
Op 30 juni 2004 telde de gemeente 17 432 inwoners.

## Oppervlakte gegevens
In 2002 bedroeg de totale oppervlakte van gemeente Strzelce Krajeńskie 318,57 km², waarvan:
- agrarisch gebied: 53%
- bossen: 38%

De gemeente beslaat 25,52% van de totale oppervlakte van de powiat.

## Demografie
Stand op 30 juni 2004:
| Omschrijving                   | Totaal | Totaal | Vrouwen | Vrouwen | Mannen | Mannen |
| ------------------------------ | ------ | ------ | ------- | ------- | ------ | ------ |
| eenheid                        | aantal | %      | aantal  | %       | aantal | %      |
| inwoners                       | 17 432 | 100    | 8892    | 51      | 8540   | 49     |
| bevolkingsdichtheid (inw./km²) | 54,7   | 54,7   | 27,9    | 27,9    | 26,8   | 26,8   |

In 2002 bedroeg het gemiddelde inkomen per inwoner 1195,21 zł.

## Administratieve plaatsen (sołectwo)
Bobrówko, Bronowice, Brzoza, Buszów, Danków, Gardzko, Gilów, Licheń, Lipie Góry, Lubicz, Machary, Ogardy, Pielice, Przyłęg, Sidłów, Sławno, Sokólsko, Strzelce Klasztorne, Tuczno, Wełmin, Wielisławice, Żabicko.

## Overige plaatsen
Buszewko, Chwytowo, Ciecierzyn, Czyżewo, Długie, Golczewice, Małe Osiedle, Ogardzki Młyn, Piastowo, Pieńkowice, Puszczykowo, Śródlesie, Tuczenko, Wilanów.

## Aangrenzende gemeenten
Barlinek, Bierzwnik, Dobiegniew, Kłodawa, Krzęcin, Pełczyce, Santok, Stare Kurowo, Zwierzyn
- Virtual International Authority File: 303283567

wikiname: nlwiki

title: Strzelce Krajeńskie (gemeente)

in_language: nl

wikitext:
{{Infobox gemeente Polen
| kaart_powiat=
| naam=Strzelce Krajeńskie
| wapen= POL Strzelce Krajeńskie COA.svg
| vlag=
| kaart_gemeente=
| woiwodschap=Lubusz
| powiat = [[Powiat Strzelecko-Ddrezdenecki]]
| gemeentetype=miejsko-wiejska
| leider=burmistrz
| leidernaam= Tadeusz Feder (2006)
| mail=umigstrz@go.onet.pl
| adres_ug= 66-500 [[Strzelce Krajeńskie]]
Aleja Wolności 48
| kod_poczt_ug=
| tel_ug=95 763-11-30
| fax_ug=95 763-32-94
| mail_ug=
| oppervlakte=318,57
| jaar=2004
| inwoners=17 432
| dichtheid=54,7
| netnummer=95
| kenteken=FSD
| lat_deg = 52
| lat_min = 52
| lat_sec = 32
| lon_deg = 15
| lon_min = 31
| lon_sec = 55
| gemeentecode=0806043
| plaatsen=
| sołectwa=22
| partnersteden=
| www=http://www.strzelce.pl
| bip=http://www.bip.sk.tensoft.pl/
}}
De '''gemeente Strzelce Krajeńskie''' is een [[gmina|stad- en landgemeente]] in het [[Polen|Poolse]] woiwodschap [[Lubusz (woiwodschap)|Lubusz]], in [[powiat Strzelecko-drezdenecki]].

De zetel van de gemeente is in [[Strzelce Krajeńskie]].

Op 30 juni 2004 telde de gemeente 17 432 inwoners.

==Oppervlakte gegevens==
In 2002 bedroeg de totale oppervlakte van gemeente Strzelce Krajeńskie 318,57 km², waarvan:

* [[Landbouw|agrarisch]] gebied: 53%
* [[Bos (vegetatie)|bossen]]: 38%

De gemeente beslaat 25,52% van de totale oppervlakte van de powiat.

==Demografie==
Stand op [[30 juni]] [[2004]]:

{| class="wikitable"
!Omschrijving || colspan="2" |Totaal || colspan="2" |Vrouwen || colspan="2" |Mannen
|-
|eenheid || aantal || % || aantal || % || aantal || %
|-
|inwoners || '''17 432''' || 100 || 8892 || 51 || 8540 || 49
|-
|bevolkingsdichtheid
(inw./km²) || colspan="2" | 54,7 || colspan="2" | 27,9 || colspan="2" | 26,8
|}

In 2002 bedroeg het gemiddelde inkomen per inwoner 1195,21 [[Złoty|zł]].

==Administratieve plaatsen (''sołectwo'')==
[[Bobrówko (powiat Strzelecko-drezdenecki)|Bobrówko]], [[Bronowice (powiat Strzelecko-drezdenecki)|Bronowice]], [[Brzoza (Lubusz)|Brzoza]], [[Buszów (powiat Strzelecko-drezdenecki)|Buszów]], [[Danków (Lubusz)|Danków]], [[Gardzko]], [[Gilów (Lubusz)|Gilów]], [[Licheń (Lubusz)|Licheń]], [[Lipie Góry (Lubusz)|Lipie Góry]], [[Lubicz (Lubusz)|Lubicz]], [[Machary (Lubusz)|Machary]], [[Ogardy]], [[Pielice]], [[Przyłęg (Lubusz)|Przyłęg]], [[Sidłów]], [[Sławno (Lubusz)|Sławno]], [[Sokólsko]], [[Strzelce Klasztorne]], [[Tuczno (Lubusz)|Tuczno]], [[Wełmin]], [[Wielisławice (Lubusz)|Wielisławice]], [[Żabicko]].

