Bilgisayar mimarisi, Donanım Sistemi Mimarisi (HSA) ve Buyruk Kümesi Mimarisi (ISA) başlıkları altında iki farklı yaklaşımla tanımlanmaktadır.

Donanım Sistemi Mimarisi donanım aygıtlarının (G/Ç, Bellek, MİB vs.) bağlı olduğu alt sistemi oluşturur. Buyruk Kümesi Mimarisi ise bu elemanlara yön verecek programlar yazılırken kabul edilecek öngörülerdir. Dolayısıyla Buyruk Kümesi Mimarisi (ISA) yazılım ile donanım arasında iş gören bir birimdir.

Merkezî işlem birimine yön verecek program bazı adımlardan oluşur ve her adımda, MİB'ne yapması gereken işlem ve yapacağı işlemin hangi büyüklükler üzerinde olacağı belirtilmektedir. MİB'nin her bir program adımında yapması gereken işlemleri belirtmek amaçlı kullanılan açıklamaya buyruk denilir. Buyruk içinde yapılacak işlemi ve adresleme yöntemini belirten ise komuttur. İşlenen, üzerinde işlem yapılacak büyüklüğü ya da büyüklüğün yerini (bellek gözünü) belirtir.

Yüksek seviye dilleri bilgisayar mimarisinden bağımsızdır. Bu diller derleyici tarafından mimariye bağımlı olan makine diline çevrilir. Bir diğer çevirici (assembler) bu çevrilen makine dili buyruklarını işlenebilir ikili kodlara çevirir. Buyruk Kümesi Mimarisi (BKM) işlemcinin programcı'ya ve derleme yapan kişiye görünen yüzüdür. Yüksek seviye dilleri ise mimarinin detaylarını programcı'dan saklar.

Buyruk yapıları
Bir makine buyruğunun bir işlem kodu ve bir veya daha fazla işlenenden oluştuğunu biliyoruz. Buyruk kümesini kodlamak çok değişik yollarla yapılabilir. Mimariler; buyruk başına içerilen bit sayısından (genellikle 16, 32 ve 64 bit), buyruk başına içerilen işlenen sayısından, buyruk türlerinden ve her birinin işleyebileceği verilerden dolayı birbirlerinden farklılık gösterirler. Daha ayrıntılı olarak mimariler birbirlerinden şu özelliklerden dolayı farklılık gösterirler;

 Merkezî işlem birimi içinde işlenenleri saklayacak hafıza (depo).
İşlenenler bellek dışında nerede saklanacaklar?
Veriler yığın (Stack) yapısı içinde veya yazmaç içinde saklanabilirler.

 Buyruk başına belirgin işlenen (operand) sayısı.
Tipik bir buyrukta kaç işlenen isimlendirilecek?,
0, 1, 2, 3 en yaygın işlenen sayılarıdır.

 İşlenen konumu.
Herhangi bir AMB buyruk işleneni bellekte konumlanabilirmiş? Yoksa bütün işlenenler MİB içerisinde mi tutulacak?
Buyruklar yazmaçtan-yazmaca, yazmaçtan-belleğe ya da bellekleten-belleğe gibi buyruk başına işlenenlerin kombinasyonu şeklinde sınıflandırılabilir.

 İşlemler (operasyonlar).
BKM (Buyruk Kümesi Mimarisi) ne gibi işlemleri destekleyecek?Ayrıca hangi buyruklar belleğe erişecek ve hangileri erişmeyecek?

 İşlenenlerin türü ve boyutu.
İşlenenlerin türü ve boyutu ne ve nasıl belirtilecekler?İşlenenler adresler, numaralar ve hatta karakterler olabilirler.

Bütün bunların içerisinde en önemli farklılık MİB içerisinde işlenenleri saklayacak ara hafıza birimleridir. (Bu hafıza elemanları ileride detaylı olarak anlatılacaktır.)

Buyruklar; etiket alanı, işlem kodu alanı, işlenen alanı ve açıklama alanından oluşur. Bunlara Kaynak Program Alanları denir.

Etiket alanı bir sayısal değere veya bir bellek alanına karşılık gelir. Yazılması isteğe bağlıdır. Herhangi bir BRANCH, JUMP veya CALL komutunun altyordama dalış adresi olabilirler. İlk harfi kesinlikle bir harf ile başlar ve en fazla 6 karakter uzunluğunda olabilir. Etiketlerin kullanılma sebepleri;

 Program alanlarının bulunmasında ve hatırlanmasında kolaylık sağlarlar,
 Programda yapılan bir değişiklikte veya düzenlemede kolayca hareket ettirilebilirler,
 Programa yeniden yerleştirme sabiti eklenerek assembler ve yükleyici her bir adrese yeniden yüklenebilir.

İşlem kodu alanında mnemonic (hatırlatıcı) harflerle yazılan yapılacak işin komutları bulunur.

Mesela LoaD Accumulator with operand komutunu LDA, Branch on Carry Set komutunu BCS halinde hatırlatıcı olarak buyruğumuza koyuyoruz.

İşlenen alanı işlenene gerek duyan buyrukların veri veya adres tanımladıkları yerdir. İşlenenin başına veya sonuna konulan işaretlerden ne tür bir bilgi olduğu anlaşılır. Aşağıdaki tabloda bu işaretler anlamlarıyla birlikte gösterilmiştir.

Tablo: adres ve veri önünde-sonunda kullanılan işaretler ve anlamları

Açıklama alanı programcı tarafından bir başkası tarafından programın izlenmesi veya yürütülmesi maksadıyla konulmuştur. İsteğe bağlıdır. Program satırlarında buyrukların ne yaptığını anlatmak için kullanılır. Derleyici tarafından dikkate alınmaz.

Buyruk kümeleri için tasarım kararları
Bilgisayar mimarileri tasarım aşamasında oldukları zaman öncelikli olarak buyruk kümesi formatı belirlenmelidir. Bu formatı seçmek genellikle oldukça zordur çünkü buyruk kümesi mimariyle uyuşmalıdır ve mimari, eğer iyi tasarlanmışsa, yıllarca ömrünü sürdürebilmelidir. Tasarım aşamasında yapılan kararlar uzun süreli dallanmalara sahiptir.

Buyruk kümesi mimarisi bazı değişik faktörlere göre ölçülür. Bunlar: (1) bir program için gereken alan; (2) bir buyruğu yürütmek için gereken çözümleme sayısı cinsinden buyruk kümesinin karışıklığı ve buyruk tarafından yürütülen görevlerin, işlerin karışıklığı; (3) buyrukların uzunlukları; (4) toplam buyruk sayısı. Bir buyruk kümesi tasarlanırken göz önünde bulundurulması gerekenler ise;

 Kısa buyruklar tipik olarak daha iyidir çünkü bellekte daha az yer kaplarlar ve daha hızlı yakalanırlar. Ancak bu buyruk sayısını kısıtlar çünkü ihtiyacımız olan buyrukların sayısını belirtmek için buyruk içinde yeterli sayıda bit olması gerekir. Kısa buyruklar ayrıca boyut ve işlenen sayısı üzerinde de daha sıkı kısıtlamalara sahiptir.
 Uzunlukları sabit buyrukları çözümlemek daha kolaydır fakat alan israfına yol açar.
 Bellek organizasyonu buyruk yapısını etkiler. Mesela eğer bellekte 16 veya 32 bitlik sözcükler varsa ve bellek baytla adreslenebilir değilse basit bir karaktere ulaşmak zordur. Bu sebepten dolayı 16, 32 veya 64 bitlik sözcüklere sahip olan makineler bayt adreslenebilir olsalar bile ve sözcükler 1 baytdan büyük olsalar dahi her bir bayt tek bir adrese sahiptir.
 Sabit uzunluktaki bir buyruk belirli sayıda işlenene sahip olmayabilir. Buyruğun bütünü açısından sabit uzunlukta buyruk tasarlayabilmemiz gerekir, fakat işlenen kısmındaki bitler gerektiği zaman değişebilmeli (buna genişletilmiş işlem kodu denir).
 Çok değişik sayıda adresleme türleri vardır.
 Eğer baytlar katlı sayıda baytlardan oluşuyorsa, bu baytlar baytla adreslenebilir bir makinede nasıl sıralanırlar? En önemsiz bayt en yüksek bayt adresinde mi yoksa en düşük bayt adresinde mi saklanmalı? Burada soldan ve sağdan anlamlı bellek adresleri devreye girer.
 Mimarî ne kadar yazmaç içerecek ve bu yazmaçlar nasıl organize olacaklar? İşlenenler MİB'de nasıl saklanacaklar?

Küçüğü anlamlı ve büyüğü anlamlı
Bilgisayarın ve bilgisayar mimarisinin çok baytlı (katmanlı bayt) verileri nasıl sıralayacağıyla ilgili bir kavramdır. Soldan anlamlılık ve sağdan anlamlılık da denilmektedir. Bugünkü çoğu mimariler bayt-adreslenebilir olduklarından çok sayıda baytın bellekte nasıl sıralanacağıyla ilgili bir standarda sahip olmalılar. Eğer sıralanmış bir sözcükte en büyük baytın adresi sözcük adresi ise bu sıralamaya soldan anlamlı (big endian) denir. Eğer en küçük baytın adresi sözcük adresine eşitse bu sıralanmaya sağdan anlamlı (little endian) denir. UNIX makinelerinin çoğu soldan anlamlıdır (ayrıca IBM 360/370, Motorola 68k, MIPS, Sparc, HP PA da soldan anlamlıdır). PC lerin çoğu ise sağdan anlamlıdır. (ayrıca Intel 80x86, DEC Vax, DEC Alpha da sağdan anlamlıdır). İşlemci üreticileri de bu konuda iki gruba ayrılır. Örneği Motorola devamlı soldan anlamlılığı kullanırken İntel sağdan anlamlılığı kullanlır (Bazı işlemciler ise hem soldan anlamlılığı hem de sağdan anlamlılığı birlikte kullanır).

Mesela 4 baytlık bir tam sayı düşünelim;Bayt 3 Bayt2 Bayt1 Bayt0

Sağdan anlamlı bir makinede bu baytlar şu şekilde sıralanırlar;Taban Adresi + 0 = Bayt0Taban Adresi + 1 = Bayt1Taban Adresi + 2 = Bayt2Taban Adresi + 3 = Bayt3

Soldan anlamlı bir makinede ise şu şekilde dizilirler;Taban Adresi + 0 = Bayt3Taban Adresi + 1 = Bayt2Taban Adresi + 2 = Bayt1Taban Adresi + 3 = Bayt0

Bayt adreslenebilir bir makinede 32-bit onaltılı 12345678 değerinin 0 adresinde depolandığını varsayalım. Her bir rakam yarım bayt'a ihtiyaç duymaktadır, böylece bir bayt iki rakam tutabilir. Bu onaltılı değer aşağıdaki şekilde gösterildiği gibi hafızada depolanır (rakamsal hücreler hafızanın güncel içeriğini belirtmektedir).

Şekil: 12345678 onaltılı değerinin küçüğü başta ve büyüğü başta şeklinde depolanması

İki metodunda avantajları ve dezavantajları vardır, fakat birini diğerinden daha iyi olması da gerekmez. Soldan anlamlı (big endian) insanlara alışıldık gelir, bu yüzden özellikle yığınları okuması daha kolaydır. Yüksek seviyedeki baytın önce gelmesi sebebiyle ofset sıfırdaki bayta bakarak her zaman sayının pozitif veya negatif olduğu bulunabilir (sağdan anlamlıda işareti belirlemek için sayının uzunluğu bilinmelidir ve işaret bilgisini içeren bayt bulunmalıdır). Soldan anlamlı makineler tam sayıları ve dizileri aynı şekilde sıralar ve dizi işlemlerinde daha hızlıdır. Çoğu bit eşli grafikler "en anlamlı bit soldaki" ilkesine göre eşlenmiştir. Bu sağdan anlamlı makineler için bir performans kısıtlaması getirir çünkü bir baytdan daha büyük grafik elemanlarıyla çalışırken sürekli baytların sırasını ters çevirmek zorundadır.

Ancak soldan anlamlılığın dezavantajları da vardır. 32 bit tam sayı adresinden 16 bit tam sayı adresine çeviride toplama yapmak için sağdan anlamlı bir makine gereklidir. Yüksek kesinlikte aritmetik işlemler sağdan anlamlılık kullanarak daha kolay ve hızlıdır. Soldan anlamlılığı kullanan çoğu mimarî sözcüklere adreslenemeyen alanlara sözcüklerin yazılmasına izin vermez (örneğin eğer sözcük 2 veya 4 baytsa adres her zaman çift sayı olmak zorundadır). Bu boşluk israfına sebep olur. Sağdan anlamlı mimariler, intel gibi, tek sayılı adreslerin okunup yazılmasına izin verir, bu yüzden bu makineler üzerinde programlama daha kolay olur.

Bilgisayar ağları soldan anlamlıdır. Sağdan anlamlı bilgisayarlar ağ üzerinden tam sayıları geçirecekleri zaman bunları ağ bayt sıralamasına çevirmek zorundadırlar. Aynı şekilde, tam sayıları alacakları zaman ise kendi ifadelerine çevirmek zorundadırlar.

Yazılım uygulamaları açısından soldan ve sağdan anlamlılık son derece önemlidir. Bir dosyadan veri okuyacak veya veri yazacak olan herhangi bir program makinenin bayt sıralamasına göre hareket etmelidir. Soldan anlamlı bir makinede sağdan anlamlılığı kullanan bir programı açmak için öncelikli olarak bayt sıralaması tersine çevrilmelidir. Mesela Adobe Photoshop, JPEG, MacPaint ve Sun raster dosyaları soldan anlamlı, GIF, PC Paint brush, RTF (Mikrosoft tarafından) sağdan anlamlıdırlar. Microsoft WAV ve AVI dosyaları, TIFF dosyaları, XWD ise her iki sıralamayı destekler.