==Overige plaatsen==
[[Buszewko (Lubusz)|Buszewko]], [[Chwytowo]], [[Ciecierzyn (Lubusz)|Ciecierzyn]], [[Czyżewo (Lubusz)|Czyżewo]], [[Długie (powiat Strzelecko-drezdenecki)|Długie]], [[Golczewice]], [[Małe Osiedle]], [[Ogardzki Młyn]], [[Piastowo (Lubusz)|Piastowo]], [[Pieńkowice]], [[Puszczykowo (Lubusz)|Puszczykowo]], [[Śródlesie (Lubusz)|Śródlesie]], [[Tuczenko]], [[Wilanów (Lubusz)|Wilanów]].

==Aangrenzende gemeenten==
[[Barlinek (gemeente)|Barlinek]], [[Bierzwnik (gemeente)|Bierzwnik]], [[Dobiegniew (gemeente)|Dobiegniew]], [[Kłodawa (gemeente in powiat Gorzowski)|Kłodawa]], [[Krzęcin (gemeente)|Krzęcin]], [[Pełczyce (gemeente)|Pełczyce]], [[Santok (gemeente)|Santok]], [[Stare Kurowo (gemeente)|Stare Kurowo]], [[Zwierzyn (gemeente)|Zwierzyn]]

{{Bibliografische informatie}}

{{DEFAULTSORT:Strzelce Krajenskie (gemeente)}}
[[Categorie:Gemeente in Lubusz]]

title: Situering

Woiwodschap: Lubusz

Powiat: Powiat Strzelecko-Ddrezdenecki

title: Gegevens

Gemeente type: miejsko-wiejska

title: Politiek

Gemeentezetel: 66-500 Strzelce Krajeńskie · Aleja Wolności 48

burmistrz: Tadeusz Feder (2006)

title: Overig

Kentekenplaat: FSD

Website: Website

Portaal: Centraal-Europa


text:
# Solenopsis nitidum
Solenopsis nitidum é uma espécie de formiga do gênero Solenopsis, pertencente à subfamília Myrmicinae.

wikiname: ptwiki

title: Solenopsis nitidum

in_language: pt

wikitext:
{{Título em itálico}}
{{Info/Taxonomia
 |nome         = ''Solenopsis nitidum''
 |imagem       =
 |imagem_legenda =
 |estado       =
 |reino        = [[Animalia]]
 |filo         = [[Arthropoda]]
 |classe       = [[Insecta]]
 |superordem   = [[Endopterygota]]
 |ordem        = [[Hymenoptera]]
 |subordem     = [[Apocrita]]
 |superfamília = [[Vespoidea]]
 |família      = [[Formicidae]]
 |subfamília   = [[Myrmicinae]]
 |género       = ''[[Solenopsis]]''
 |espécie = '''''S. nitidum'''''
 |binomial     = ''Solenopsis nitidum''
 |binomial_autoridade =
 |sinónimos    =
}}
'''''Solenopsis nitidum''''' é uma espécie de [[formiga]] do gênero ''[[Solenopsis]]'', pertencente à subfamília [[Myrmicinae]].<ref>{{Citar web|url = https://www.gbif.org/species/5035120 |título = Solenopsis nitidum |obra = [[Global Biodiversity Information Facility|Sistema Global de Informação sobre Biodiversidade]] |língua = en |acessodata = 27 de agosto de 2019}}</ref><!-- == Descrição == -->
<!-- == Distribuição == -->

== Referências ==
<references/>

{{Esboço-formiga}}
{{Controle de autoridade}}

[[Categoria:Solenopsis]]

title: Classificação científica

Reino: Animalia

Filo: Arthropoda

Classe: Insecta

Superordem: Endopterygota

Ordem: Hymenoptera

Subordem: Apocrita

Superfamília: Vespoidea

Família: Formicidae

Subfamília: Myrmicinae

Género: Solenopsis

Espécie: S. nitidum

title: Nome binomial

Nome binomial: Solenopsis nitidum


text:
# Bistum Moroto
Das Bistum Moroto (lat.: Dioecesis Morotoensis) ist eine in Uganda gelegene römisch-katholische Diözese mit Sitz in Moroto.

## Geschichte
Das Bistum Moroto wurde am 22. März 1965 durch Papst Paul VI. mit der Apostolischen Konstitution Ex quo Christus aus Gebietsabtretungen des Bistums Gulu errichtet. Am 20. Mai 1991 gab das Bistum Moroto Teile seines Territoriums zur Gründung des Bistums Kotido ab.
Das Bistum Moroto ist dem Erzbistum Tororo als Suffraganbistum unterstellt.

## Bischöfe von Moroto
- Sisto Mazzoldi MCCJ, 1967–1980
- Paul Lokiru Kalanda, 1980–1991, dann Bischof von Fort Portal
- Henry Apaloryamam Ssentongo, 1992–2014
- Damiano Giulio Guzzetti MCCJ, seit 2014

wikiname: dewiki

title: Bistum Moroto

in_language: de

wikitext:
{{Infobox Römisch-katholisches Bistum
|Karte = Uganda - Diocesi di Moroto.png
|Kartengröße = 200px
|Karte Kirchenprovinz =
|Staat = [[Uganda]]
|Metropolitanbistum = [[Erzbistum Tororo]]
|Diözesanbischof = [[Damiano Giulio Guzzetti]] [[Comboni-Missionare|MCCJ]]
|Weihbischof =
|Emeritierter Diözesanbischof =
|Emeritierter Weihbischof =
|Generalvikar =
|Fläche = 14857
|Stand = 2021 / [[Annuario Pontificio|AP 2022]]
|Vikariate =
|Dekanate =
|Pfarreien = 11
|Einwohner = 608000
|Katholiken = 363050
|Diözesanpriester = 12
|Ordenspriester = 17
|Ständige Diakone =
|Ordensbrüder = 43
|Ordensschwestern = 62
|Ritus = [[Römischer Ritus]]
|Liturgiesprache = [[Englische Sprache|Englisch]]<br />[[Swahili (Sprache)|Swahili]]
|Kathedrale = Regina Mundi Cathedral
|Konkathedrale =
|Website =
}}

{{Mitgliederchart Wikidata}}

Das '''Bistum Moroto''' ([[Latein|lat.]]: ''Dioecesis Morotoensis'') ist eine in [[Uganda]] gelegene [[Römisch-katholische Kirche|römisch-katholische]] [[Diözese]] mit Sitz in [[Moroto]].

== Geschichte ==
Das Bistum Moroto wurde am 22. März 1965 durch [[Papst]] [[Paul VI.]] mit der [[Apostolische Konstitution|Apostolischen Konstitution]] ''Ex quo Christus'' aus Gebietsabtretungen des [[Erzbistum Gulu|Bistums Gulu]] errichtet.<ref>Paulus VI: Const. Apost. ''[https://www.vatican.va/content/paul-vi/la/apost_constitutions/documents/hf_p-vi_apc_19650322_morotoensis.html Ex quo Christus]'', [[Acta Apostolicae Sedis|AAS]] 58 (1966), n. 2, S. 128f.</ref> Am 20. Mai 1991 gab das Bistum Moroto Teile seines Territoriums zur Gründung des [[Bistum Kotido|Bistums Kotido]] ab.

Das Bistum Moroto ist dem [[Erzbistum Tororo]] als [[Suffragandiözese|Suffraganbistum]] unterstellt.

== Bischöfe von Moroto ==
* [[Sisto Mazzoldi]] [[Comboni-Missionare|MCCJ]], 1967–1980
* [[Paul Lokiru Kalanda]], 1980–1991, dann [[Bischof]] von [[Bistum Fort Portal|Fort Portal]]
* [[Henry Apaloryamam Ssentongo]], 1992–2014
* [[Damiano Giulio Guzzetti]] MCCJ, seit 2014

== Siehe auch ==
* [[Liste der römisch-katholischen Diözesen]]
* [[Römisch-katholische Kirche in Uganda]]

== Weblinks ==
{{Commonscat|Roman Catholic Diocese of Moroto|Bistum Moroto}}
* {{Catholic-hierarchy|Diözese|dmort}}
* {{GCatholic|Diözese|moro4}}

== Einzelnachweise ==
<references />

[[Kategorie:Bistum Moroto| ]]
[[Kategorie:Römisch-katholisches Bistum (Uganda)|Moroto]]
[[Kategorie:Bistumsgründung 1965|Moroto]]
[[Kategorie:Moroto]]

title: Basisdaten

Staat: Uganda

Metropolitanbistum: Erzbistum Tororo

Diözesanbischof: Damiano Giulio Guzzetti MCCJ

Ritus: Römischer Ritus

Liturgiesprache: Englisch · Swahili

Kathedrale: Regina Mundi Cathedral


text:
# Chamaecrista virginis
Chamaecrista virginis là một loài thực vật có hoa trong họ Đậu. Loài này được (H.S.Irwin & Barneby) H.S.Irwin miêu tả khoa học đầu tiên.

title: Chamaecrista virginis

wikitext:
{{tiêu đề nghiêng}}
{{Bảng phân loại
| name = ''Chamaecrista virginis''
| status =
| status_system =
| status_ref =
| image =
| image_caption =
| regnum = [[Thực vật|Plantae]]
| unranked_divisio = [[Thực vật có hoa|Angiospermae]]
| unranked_classis = [[Thực vật hai lá mầm thật sự|Eudicots]]
| unranked_ordo = [[Nhánh hoa Hồng|Rosids]]
| ordo = [[Bộ Đậu|Fabales]]
| familia = [[Họ Đậu|Fabaceae]]
| genus = ''[[Chamaecrista]]''
| species = '''''C. virginis'''''
| binomial = ''Chamaecrista virginis''
| binomial_authority = ([[Howard Samuel Irwin|H.S.Irwin]] & [[Rupert Charles Barneby|Barneby]]) [[Howard Samuel Irwin|H.S.Irwin]]
}}
'''''Chamaecrista virginis''''' là một loài [[thực vật có hoa]] trong [[họ Đậu]]. Loài này được (H.S.Irwin & Barneby) H.S.Irwin miêu tả khoa học đầu tiên.<ref>{{Chú thích web|url=http://www.theplantlist.org/tpl1.1/record/ild-24637| tiêu đề=''Chamaecrista virginis''|ngày truy cập=ngày 5 tháng 6 năm 2013| tác giả 1=The Plant List | năm =2010}}</ref>

==Chú thích==
{{tham khảo|30em}}

== Liên kết ngoài ==
*{{Thể loại Commons-inline|Chamaecrista virginis}}
*{{Wikispecies nội dòng|Chamaecrista virginis}}

[[Thể loại:Chi Muồng trĩn]]

{{Cassieae-stub}}

title: Phân loại khoa học

Giới (regnum): Plantae

(không phân hạng): Angiospermae Eudicots Rosids

Bộ (ordo): Fabales

Họ (familia): Fabaceae

Chi (genus): Chamaecrista

Loài (species): C. virginis

title: Danh pháp hai phần

Danh pháp hai phần: Chamaecrista virginis · (H.S.Irwin & Barneby) H.S.Irwin


text:
# West Glacier
West Glacier – jednostka osadnicza w Stanach Zjednoczonych, w stanie Montana, w hrabstwie Flathead.