MİB (Merkezî İşlem Birimi) İçerisinde dahili depolama birimleri: yığınlar (stacks) ve yazmaçlar (registers)
Bir kez hafızadaki bayt düzeni belirlendiğinde donanım tasarımcısı CPU'nun veriyi nasıl depolayacağına dair bâzı kararlar vermek zorundadır. Bu, en basit anlamda buyruk kümesi mimarisine karar vermektir. Üç seçenek vardır:

) Bir yığın tabanlı mimari
) Bir biriktirici tabanlı mimari
) Bir genel amaçlı yazmaç (GPR - general purpose register) mimarisi

Yığın mimarisinin komutlarını işletmek için bir yığın kullanır ve işlenenler yığının en üstüne aşağıdan yukarı doğru dizilirler. Yığın yapılı makineler iyi bir kod yoğunluğuna ve ifadelerin değerlendirilmesi için sade bir modele sahip olmalarına rağmen, istenilen bir yığına rastgele erişilemez, bu sebepten dolayı yığınlı yapılarda etkili kod oluşturulması zordur.

Bir işlenenin tamamı biriktiricinin içinde olan biriktirici mimarileri, makinenin karmaşıklığını en aza indirir ve çok kısa komutlara izin verir. Ancak biriktirici yalnız geçici depolama yaptığından dolayı hafıza trafiği (erişimi) oldukça yüksektir.

Genel amaçlı yazmaç kullanan mimariler, günümüzün makine mimarileri içerisinde en çok tercih edilen modelidir. Bu yazmaç kümeleri bellekten çok daha hızlıdır, derleyici tarafından kullanılması çok kolay, çok etkin ve çok verimlidir. Ayrıca son yıllarda donanım fiyatları önemli ölçüde düştü ve böylece en az maliyetle çok sayıda yazmaç eklenebilir oldu. Eğer bellek erişimi hızlı ise, yığın tabanlı tasarım iyi bir seçenek olabilir. Eğer bellek erişimi yavaşsa, yazmaçları kullanmak çok daha iyidir. Bu sebepten dolayı son 15 yılda çıkan pek çok bilgisayar sistemleri genel yazmaç tabanlıdır. Uzun buyruklarda tüm işlenenler yazmaçların sonuçları kullanılarak isimlendirilmelidir, bu sebeple daha uzun getirme, yakalama ve çözme zamanları ve döngüleri oluşur. (Kısa buruklar BKM tasarımcıları için çok önemli bir amaçtır.) Tasarımın BKM seçimi aşamasında tasarımcılar belirli bir ortamda en iyi hangi mimarinin çalışacağına karar vermelidirler ve vazgeçilecek (taviz verilecek) şeyleri dikkatle tetkik etmelidirler. (İyi tasarım fedakârlık gerektirir).

Genel amaçlı mimari, işlenenlerin bulundukları yerlere göre üçe ayrılabilir. Bellek-bellek mimarilerinde bellekte iki ya da üç işlenen birlikte bulunur. Böylece bir yazmaçta herhangi bir işlenene ihtiyaç duyulmadan buyruğun işlem yapmasına izin verilir. Yazmaç-bellek mimarileri en az bir işlenenin yazmaçta, bir işlenenin de bellekte olmasını gerektiren bir yapıya ihtiyaç duyar. Yükle depola mimarileri veri üzerinde herhangi bir işlem yapılmadan önce verinin yazmaçlara gönderilmesini sağlar. Intel ve Motorola yazmaç bellek mimarilerine örnektir; Digital Equipment'in VAX mimarisi bellek-bellek işlemlerine izin verir; MIPS, SPARC, PowerPC ve ALPHA yükle-depola makinelerine örneklerdir.

Günümüzde birçok mimarî GPR tabanlıdır. Şimdi GPR mimarilerini ikiye bölen ana buyruk kümesi karakteristiklerini inceleyelim. Bunlar adresleme biçimleri ve işlenenlerin sayıları olarak iki grupta incelenirler.

İşlenen sayıları ve buyruk uzunluğu
Bir bilgisayar mimarisini tanımlamak için en bilindik yöntem her bir buyrukta yer alan en fazla işlenen sayısını ya da adresini belirlemektir. Bu tek başına buyruğun uzunluğuna doğrudan etki etmektedir. Güncel mimarilerdeki buyruklar iki şekilde biçimlendirilebilir:

 Sabit Uzunluk- Alanı boş yere israf eder, ancak buyruk-seviyesi boru hattı kullanıldığında hızlıdır ve daha iyi performans oluşur.
 Değişken Uzunluk- Şifre çözmesi daha karmaşıktır fakat depolama alanını en iyi şekilde kullanılır.

Çoğu zaman, gerçek hayatta uzlaşma, kolay görülebilen ve kod çözümü daha kolay olan bit kalıplarını sağlayan iki-üç buyruk uzunluğunu kullanmayı gerektirir. Buyruk uzunluğunu makinedeki sözcük uzunluğuyla karşılaştırmamak lazım. Eğer buyruk uzunluğu sözcük uzunluğuna eşitse, buyruklar ana bellekte saklandıklarında mükemmel bir şekilde hizalanırlar. Buyruklar, adreslemeden dolayı daima hizalanmalıdır. Bundan dolayı, bir sözcüğün iki katı, üç katı, yarısı ya da çeyreği büyüklüğündeki buyruklar boşa alan israf edebilir. Değişken uzunluktaki buyruklar aynı boyutta olmadıklarından hizalanmaları gerekir, bu da yine alan israfına yol açar.

En yaygın buyruk biçimleri sıfır, bir, iki ya da üç işlenene sahip olanlardır. Mantık ve aritmetik işlemleri genellikle iki işlenene sahiptir, ancak eğer biriktirici (accumulator) varsa işlemler yalnızca bir işlenenle yürütülebilir. Bu yaklaşımı üç işlenene genişletirsek son hedef üçüncü işlenen olacaktır. Ayrıca yığın yapısı kullanılarak sıfır işlenenli buyruklar oluşturulabilir. Aşağıdakiler en genel buyruk biçimleridir;

 Sadece İşlem kodu (adres yok)
 İşlem kodu + 1 Adres (genellikle bir bellek adresi)
 İşlem kodu + 2 Adres (genellikle iki yazmaç ya da bir yazmaç bir bellek adresi)
 İşlem kodu + 3 Adres (genellikle üç yazmaç ya da yazmaç ve belleğin bileşimi)

Mesela MIPS mimarisinde aşağıdaki buyruk biçimleri kullanılır;

Bütün mimariler buyruk başına işlenen sayısında izin verilen bir sınıra sahiptir. Sıfır, bir, iki ve üç işlenenli buyrukların çok yaygın olduğunu söylemiştik. Bir, iki ve üç işlenenli buyrukları anlamak kolaydır, ancak tamamıyla sıfır işlenenli buyruklar üzerine yapılmış bir buyruk kümesi mimarisi bir hayli karmaşıktır.