title: West Glacier

wikitext:
{{Miejscowość infobox
 |nazwa                        = West Glacier
 |nazwa oryginalna             =
 |rodzaj miasta                = CDP
 |zdjęcie                      =
 |opis zdjęcia                 =
 |herb                         =
 |flaga                        =
 |dopełniacz nazwy             = West Glacier
 |państwo                      = Stany Zjednoczone
 |1. jednostka administracyjna = {{Państwo|Montana}}
 |2. jednostka administracyjna = [[Hrabstwo Flathead|Flathead]]
 |kod statystyczny             = [[Federal Information Processing Standard|FIPS]]: 30-79075
[[Geographic Names Information System|GNIS]] ID: 0793105
 |stanowisko zarządzającego    = Mayor
 |zarządzający                 =
 |powierzchnia                 = 10,7
 |wysokość                     = 980
 |rok                          = 2010
 |liczba ludności              =
 |gęstość zaludnienia          =
 |numer kierunkowy             = 406
 |kod pocztowy                 = 59921, 59936
 |tablice rejestracyjne        =
 |strefa czasowa               = [[UTC-07:00]]
[[UTC-06:00]]
 |kod mapy                     = US-MT
 |współrzędne                  = 48°30′0″N 113°58′43″W
 |commons                      =
 |www                          =
}}
'''West Glacier''' – jednostka osadnicza w [[Stany Zjednoczone|Stanach Zjednoczonych]], w stanie [[Montana]], w hrabstwie [[Hrabstwo Flathead|Flathead]].

{{Kontrola autorytatywna}}

[[Kategoria:CDP w stanie Montana]]

title: West Glacier

Państwo: Stany Zjednoczone

Stan: Montana

Hrabstwo: Flathead

Populacja · • liczba ludności: · 221 · (1 kwietnia 2020)


text:
# اصل تمام‌نگاری
اصل تمام‌نگار یا اصل هولوگرافیک (به انگلیسی: Holographic principle) انگاشته ای از نظریه ریسمان و فرضیه ای بر اساس خاصیت گرانش کوانتمی است، که بیان می کند حداکثر مقدار محتوای اطلاعات محدود به هر ناحیه‌ای،  یک بیشینه دارد، و این بیشینه نه با حجم ناحیه که با مساحت مرزش متناسب است. بنابراین، به عنوان مثال محتوای اطلاعات درون یک اتاق را حجم اتاق تعیین نمی‌کند، بلکه مساحت دیوارهای پیرامون آن تعیین می‌کند. این اصل از این ایده ناشی شده که طول پلانک یک ضلع از یک مربع است که فقط می تواند حدود یک بیت اطلاعات را نگهداری کند. این محدودیت را در ابتدا فیزیکدان جرارد توفت در سال ۱۹۹۳ مطرح کرد.
این محدودیت برگرفته از ملاحظاتی است که بیان می کنند یک سیاهچاله توسط ِ مساحت سطحِ افق رویدادش تعیین می شود، نه به وسیلۀ حجمِ محصورش. عبارتِ «هولوگرافیک» از قیاسِ هولوگرام گرفته شده است که در آن، تصاویر سه بعدی با انعکاس نور در یک صفحه ی مسطح ایجاد می شوند.
 بر این طریق، جهان فیزیکی را می‌توان یک هولوگرام دانست که اطلاعات آن در افق گرانشی کیهان توصیف شده‌است.
همچنین این نظریه را به لئونارد ساسکیند و چارلز تورن نیز نسبت می‌دهند.
دقیق‌ترین فرمول‌بندی اصل هولوگرافیک در تناظر ای دی اس/سی اف تی است که توسط نظریه‌پرداز ریسمان، خوان مارتین مالداسنا در سال ۱۹۹۷ میلادی مطرح شد.

title: اصل تمام‌نگاری

wikitext:
'''اصل تمام‌نگار''' یا '''اصل هولوگرافیک''' {{انگلیسی|Holographic principle}} انگاشته ای از [[نظریه ریسمان]] و فرضیه ای بر اساس خاصیت [[گرانش کوانتمی]] است، که بیان می کند حداکثر مقدار محتوای اطلاعات محدود به هر ناحیه‌ای،  یک بیشینه دارد، و این بیشینه نه با حجم ناحیه که با مساحت مرزش متناسب است. بنابراین، به عنوان مثال محتوای اطلاعات درون یک اتاق را حجم اتاق تعیین نمی‌کند، بلکه مساحت دیوارهای پیرامون آن تعیین می‌کند. این اصل از این ایده ناشی شده که [[طول پلانک]] یک ضلع از یک مربع است که فقط می تواند حدود یک بیت اطلاعات را نگهداری کند. این محدودیت را در ابتدا فیزیکدان [[جرارد توفت]] در سال ۱۹۹۳ مطرح کرد.
این محدودیت برگرفته از ملاحظاتی است که بیان می کنند یک سیاهچاله توسط ِ مساحت سطحِ افق رویدادش تعیین می شود، نه به وسیلۀ حجمِ محصورش. عبارتِ «هولوگرافیک» از قیاسِ هولوگرام گرفته شده است که در آن، تصاویر سه بعدی با انعکاس نور در یک صفحه ی مسطح ایجاد می شوند.
<ref> Apod.NASA [https://apod.nasa.gov/apod/ap170423.html]</ref> بر این طریق، جهان فیزیکی را می‌توان یک هولوگرام دانست که اطلاعات آن در افق گرانشی کیهان توصیف شده‌است. <ref>{{یادکرد کتاب|عنوان=Theory "I": The inner dimension of leadership|نام خانوادگی=Angha|نام=Nader|ناشر=M.T.O. Publications|سال=2006|شابک=1-904916-04-X|مکان=Frankfurt a. M., Germany|صفحات=186}}</ref>
همچنین این نظریه را به [[لئونارد ساسکیند]] و چارلز تورن<ref>[https://en.wikipedia.org/wiki/Charles_Thorn]</ref> نیز نسبت می‌دهند.

دقیق‌ترین فرمول‌بندی اصل هولوگرافیک در [[تناظر ای دی اس/سی اف تی]] است که توسط نظریه‌پرداز ریسمان، [[خوان مارتین مالداسنا]] در سال ۱۹۹۷ میلادی مطرح شد.

== منابع و پانویس ==
{{پانویس|چپ‌چین=بله}}
{{گرانش کوانتومی}}
{{سیاه‌چاله}}
{{موضوعات نظریه ریسمان}}

{{فیزیک-خرد}}

[[رده:اصل‌ها]]
[[رده:تمام‌نگاری]]
[[رده:سیاه‌چاله‌ها]]
[[رده:علوم اطلاعات کوانتومی]]
[[رده:فیزیک نظری]]
[[رده:کیهان‌شناسی]]
[[رده:گرانش کوانتومی]]


text:
# Capitella capitata
Capitella capitata är en ringmaskart som först beskrevs av Fabricius 1780.  Capitella capitata ingår i släktet Capitella och familjen Capitellidae. Arten är reproducerande i Sverige.

## Underarter
Arten delas in i följande underarter:
- C. c. japonica
- C. c. antarctica
- C. c. oculata
- C. c. ovincola
- C. c. tripartita
- C. c. floridana
- C. c. europaea

wikiname: svwiki

title: Capitella capitata

in_language: sv

wikitext:
{{robotskapad|Lsjbot|ringmask|datum=2013-01}}
{{Taxobox
| name = ''Capitella capitata''
| status =
| image = Capitella capitata.jpg
| image_caption =
| domain_sv =
| domain =
| regnum_sv = [[Djur]]
| regnum = Animalia
| phylum_sv = [[Ringmaskar]]
| phylum = Annelida
| classis_sv = [[Havsborstmaskar]]
| classis = Polychaeta
| ordo_sv =
| ordo = ''[[incertae sedis]]''
| familia_sv =
| familia = [[Capitellidae]]
| genus_sv =
| genus = [[Capitella]]
| species_sv =
| species = '''Capitella capitata'''
| taxon = Capitella capitata
| taxon_authority = ([[Fabricius (auktor)|Fabricius]], 1780)
| range_map =
| range_map_caption = Utbredningsområde
| image2 =
| image2_caption =
| synonyms = ''Matla bengalensis'' [[Stephenson (auktor)|Stephenson]], 1908<ref name = "col446389"/><ref name = "col446408"/><ref name = "col451147"/>
''Capitella prototypa'' [[Voldemar Czerniavsky|Czerniavsky]], 1881<ref name = "col446389"/><ref name = "col447015"/><ref name = "col447049"/>
''Capitella similis'' [[Voldemar Czerniavsky|Czerniavsky]], 1881<ref name = "col446389"/><ref name = "col447015"/><ref name = "col446483"/>
''Capitella capitata'' [[Voldemar Czerniavsky|Czerniavsky]], 1881<ref name = "col446389"/><ref name = "col446408"/><ref name = "col447015"/>
''Capitella capitata'' [[Voldemar Czerniavsky|Czerniavsky]], 1881<ref name = "col446389"/><ref name = "col446408"/><ref name = "col447015"/>
''Capitella capitata'' [[Voldemar Czerniavsky|Czerniavsky]], 1881<ref name = "col446389"/><ref name = "col446408"/><ref name = "col447015"/>
''Capitella capitata'' [[Voldemar Czerniavsky|Czerniavsky]], 1881<ref name = "col446389"/><ref name = "col446408"/><ref name = "col447015"/>
''Capitella capitata'' [[Voldemar Czerniavsky|Czerniavsky]], 1881<ref name = "col446389"/><ref name = "col446408"/><ref name = "col447405"/>
''Ancistria acuta'' [[Addison Emery Verrill|Verrill]], 1874<ref name = "col446389"/><ref name = "col446643"/><ref name = "col451149"/>
''Valla ciliata'' Johnston, 1865<ref name = "col446389"/><ref name = "col446408"/><ref name = "col446541"/>
''Saenuris barbata'' [[Grube (auktor)|Grube]], 1860<ref name = "col446389"/><ref name = "col446408"/><ref name = "col30015"/><ref name = "col446455"/>
''Lombricus canalium'' [[Giovanni Domenico Nardo|Nardo]], 1847<ref name = "col446389"/><ref name = "col446408"/><ref name = "col451148"/>
''Lumbriconais marina'' Örsted, 1842<ref name = "col446389"/><ref name = "col446821"/><ref name = "col449877"/>
''Capitella fabricii'' [[Henri Marie Ducrotay de Blainville|Blainville]], 1828<ref name = "col446389"/><ref name = "col446512"/><ref name = "col451150"/>
''Lumbricus litoralis'' Johnston, 1827<ref name = "col446389"/><ref name = "col30015"/><ref name = "col446821"/><ref name = "col447431"/>
''Lumbricus capitatus'' [[Fabricius (auktor)|Fabricius]], 1780<ref name = "col446389"/><ref name = "col446512"/><ref name = "col446431"/><ref name = "col451151"/>
}}