Toplama gibi, mantık olarak bir ya da iki işlenene ihtiyaç duyan işlemlerin yapılabilmesi için işleneni olmayan makine buyrukları yığın kullanmaya ihtiyaç duyarlar. Yığın tabanlı mimarî genel amaçlı yazmaçları kullanmak yerine işlenenleri yığının en üstünde saklar ve en üstteki ögeye merkezî işlem biriminin ulaşmasını sağlar. (Makine mimarilerindeki en önemli veri yapılarından biri yığındır. Yığın yapısı karmaşık hesaplamalar sırasında ara değerleri verimli bir şekilde saklar, yordam çağrıldığı anda parametrelerin geçişini verimli bir şekilde sağlar, bununla birlikte yerel blok yapısının korunmasını da sağlar, değişkenlerin ve altyordamların kapsamlarını belirler.)

Yığın tabanlı mimarilerde, birçok buyruk yalnızca işlem kodlarından oluşur. Bununla birlikte sadece bir işleneni olan özel buyruklar da vardır (yığına eleman ekleyen veya yığından eleman çıkaran tipi buyruklar). Yığın mimarileri, her biri bir işlenene sahip olan push ve pop buyruklarına ihtiyaç duyarlar. Push X buyruğu, X bellek konumundaki veri değerini yığının üstüne yerleştirir. Pop X buyruğu, yığının en üstteki ögesini siler ve X bellek konumuna yazar. Belleğe erişme izni sadece bâzı buyruklara verilir; diğer bütün buyruklar yürütme esnasında herhangi bir işlenen için yığını kullanmak zorundadır.

İki işlenene ihtiyaç duyulan işlemlerde, yığının en üstteki iki elemanı kullanılır. Mesela bir ADD komutu çalıştırırsak, MİB yığının en üstteki iki elemanını alır, ikisini de yığından atar ve yığının en üstüne toplama işleminin sonucunu yerleştirir. Çıkarma işlemi gibi değişmeli olmayan işlemlerde, en üstteki öge bir altındaki ögeden çıkarılır, ikisi de yığından atılır ve yığının en üstüne çıkarma işleminin sonucu yerleştirilir.

Bu yığın organizasyonu uzun aritmetik ifadeler için çok etkili ve verimlidir (RPN). Diğer bir adı Postfix gösterimi olan bu gösterime göre işleç işlenenlerden sonra yer alır (infix gösteriminde işleç işlenenlerin arasında yer alır, prefix gösteriminde ise işleç işlenenlerden önce gelir.)

Örnek olarak; X + Y infix gösterimidir + X Y prefix gösterimidir X Y + postfix gösterimidir.

Bütün aritmetik ifadelerin bu gösterimleri kullanarak yazılması mümkündür. Fakat, bir yazmaç yığını ile birleştirilmiş postfix gösterimi, aritmetik ifadelerin hesaplanmasında en etkili yoldur. Aslında bâzı elektronik hesap makineleri kullanıcıdan ögeleri postfix gösteriminde girmesini ister. Bu hesap makinelerinde biraz alıştırma yapıldığında, iç içe dizilmiş birçok parantez içeren uzun ifadeleri, terimlerin nasıl gruplandığını bile düşünmeden, daha hızlı bir şekilde hesaplamak mümkündür.

(X + Y) x (W - Z) + 2

Denklemi RPN'de yazılırsa aşağıdaki gibi olur

XY + WZ - x2+

Dikkat edilecek olursa, RPN'de öncelikleri korumak amacıyla kullanılan parantezlere ihtiyaç duyulmaz.

Sıfır, bir, iki ve üç işlenen kavramlarıyla ilgili bir örnek verelim. Her bir kavramı kullanarak, bir aritmetik hesap yapan basit bir program yazalım.

Örnek

Aşağıdaki ifadeyi hesaplayalım;

Z = (X x Y) + (W x U)

Genelde, üç işlenene izin verildiğinde, en az bir işlenen yazmaç olur ve ilk işlenen genellikle hedef olur. Üç adresli buyrukları kullanırken, Z'nin hesaplanması için gereken kodu aşağıdaki gibi yazabiliriz;

Mult R1, X, Y
Mult R2, W, U
Add Z, R2, R1

Eğer iki adresli buyruklar kullanılıyorsa, bir adres genellikle bir yazmacı ifade eder (iki adresli buyruklar iki işlenenin de bellek adresi olmasına pek izin vermez). Diğer işlenen, bir yazmaç ya da bir bellek adresi olabilir. İki adresli buyruklar kullanırsak kodumuz aşağıdaki gibi olur;

Load R1, X
Mult R1, Y
Load R2, W
Mult R2, U
Add R1, R2
Store Z, R1

İlk işlenenin hedef mi yoksa kaynak mı olduğunu bilmek önemlidir, burada hedef olduğunu öngörüyoruz. (Bu noktada, Intel çevirici dili ile Motorola çevirici dili arasında geçiş yapmak zorunda kalan programcıların kafası karışabilir. Çünkü Intel çeviricisi ilk işleneni hedef alır, Motorola çeviricisi ise ilk işleneni kaynak alır.)

Tek adresli buyruklar kullanıldığında, bir yazmaç (genellikle biriktirici) buyruğun sonucu için hedef olarak gösterilir. Z'nin hesaplanmasındaki kod aşağıdaki gibi olur;

Load X Mult Y Store Temp Load W Mult U Add Temp Store Z

Buyruk başına izin verilen işlenen sayısı azaldı, fakat kodu çalıştırmak için gerekli olan buyruk sayısı arttı. Bu durum, mimarî tasarımında tipik bir boşluk ya da zamandan taviz verme örneğidir. Daha kısa buyruklar oluşur, fakat programlar uzar.

Sıfır adresli buyruklara sahip olan yığın tabanlı bir makinede bu programın ne yaptığını araştıralım şimdi de. Yığın tabanlı mimariler Add, Subt, Mult veya Divide komutları için işlenen kullanmazlar. Bir yığına ve bu yığında pop ve push işlemlerine ihtiyaç duyulur. Yığına erişim gerçekleştiren işlemler, işlenenin yığına eklendiğini ya da yığından çıkarıldığını belirten bir adres alanına sahip olmalıdırlar (diğer bütün işlemler sıfır adreslidir). Push komutu işleneni yığının en üstüne iter. Pop komutu yığının en üstündeki elemanı yakalar ve işlenene yerleştirir. Bu mimari, Z'yi hesaplayacak olan programın çok uzun olmasına sebep olur. Aritmetik işlemlerin yığının en tepesindeki iki işleneni kullandığını, onları yığından çıkardığını ve daha sonra işlemin sonucunu yığının en tepesine eklediğini öngörelim, kodumuz aşağıdaki gibi oluşur;

Push X Push Y Mult Push W Push U Mult Add Store Z

Buyruğun uzunluğu, işlem kodunun uzunluğundan ve izin verilen işlenen sayısından etkilendiğni yukarıda vurguladık. Eğer işlem kodunun uzunluğu sabit ise, çözme işlemi çok daha kolay olur. Fakat geriye dönük uyumluluk ve esneklik sağlayabilmek için, işlem kodunun uzunluğu değişken olabilir. Değişken uzunluktaki işlem kodlarında, değişken uzunluktaki buyruklarda görülen problemlere benzer sorunlar söz konusu olabilir. Birçok tasarımcı işlem kodlarını genişletme konusunda uzlaşmaya varmıştır.