'''''Capitella capitata'''''<ref name = "col446389"/><ref name = "col446408"/><ref name = "col447049"/><ref name = "col446483"/><ref name = "col446643"/><ref name = "col446821"/><ref name = "col446512"/><ref name="col451151"/><ref name = "col30552"/><ref name = "col34666"/><ref name = "col34752"/><ref name = "col40113"/><ref name = "col446407"/><ref name = "col446410"/><ref name = "col446428"/><ref name = "col446758"/><ref name = "col451146"/> är en [[ringmaskar|ringmask]]art som först beskrevs av [[Fabricius (auktor)|Fabricius]] 1780.  ''Capitella capitata'' ingår i [[släkte]]t ''[[Capitella]]'' och [[familj (biologi)|familjen]] [[Capitellidae]].<ref name = "COL"/><ref name = "source"/><ref name = "dyn"/> Arten är [[fortplantning|reproducerande]] i [[Sverige]].<ref name = "dyn"/>

== Underarter ==

Arten delas in i följande underarter:<ref name = "COL"/>

* ''C. c. japonica''
* ''C. c. antarctica''
* ''C. c. oculata''
* ''C. c. ovincola''
* ''C. c. tripartita''
* ''C. c. floridana''
* ''C. c. europaea''

== Källor ==
<references>
<ref name = "COL">{{webbref |url= http://www.catalogueoflife.org/annual-checklist/2011/search/all/key/capitella+capitata/match/1|titel= Species 2000 & ITIS [[Catalogue of Life]]: 2011 Annual Checklist.|hämtdatum= 24 september 2012 |författare= Bisby F.A., Roskov Y.R., Orrell T.M., Nicolson D., Paglinawan L.E., Bailly N., Kirk P.M., Bourgoin T., Baillargeon G., Ouvrard D. (red.)|datum= 2011|verk= |utgivare=Species 2000: Reading, UK.}}</ref>
<ref name = "dyn">[https://www.dyntaxa.se/taxon/info/227751?changeRoot=True Dyntaxa Capitella capitata]</ref>
<ref name = "col30552">Muller, Y. (2004) Faune et flore du littoral du Nord, du Pas-de-Calais et de la Belgique: inventaire. [Coastal fauna and flora of the Nord, Pas-de-Calais and Belgium: inventory]. Commission Régionale de Biologie Région Nord Pas-de-Calais: France. 307 pp.,</ref>
<ref name = "col34666">ITIS database,</ref>
<ref name = "col34752">Trott, T.J. (2004) Cobscook Bay inventory: a historical checklist of marine invertebrates spanning 162 years. Northeastern Naturalist (Special Issue 2): 261 - 324.,</ref>
<ref name = "col40113">Brunel, P., L. Bosse, and G. Lamarche. (1998) Catalogue of the marine invertebrates of the estuary and Gulf of St. Lawrence. Canadian Special Publication of Fisheries and Aquatic Sciences, 126. 405 p.,</ref>
<ref name = "col446389">Fauchald, Kristian (2007) World Register of Polychaeta,</ref>
<ref name = "col446407">Bellan, G. (2001) Polychaeta, '''''in''''': Costello, M.J. ''et al.'' (Ed.) (2001). ''European register of marine species: a check-list of the marine species in Europe and a bibliography of guides to their identification. Collection Patrimoines Naturels,'' 50:,</ref>
<ref name = "col446408">Hartman, O. (1959) Catalogue of the Polychaetous Annelids of the World. Occasional Papers of the Allan Hancock Foundation, 23: 628pp.,</ref>
<ref name = "col446410">Fauchald, K., A. Granados-Barba, and V. Solís-Weiss. (2009) Polychaeta (Annelida) of the Gulf of Mexico,,</ref>
<ref name = "col446428">Glasby, C.; Read, G. (2009) Polychaeta, Myzostomida. In: Gordon, D. (Ed.) (2009). New Zealand Inventory of Biodiversity. Volume One: Kingdom Animalia. 584 pp,</ref>
<ref name = "col446483">Fauvel, P. (1927) Polychètes sédentaires. Addenda aux errantes, Arachiannélides, Myzostomaires. Faune de France Volume 16. 1-494. Paul Lechevalier. Paris.,</ref>
<ref name = "col446512">Malmgren, A. J. (1867) Annulata Polychaeta Spetsbergiae, Groenlandiae, Islandiae et Scandinaviae hactenus cognita. Öfversigt af Königlich Vetenskapsakademiens förhandlingar, Stockholm, 24(4): 127-235.,</ref>
<ref name = "col446643">Hartman, O. (1942) A review of the types of polychaetous annelids at the Peabody Museum of Natural History, Yale University. Bulletin of the Bingham Oceanographic Collection, Yale University, 8(1): 1-98.,</ref>
<ref name = "col446758">Holtmann, S.E.; Groenewold, A.; Schrader, K.H.M.; Asjes, J.; Craeymeersch, J.A.; Duineveld, G.C.A.; van Bostelen, A.J.; van der Meer, J. (1996) Atlas of the zoobenthos of the Dutch continental shelf. Ministry of Transport, Public Works and Water Management: Rijswijk, The Netherlands. {{ISBN|90-369-4301-9}}. 243 pp.,</ref>
<ref name = "col446821">Fauvel, P. (1911) Troisième note préliminaire sur les polychètes provenant des campagnes de l'Hirondelle et de la Princesse-Alice, ou déposées dans la Musée Océanographique de Monaco. Bulletin de l'Institute océanographique, 194: 1-41.,</ref>
<ref name = "col447049">Hartman, O. (1959) Polychaeta. 538-541. IN: Edmondson, W. T. (Ed.). Freshwater Biology. John Wiley and Sons Inc. New York.,</ref>
<ref name="col451151">Fabricius, O. (1780) Fauna Groenlandica, systematice sistens, Animalia Groenlandiae occidentalis hactenus indagata, quoad nomen specificum, triviale, vernaculumque synonyma auctorum plurium, descriptionem, locum, victum, generationem, mores, usum, capturamque singuli prout de,</ref>
<ref name = "col451146">Blake, J.A. (2000) Family Capitellidae Grube, 1862. pages 47-96. IN: Blake, James A.; Hilbig, Brigitte; and Scott, Paul Valentich. Taxonomic Atlas of the Benthic Fauna of the Santa Maria Basin and Western Santa Barbara Channel. 7 - The Annelida Part 4. Polychaeta: Fabellige,</ref>
<ref name = "source">''WoRMS Polychaeta: World List of Polychaeta''. Read G. & Fauchald K., 2010-12-10</ref>
<ref name = "col446431">Fauchald, K. (1977) The polychaete worms, definitions and keys to the orders, families and genera. Natural History Museum of Los Angeles County: Los Angeles, CA (USA) Science Series 28:1-188,</ref>
<ref name = "col451151">Fabricius, O. (1780) Fauna Groenlandica, systematice sistens, Animalia Groenlandiae occidentalis hactenus indagata, quoad nomen specificum, triviale, vernaculumque synonyma auctorum plurium, descriptionem, locum, victum, generationem, mores, usum, capturamque singuli prout de,</ref>
<ref name = "col451150">Blainville, H. de (1828) Dictionnaire des Sciences naturelles, dans lequel on traite méthodiquement des differens êtres de la nature, considérés soit en eux-mêmes, d'après l'état actuel de nos connaisance, soit relativement a l'utilité qu'en peuvent retirer la médicine, l'agricul,</ref>
<ref name = "col449877">Örsted, Anders Sandoe (1842) Udtog af en Beskrivelse af Grønlands Annulata dorsibranchiata. Naturhistorisk Tidsskrift, Köbenhavn, 4: 109-127.,</ref>
<ref name = "col447405">Czerniavsky, Voldemaro (1881) Materialia ad zoographiam Ponticam comparatam. Bulletin de la Société Impériale des naturalistes de Moscou (= Byulletin' Moskovskogo obshchestva ispytatelei prirody), 56(1): 338-420.,</ref>
<ref name = "col451149">Verrill, A.E. (1874) Results of recent dredging expeditions on the coast of New England. No. 5. American Journal of Science and Arts, 7: 131-138.,</ref>
<ref name = "col30015">Oligochaeta checklist for ERMS2,</ref>
<ref name = "col446455">Grube, A.E. (1860) Beschreibung neuer oder wenig bekannter Anneliden. Beitrag: Zahlreiche Gattungen. Archiv für Naturgeschichte, Berlin, 26: 71-118,3plates.,</ref>
<ref name = "col447015">Czerniavsky, Voldemaro (1881) Material ad zoographiam Ponticam comparatam. Fasc. III Vermes. Bulletin de la Société Impériale des naturalistes de Moscou (= Byulletin' Moskovskogo obshchestva ispytatelei prirody), 55(4): 211-363.,</ref>
<ref name = "col447431">Johnston, George (1827) Contributions to the British Fauna. The Zoological Journal 3: 321-336.,</ref>
<ref name = "col446541">Johnston, George. (1865) A catalogue of the British non-parasitical worms in the collection of the British Museum. 1-365. British Museum. London. [See also separate entry for Baird supplement],</ref>
<ref name = "col451147">Stephenson, J. (1908) Preliminary description of an oligochaete worm of uncertain position. Record of the Indian Museum, 2: 39.,</ref>
<ref name = "col451148">Nardo, G. Domenico. (1847) Prospetto della fauna marine volgare del Veneto estuario con cenni sulle principali specie commestibili dell'Adriatico, ecc. 1-45. G. Antonelli. Venice.,</ref>
</references>