İşlem Kodlarını Genişletme
İşlem kodlarını genişletme, işlem kodlarının geniş bir kümesini ve kısa işlem kodları, dolayısıyla kısa buyrukları elde etme amacıyla ortaya çıkmıştır. Amacı bâzı işlem kodlarını kısaltmak, ancak ihtiyaç olduğunda uzun işlem kodları da sağlamaktır. İşlem kodu kısa olduğunda, bitlerden birçoğu işlenenleri tutar (buyruk başına iki ya da üç işlenen bulunabilirdi). İşlenenler için alana ihtiyaç duyulmadığında (Halt gibi bir işlem sırasında ya da makine bir yığın kullandığında), tüm bitler işlem kodu için ayrılabilir, bu durum birçok benzersiz buyruğa izin verir. Az işleneni olan uzun işlem kodları olduğu gibi çok işleneni olan kısa işlem kodları da mevcuttur.

16-bit buyruklara ve 16 yazmaca sahip olan bir makine düşünelim. Bu kez basit bir ya da iki biriktirici yerine bir yazmaç kümesi bulunur, benzersiz bir yazmaç tanımlamak için 4 bit kullanırız. Her biri 3 yazmaç işlenenine sahip olan ya da işlem kodu için 4 bit, bellek adresi için 12 bit kullanan (4K boyutunda bir bellek olduğunu varsayıyoruz) 16 buyruğu şifreleyebiliriz. Bellek kaynağı 12 bite gereksinim duyar, diğer amaçlar için 4 bit kalır. Fakat, eğer bellekteki bütün veri ilk olarak bu yazmaç kümesindeki bir yazmaca yüklenirse, komut yalnızca 4 bit kullanarak (16 yazmaç olduğunu varsayarsak) gerekli veri ögesini seçebilir. Bu iki seçim aşağıdaki şekilde gösteriliyor;

Şekil: 16-bit buyruk biçimi için iki olasılık

Aşağıdaki buyrukları şifrelemek istediğimizi varsayalım;

 3 adresli 15 buyruk
 2 adresli 14 buyruk
 1 adresli 31 buyruk
 0 adresli 16 buyruk

Bu buyruk kümesini 16 bitle şifreleyebilir miyiz? İşlem kodlarını genişletme işlemini kullandığımız sürece cevap "evet" olur. Şifreleme aşağıdaki gibi yapılır;Genişleyen işlem kodu yapısı, çözme işlemini daha karmaşık hale getirir. Basit şekilde bir bit kalıbına bakıp hangi buyruk olduğuna karar vermek yerine, buyruğu aşağıda belirtildiği gibi çözmemiz gerekir;if (leftmost four bits!= 1111) (Execute appropriate three-address instruction) else if (leftmost seven bits!= 1111 111) (Execute appropriate two-address instruction) else if (leftmost twelve bits!= 1111 1111 1111) (Execute appropriate one-address instruction) else (Execute appropriate zero-address instruction) Her adımda, daha fazla bite bakmamız gerektiğini bildiren yedek bir kod bulunur. Bu durum, donanım tasarımcılarının sürekli karşılaştıkları taviz vermelerin (trade-off) diğer bir örneğidir. Burada biz işlem kodu alanını işlenen alanıyla yer değiştirmiş oluyoruz.

Buyruk türleri
Birçok bilgisayar buyruğu veri üzerinde yürütülür, ancak yürütülmeyen buyruklar da vardır. Bilgisayar üreticileri buyrukları aşağıdaki kategorilere ayırır;
 Veri aktarımları
 Aritmetik işlemler
 Boolean
 Bit işleme (shift ve rotate buyruklarıyla)
 Giriş/Çıkış
 Denetim aktarımı
 Özel amaç

Veri aktarım buyrukları
Veri hareket buyrukları en sık kullanılan buyruk türlerinden birisidir. Veri bellekten yazmaçlara, yazmaçlardan yazmaçlara ve yazmaçlardan belleğe taşınabilir, birçok makine kaynak ve hedefe bağlı olarak farklı buyruklar sağlar. Mesela bir MOVE komutu her zaman iki yazmaçlı işlenene ihtiyaç duyabilir, oysa MOVE komutu bir yazmaç ve bir bellek işlenine izin verir. RISC gibi bâzı mimariler, işletimi hızlandırmak için belleğe veya bellekten veri taşıyan buyrukları sınırlandırır. Birçok makine, farklı boyutlardaki veriyi işlemek için değişik load, store ve move komutlarına sahiptir. Mesela bayt işlemek için bir LOADB komutu, sözcük işlemek için de bir LOADW komutunun kullanılması gibi. Bellekten belleğe doğrudan veri aktarım komutu yoktur. Bu durumda MİB gibi aracı elemana ihtiyaç duyulur. Veri önce bellekten biriktiriciye alınır, daha sonra da diğer bellek alanlarına aktarılır.

Veri aktarım işlemleri kendi arasında üç alt gruba ayrılırlar: Aktarım bellekle yazmaç arasında, yazmaçtan yazmaca ve yığına veri atıp geri alma şeklinde yapılabilir.

Bellek-yazmaç aktarımı
Komutların sonunda bulunan harfler belirli kaydedicileri hedefler. Mesela A kaydedicisini, X indis kaydedicisini ve Y indis kaydedicisini hedefleyebilir. Verinin alındığı bellek konumları, buyruğun işlenen kısmında belirtilir. Bu adresler, indisli, mutlak ve veri tanımlı olabilirken, bayraklardan Z ve N bayrakları etkilenirler.

Kaydedicilerden belleğe depolama veya saklama yapmak için STA, STX ve STY komutları kullanılır. Bu kaydedicilerdeki bilgi işlenen üzerinden hedeflenen bellek konumuna aktarılır. Bu aktarım işlemleri sırasında bayraklarda bir değişme olmaz. Veri aktarım işlemlerinde kaynağın içeriği değişmez, fakat hedefin içeriği değişir.

Mesela belleğin bir konumundaki veri alınarak başka bir konumuna atılma işlemi için basit bir program yapılırsa;

LDA $0200; A «— [0200]
STA $2025	; [2025] «— A

Burada [0200] adres konumundaki veri (verinin değerinin ne olduğu önemli değil) biriktiriciye alınarak tekrar başka bir yere, [2025] adres konumuna gönderilmektedir. [2025] adresinde bulunan daha önceki veri yeni değer aktarılırken silinir, fakat [0200] adresindeki veri aynen kalır.

Yazmaçtan yazmaca aktarım
Bu komutlar bellekte bir baytlık yer kaplarlar. Komut yanında işlenene gerek duyulmaz. Kaydediciden kaydediciye veri aktarım komutları; TAX, TAY, TXA, TYA, TSX ve TXS'dir.