== Externa länkar ==
*{{commonscat|Capitella capitata}}
* {{wikispecies|Capitella capitata|''Capitella capitata''}}

[[Kategori:Havsborstmaskar]]
[[Kategori:Capitella|capitata]]

title: Systematik

Domän: Eukaryoter · Eukaryota

Rike: Djur · Animalia

Stam: Ringmaskar · Annelida

Klass: Havsborstmaskar · Polychaeta

Ordning: incertae sedis

Familj: Capitellidae

Släkte: Capitella

Art: Capitella capitata

title: Vetenskapligt namn

Vetenskapligt namn: § Capitella capitata

Auktor: (Fabricius, 1780)

title: Synonymer

Synonymer: Matla bengalensis Stephenson, 1908 · Capitella prototypa Czerniavsky, 1881 · Capitella similis Czerniavsky, 1881 · Capitella capitata Czerniavsky, 1881 · Capitella capitata Czerniavsky, 1881 · Capitella capitata Czerniavsky, 1881 · Capitella capitata Czerniavsky, 1881 · Capitella capitata Czerniavsky, 1881 · Ancistria acuta Verrill, 1874 · Valla ciliata Johnston, 1865 · Saenuris barbata Grube, 1860 · Lombricus canalium Nardo, 1847 · Lumbriconais marina Örsted, 1842 · Capitella fabricii Blainville, 1828 · Lumbricus litoralis Johnston, 1827 · Lumbricus capitatus Fabricius, 1780