Burada komutun ortasındaki harf daima kaynak kaydedicisini, sondaki harf ise hedef kaydedicisini gösteririr. TXS'nin dışında diğer komutlar N ve Z bayraklarını etkiler.

Programcılar TXS komutunu program başlangıcında yığın işaretçisini(SP) hazırlamada kullanılırlar. SP yığındaki bir sonra kullanılabilecek bellek konumunu gösterir.

LDX #$FF;Yığının dibini gösterecek veriyi hazırla
TXS 	;ve yığın işaretçisine aktar.

Veri aktarımları
Veri, biriktiriciden yığına, yığından biriktiriciye ve durum (P) bilgileri yığına, yığından tekrar duruma aktarılır. Yığına atılan bir veri, yığın işaretçisinin değerini bir azaltır, yığından geri çekilen bir veriyle de yığın işaretçisi tekrar bir artar.

Yığın kullanımı iki sebeple gerçekleştirilir:
 Kesmelere cevap vermek için ve altyordamlara dalmalarda dönüş adresini saklamak için
 Kaydedici içeriklerinin geçici olarak depolanması için.

Mesela 6502 mimarisinde, PHA komutu, yığın işaretçisinin gösterdiği ilk yığın konumuna biriktiricinin içeriğini atarken, yığın işaretçisi bir sonraki boş konumu göstermek için değerini bir azaltır. Bu işlemi bir programla gösterelim;
0200 LDA#$A5; A=A5H
0202 PHA; A'yı yığına at
0203 LDA#$67; A=67H
0205 	 PHA; A'yı yığına at

Aritmetik işlem komutları
Aritmetik işlemler tam sayıları ve kayan nokta sayılarını kullanan komutlara sahiptir. Buyruk kümelerinde çeşitli veri boyutları olduğundan farklı aritmetik komutlar bulunur. Veri aktarım komutlarıyla, değişik adresleme biçimlerinde yazmaç ve bellek erişiminin çeşitli kombinasyonlarını sağlamaya yarayan farklı komutlar olabilir.

Toplama işlemi
Sekiz adresleme biçimini kullanabilen ADC ve ADD komutları, işlenenin değerini, elde ile birlikle biriktiricideki sayıyla toplayarak yine sonucu biriktiriciye atar. Bu işlemin sembolik gösterimi şu şekildedir: (Farklı Mimarî türleri değişik komutlar ile iş görürler. ADC ve ADD sadece örnek olarak verilmiştir.)

[A] «— [A] + [M] + C

Buradaki [M], ADC ve ADD komutlarının işlenen kısımlarında bulunan veriyi veya bellekle bulunan bir veriyi göstermektedir. Toplama işlemi, durum bayrağındaki D'nin durumuna göre ikili sayı kodunda ya da BCD kodunda olabilir. Veriler toplama ve çıkarma işlemlerinde işaretli veya işaretsiz şekilde birlikte kullanılabilir. Programcının ne tür bir veri kullandığını bilmesi gerekir.

ADD komutu işlenirken bir önceki işlemden kalan elde varsa bu bi sonraki eldeye katılarak toplama işlemine sokulur.
Toplama işlemine bir örnek verilirse:
CLC; C=0
LDA#$25; [A]=25H
ADC$40; [A] «— [A] + [0040] +C

Yukarıdaki programda ilk satırda CLC bir önceki programdan kalan ve şu anki programa etki edebilecek eldelerden kurtulmak için C bayrağını temizlenir. Daha sonra A'ya 25H verisi yüklenir. Bir altındaki adımda A'daki veri [0040] no' lu bellek konumundaki veri ve elde toplanarak sonuç yine A'ya yazılıyor.

Çıkarma işlemi
Tekrar hatırlatacak olursak değişik mimarî türlerinde değişik komutlar kullanılmaktadır, bunlar karıştırılmamalıdır. SUB, SUBI, SUBU, SBC değişik mimarilerdeki çıkarma komutlara örnektir. Mesela 6502'de SBC çıkarma komutu ile, A'daki değerden bellek konumunun değeri ve eldeki değer çıkarılır. Sonuç yine biriktiricide kalır. Borç, elde bayrağının(C bayrağı) ters dönmüş hali olarak düşünülebilir. Bu işlemi sembolik olarak şu şekilde gösteririz

A = A - M - C

Çıkarma işlemi, toplama işlemindeki gibi hem ikili sayılarla hem de BCD modunda yapılabilir. Burada c = (1 - C) ifadesi çok baytlı çıkarma işlemlerinde kullanılır. C = 0 ise sonuca etki edilmez. Çünkü C = 1 ise, tersi 0 olur.

Boolean mantık komutları
Boolean mantık komutları Boolean aritmetik işlemlerinde olduğu gibi aynen uygulanır. AND, NOT, OR ve XOR işlemlerini uygulamak için komutlar bulunur.

Bu komutlar, biriktiricideki değerle bellek konumundaki değeri bit bit mantık işlemine sokarlar ve daha sonra sonuç biriktiriciye yazılır. Bütün bu işlemler N (Negatif) ve Z (Sıfır) bayraklarını etkiler. Bu komutlardan en yaygın kullanılanları AND ve OR komutlarıdır.

AND komutu başka bitlere etki etmeden istenen bitin maskelenmesinde de kullanılır. Programcı bellek konumundaki temizlemek istadiği veriye göre A'ya değer atmalıdır.

OR komutları AND'in tersine istenen belirli bitleri 1 yapmada kullanılır.

Bit işleme komutları
Bit işleme komutları, verilen bir veri sözcüğün içindeki bitleri veya bit gruplarını 1(set) veya 0(reset) yapmada kullanılır. Bunlar sola veya sağa aritmetik ve mantıksal kaydırma ve döndürme komutlarını içerir. Mantıksal kaydırma komutları, bitleri belirtilen miktarda sola ya da sağa kaydırırmada kullanılır (left shift and right shift).

Genellikle ikiyle çarpma ya da bölme işlemleri için kullanılan aritmetik kaydırma komutları en soldaki bit sayının işaretini gösterdiğinden bu biti kaydırma. Sağa doğru yapılan aritmetik kaydırmada, işaret biti yanındaki bite kopyalanır. Sola doğru yapılan aritmetik kaydırmada bitler sola kaydırılır, sağdan sıfırlar içeriye girerler, ancak işaret biti sabit kalır, hareket ettirilmez. Döndürme komutları kaydırılmış bitlere kaydırma yapan komutlardır. Mesela sola 1 bit döndürmede en soldaki bit dışarı kaydırılır ve en sağdaki bit haline getirmek için de döndürme yapılır.

Giriş/çıkış komutları
Giriş/Çıkış komutları, mimariden mimariye pek çok değişiklik gösterir. G/Ç'ı kontrol etmek için bâzı temel düzenler kullanılır. Bunlar programlanmış G/Ç, kesinti sürümlü (interrupt-driven) G/Ç ve DMA aygıtlarıdır.