Synonymer: Hitta fler artiklar om djur med Djurportalen


text:
# Анджей Стано
Анджей Стано гербу Ґоздава — адвокат, підчаший львівський (1642—1651), підкоморій сяноцький (з 1651), маршалок коронаційний Судової Вишні у 1649 році. Син Єжи Стано, посла Речі Посполитої до Османської імперії і Московського царства. У 1658 році побудував костел у Рудках.
10 червня 1653 року під Сянком відбувся з'їзд сяноцької шляхти, який курував Анджей Стано. На цьому з'їзді було підтверджено намір про проведення найму та мобілізації ланового жовніра. Щоб шляхта прибула у визначений термін з поборовими квитами та привела на військовий огляд жовнірів, підкоморій сяноцький звернувся до них з універсалом, вирядивши при цьому п'ять вершників своїми силами.
У 1655 році, під час вторгнення в Річ Посполиту шведських військ, на зборі посполитого рушення Анджей Стано був призначений ротмістром хорогви.
Під час вторгнення військ Юрія II Ракоці у Річ Посполиту, як підкоморій сяноцький видав універсал, згідно з яким призначив збір посполитого рушення шляхти на 6 лютого 1657 року. За станом здоров'я відмовився брати участь в мобілізації, доручивши цю роботу сяноцькому хорунжому.

title: Анджей Стано

wikitext:
{{Особа}}
'''Анджей Стано''' гербу '''[[Гоздава (герб)|Ґоздава]]''' — адвокат, [[підчаший]] львівський (1642—1651), [[підкоморій]] сяноцький (з 1651)<ref name="Підготовка та організація">{{Стаття |автор=[[Лисейко Ярослав Богданович|Ярослав Лисейко]] |посилання_на_автора= |назва=Підготовка та організація військового походу сяноцьких ланових жовнірів у 1653 р. |посилання=http://ena.lp.edu.ua:8080/bitstream/ntb/21404/1/5-19-23.pdf |відповідальний= |видання=[[Національний університет «Львівська політехніка»]] |видання посилання= |тип= |рік=2013 |місяць= |том= |випуск= |номер= |сторінки=19–23 |issn= |bibcode= |doi= |pmid= |мова= |accessdate=6 грудня 2016 |archivedate=28 травня 2018 |archiveurl=https://web.archive.org/web/20180528052218/http://ena.lp.edu.ua:8080/bitstream/ntb/21404/1/5-19-23.pdf }} {{Webarchive|url=https://web.archive.org/web/20180528052218/http://ena.lp.edu.ua:8080/bitstream/ntb/21404/1/5-19-23.pdf |date=2018-05-28 }}</ref>, маршалок коронаційний [[Судова Вишня|Судової Вишні]] у 1649 році. Син {{не перекладено|Єжи Стано||pl|Jerzy Stano (poseł)}}, посла [[Річ Посполита|Речі Посполитої]] до [[Османська імперія|Османської імперії]] і [[Московське царство|Московського царства]]. У 1658 році побудував костел у [[Рудки|Рудках]]<ref>Z dziejów i tradycji srebrnego wieku: studia i materiały. 1992. str. 29 {{ref-pl}}</ref>.

10 червня 1653 року під [[Сянік|Сянком]] відбувся з'їзд сяноцької шляхти, який курував Анджей Стано. На цьому з'їзді було підтверджено намір про проведення найму та мобілізації ланового [[Солдат|жовніра]]. Щоб шляхта прибула у визначений термін з поборовими квитами та привела на військовий огляд жовнірів, підкоморій сяноцький звернувся до них з універсалом, вирядивши при цьому п'ять вершників своїми силами<ref name="Підготовка та організація"/>.

У 1655 році, під час [[Шведський потоп|вторгнення]] в Річ Посполиту шведських військ, на зборі [[Посполите рушення|посполитого рушення]] Анджей Стано був призначений ротмістром хорогви<ref>{{Стаття|автор=Ярослав Лисейко |посилання_на_автора= |назва=Участь шляхти у мобілізації війська в Сяноцькій землі на початку Польсько-шведської війни (квітень–грудень 1655 р.) |посилання=http://ena.lp.edu.ua:8080/xmlui/bitstream/handle/ntb/26196/7-40-46.pdf |відповідальний= |видання=Національний університет «Львівська політехніка» |видання посилання= |тип= |рік=2014 |місяць= |том= |випуск= |номер= |сторінки=40–46 |issn= |bibcode= |doi= |pmid= |мова= }}</ref>.

Під час вторгнення військ [[Ракоці Дєрдь II|Юрія II Ракоці]] у Річ Посполиту, як підкоморій сяноцький видав універсал, згідно з яким призначив збір посполитого рушення шляхти на 6 лютого 1657 року. За станом здоров'я відмовився брати участь в мобілізації, доручивши цю роботу сяноцькому [[Хорунжий|хорунжому]]<ref>{{Стаття|автор=Ярослав Лисейко |посилання_на_автора= |назва=Участь шляхти в обороні Сяноцької землі під час воєнної кампанії Дьєрдя ІІ Ракоці та його союзників у січні–липні 1657 р. |посилання=http://library.lp.edu.ua:8080/bitstream/ntb/27263/1/005-017-022.pdf |відповідальний= |видання=Національний університет «Львівська політехніка» |видання посилання= |тип= |рік=2014 |місяць= |том= |випуск= |номер= |сторінки=17–22 |issn= |bibcode= |doi= |pmid= |мова= }}</ref>.

== Примітки ==
{{reflist}}

{{Бібліоінформація}}

{{DEFAULTSORT:Стано, Анджей}}

{{Ізольована стаття}}

[[Категорія:Львівські підчаші]]
[[Категорія:Сяноцькі підкоморії]]

title: Анджей Стано

Країна: Річ Посполита

Посада: львівський підчашийd і підкоморій сяноцькийd