Denetim aktarım komutları
Kontrol komutları dallanmalardan, atlamalardan ve yordam çağırmalarından oluşur. Dallanmalar koşullu ya da koşulsuz olabilir. Atlama komutları dallanma komutlarına benzer. Dallanma komutlarının adres içeren bir şeklidir. Atlama komutları farklı durumları belirtmek için genellikle bellek adres konumunun bitlerini kullanır, çünkü işlenene ihtiyaç duymaz. Yordam çağırmaları dönüş adresini otomatik olarak saklayan özel dallanma komutlarıdır. Geri dönüş adresini kaydetmek için farklı makineler farklı uygulamalar kullanırlar. Bâzı makineler adresi bellekte belirli bir yere kaydeder, bazıları bir yazmaca kaydeder, bazıları da adresi yığına bir veri gibi kaydeder. Yığınların farklı amaçlar için kullanılabildiğini daha önce de söylemiştik. Genellikle en çok kullanılan yöntem de yığına atmaktır (PUSH ve PULL komutlarıyla atılır ve alınır).

Şartsız dallanma komutu
Şartsız herhangi bir adrese gitme işlemini JUMP komutu gerçekleştirir. Eğer bu komutunun devamındaki komut veya komutlar işlenmeyecekse bu komut kullanılır. JUMP komutu, mutlak adresleme veya dolaylı adresleme modlarından birisini kullanır.

JUMP komutu işleneniyle birlikte bellekle üç baytlık yer tutar, mutlak adres kullandığında üç çevrim, dolaylı adresleme kullandığında ise beş çevrim tutar. Yerine göre ikisinden birisi tercih edilir.

Şartlı dallanma komutu
Şartlı dalmada gerekli şart sağlandığı anda program belirlenen hedefe sapar. Şartlı dalma komutlarını, dalma komutundan ayırt edebilmek için sapma adını aldı. Eğer şart sağlanmazsa program bir sonraki komuttan işlemeye devam eder. Şartlı dalma komutları aşağıdaki sıra ile çalışırlar;
 MİB İşlem kodunu alıp getirir ve durumun ne olduğunu kontrol eder.
 MİB öne sürülen şarta bakar. Bu şartlar şunlardır;
 sonuç negatif mi?
 sonuç sıfıra eşit mi?
 elde (C) bayrağı 1 mi?
 Eğer koşulan şart sağlanırsa, program sayıcının içeriği o anki adresle yüklenir.
 Eğer koşulan şartla sağlanmazsa, MİB sıradaki komutu işler.

JUMP komutu kontrolü bellekte belirli bir adrese aktarır, sapma komutları kontrolü, komut işlendikten sonra bir sonraki komutun bulunduğu yerden ilerideki veya gerideki belirli bir bellek konumuna aktarır. Dalma komutu ile sapma komutu arasındaki diğer bir fark ise, sapma komutları karar verme komutlarıdır.

Sapma şartları mikroişlemci durum bayraklarından C (elde), N (negatif veya işaret), Z (sıfır) ve V (aritmetik taşma) bayraklarına göre gerçekleşir.

Özel amaçlı yazmaçlar
Özel amaçlı komutlar arasında dizi işleme, yüksek seviye dil desteği, koruma, bayrak kontrolü ve ön bellek yönetimi de vardır. Birçok mimarî dizi işlemek için özel komutlara sahiptir. Bu özel komutlar için mimarilerde özel yazmaçlar bulunabilir.

Buyrukların geçtiği temel aşamalar
Makine buyruklarını işleten ve diğer birimlerin faaliyetlerini düzenleyen işlem birimi genellikle Buyruk Kümesi Mimarisi ya da kısca işlemci olarak adlandırıldığını daha önce de belirtmiştik. Bu mimariye göre bir buyruğun işlenirken geçtiği belirli aşamalar vardır. Bunlar: dahili yapısını ve bir programın buyruklarını alıp getirme (fecthing), çözme (decoding), işletme (execution), sonucun saklanması ve bir sonraki buyruğun yakalanması.

İşlemcilerin organizasyonu, son yıllarda teknolojide yaşanan gelişmeler ve diğer taraftan başarıma olan ihtiyaçtan dolayı oldukça gelişti. Yüksek başarımlı işlemcilerin geliştirilmesindeki yaygın bir yönteme göre çeşitli fonksiyonları yerine getiren birimler mümkün olduğunca paralel bir şekilde çalışmalıdır (Boru hattında olduğu gibi). Yüksek başarımlı işlemciler ardışık (pipelined) bir organizasyona ve yapıya sahiptir. Bir buyruğun işletilmesine önceki buyruğun işletilmesi bitmeden önce başlanır ve bir süre sonra her bir saat vuruşunda mükemmel bellek varsa bir buyruk içeriye alınır ve bir buyruğun işletilmesi sonuçlandırılır. Süper skalar işletim adı verilen bir başka yaklaşımda da aynı anda birçok sayıda buyruk getirilip işletilir.

Bir program işletmek için, işlemci birim zamanda bir buyruk getirir ve belirtilen işlemi uygular. Buyruklar, bir dallanma veya bir atlama buyruğuna rastlayana kadar ardışık bellek konumlarından getirilir. İşlemci, program sayacını kullanarak, getirilecek bir sonraki buyruğu içeren bellek konumunun adresini saklar. Bir buyruğu getirdikten sonra, program sayacının içeriği dizideki bir sonraki buyruğu gösterecek şekilde güncellenir. Bir dallanma buyruğu program sayacına farklı bir değer yükleyebilir.

İşlemcideki bir başka kilit yazmaç ise buyruk yazmacıdır (Instruction Register - IR). Her bir buyruğun 4 bayttan(1 sözcük) meydana geldiğini ve tek bellek sözcüğünde depolandığını varsayalım. Bir buyruğu işletebilmek için, işlemci aşağıda belirtilen adımları sırasıyla izler;

 Program sayacı tarafından gösterilen bellek konumunun içeriği getirilir. Bu bellek konumunun içeriği işletilecek bir buyruk olarak yorumlanır. Bu nedenle bu içerik buyruk yazmacına yüklenir. Bu durum sembolik olarak aşağıdaki gibi ifade edilir:
IR ← PC

 Belleğin bayt adreslenebilir olduğunu varsayarak, PC'nin içeriği 4 arttırılır.
PC ← [PC] + 4

 Buyruk yazmacındaki buyruk tarafından belirtilen faaliyetler yerine getirilir.

Eğer bir buyruk bir sözcükten fazla yer kaplıyorsa 1. ve 2. adımlar tüm buyruk getirilene kadar tekrarlanmalıdır. Bu iki adım genellikle getirme evresi, 3. adım ise işletme evresi olarak adlandırılır.

Bâzı istisnai durumlarda, bir buyruğun aşağıdaki işlemleri belirli bir düzende 1 ya da daha fazla sayıda uygulaması gerekir;

 Bir işlemci yazmacından diğer bir yazmaca ya da AMB'ye 1 sözcük büyüklüğünde veri aktar.
 Bir aritmetik veya mantık işlemi uygula ve işlemin sonucunu işlemci yazmacına yaz.
 Verilen bir bellek konumunun içeriğini getir ve işlemci yazmacına yaz.
 Bir işlemci yazmacındaki 1 sözcük büyüklüğündeki veriyi verilen bir bellek konumuna yaz.

Bâzı gerçek dünya ISA örnekleri

Intel
Intel sağdan anlamlılığı, iki adresli mimariyi değişik uzunluktaki buyruklarla kullanan bir mimaridir. İntel işlemcileri, bütün buyrukların bir bellek mahalinde işlem görebilme anlamına gelen yazmaç-bellek mimarisini kullanır, fakat diğer işlenen bir yazmaç olmalı. Bu ISA mimarisi değişik uzunluktaki buyrukların veri üzerinde işlem görmesine izin verir, örneğin 1, 2 veya 4 bayt uzunluğundaki buyruklar.

MIPS (Microprcessor without Interlocked Pipeline Stage)
MIPS sağdan anlamlılığı kullanan, bayt adreslenebilir, üç adresli, sabit buyruk ve hafıza uzunluklu bir mimaridir. Sadece load ve store komutlarının belleğe ulaşabildiği yükle ve sakla mimarisidir. Diğer bütün buyruklar işlenenler için yazmaç kullanmak zorundadırlar. Bu çok geniş bir yazmaç kullanımını gerektirir. MIPS aynı zamanda sabit uzunluklu işlemler kullanır.

JAVA Virtual Machine
JAVA platformdan bağımsız olması açısından son derece ilginç ve son zamanlarda popülerliği artan bir dildir. Yani, eğer bir mimarî üzerinde bir kod derlemişsek ve programımızı farklı bir mimaride çalıştırmak istiyorsak (Sun Workstation gibi) bunu kodumuzu modifiye etmeden ve yeniden derlemeden yapabiliriz.

JAVA derleyicisi program ilk çalıştırıldığında yazmaç sayısı, bellek boyutu, I/O girişleri gibi mimarî bağlanımları açısından bir kısıtlama getirmiyor. Fakat daha sonra programı çalıştırmak için bir JAVA Virtual Machine (JVM)'e ihtiyaç duyulur. JVM asıl olarak donanım mimarisine giden bir katlayıcı fonksiyonu görür ve platforma bağımlıdır. Fakat JVM belli bir mimarî üzerinde görüldüğü zaman herhangi bir ISA'de derlenmiş bir programı çalıştırabilir. Çalıştırma anında JVM'in görevi baytkodları yükleme, kontrol etme, bulma ve yürütmedir. JVM sanal olmasına rağmen iyi tasarlanmış bir buyruk kümesi mimarisidir.

Sonuç
Buyruk kümesi mimarileri değişik tasarım ilkelerini kullanırlar. Buyruk kümesi mimarisinde başlıca hedefler; daha güçlü işlemler sunmak, buyruk sayısını ve karmaşıklığını azaltmak, hızı arttırmaktır. Buna karşılık daha yavaş saat sıklığı ve yüksek BBÇ (buyruk başına çevrim) ise karşılaşılabilecek tehlikelerdir. Buyruk kümesi mimarisi için iyi bir soyutlama gerekir.

Kaynakça

Komut işleme
Merkezî işlem birimi

Komut kümesi mimarisi


مسلم شلتوت (9 مايو 1946) عالم ومفكر مصري، نائب رئيس الاتحاد العربي لعلوم الفضاء والفلك، أستاذ بحوث الشمس والفضاء في جامعة المنوفية بمصر، كاتب مستقل حول مواضيع إستراتيجية وطنية ومشاريع في مجال البحث العلمي وتطوير التكنولوجيا، والطاقة والبيئة وعضو في جمعية الاعجاز العلمي. راعي فكرة إنشاء وكالة فضاء عربية.

حصل على درجتي الماجستير والدكتوراه في فيزياء الشمس، تم أعير للتدريس في جامعة الملك عبد العزيز بالسعودية. قام بتصميم أول حفار مصري كان من المفترض اشتراكه ضمن مركبة فضائية لغزو المريخ، تعطل العمل بسبب عدم وجود تمويل كاف لهذا المشروع بعد اعتذار مصر، تعاون فيه مع وكالة ناسا بعد ذلك إيطاليا. رشحه الدكتور أحمد زويل لقيادة فريق بحث مصري في استخدام القمر الصناعي الأمريكي جراس لرصد مخزون المياه الجوفية في الصحراء. تم إدراج اسمه ضمن موسوعة الشخصيات البارزة في تاريخ مصر تقديرا لنجاحه في إعداد أول أطلس للإشعاع الشمسي في مصر. كما اختير ضمن أفضل علماء القرن العشرين في الموسوعة البريطانية.

مراجع

وصلات خارجية
 موقع مسلم شلتوت
 ، برنامج مباشر مع، قناة الجزيرة مباشر، 11 أغسطس 2009

أشخاص على قيد الحياة
فلكيون مصريون
مفكرون مصريون
مواليد 1946

مسلم شلتوت


C.I. Solvent Red 27 ist ein roter Bisazofarbstoff aus der anwendungstechnischen Klasse der Lösungsmittelfarbstoffe. Er findet vor allem in der Biochemie zum Färben von Triglyceriden in Zellen Verwendung.

Eigenschaften
Die fettlösliche Substanz hat Absorptionsmaxima bei einer Wellenlänge von 518 nm und bei 359 nm. Die Betrachtung und Analyse der Färbung kann dadurch mittels Phasenkontrastmikroskopie durchgeführt werden.

Verwendung

Solvent Red 27 wird unter anderem zur Darstellung von Triglyceriden in fixierten Zellen verwendet. Weiters kann es auch zur Färbung von in Paraffin fixierten proteingebundenen Lipiden verwendet werden. Es hat in diesem Bereich die Farbstoffe Sudan III und Sudan IV weitestgehend verdrängt, da es die Zellen deutlich intensiver rot färbt. Vor der Verwendung muss das Pulver in Isopropanol gelöst, erhitzt und mit demineralisierten Wasser verdünnt und anschließend filtriert werden. Weiters müssen die Zellen vor dem Aufbringen der Solvent Red 27-Lösung mit Formalin fixiert werden.

Sicherheitshinweise
Solvent Red 27 wird nach dem GHS nicht als gefährlich eingestuft und ist auch nicht kennzeichnungspflichtig. Die Substanz sollte allerdings nicht in Kontakt mit starken Oxidationsmitteln kommen. Da Formalin als Fixierlösung verwendet wird sind alle Arbeitsschritte, welche mit dieser Lösung korreliert sind unter einer Abzughaube durchzuführen.

Einzelnachweise

Weblinks

Azonaphthalin
Azobenzol
Hydroxynaphthalin
Xylol
Disazofarbstoff
Sudanfarbstoff

Solvent Red 27


Drago Glamuzina (Vrgorac, 25. veljače 1967.), hrvatski pisac i urednik.

Život i djelo
Diplomirao je komparativnu književnost i filozofiju na zagrebačkom Filozofskom fakultetu. Bio je novinar i redaktor u Vjesniku te redaktor i zamjenik glavnog urednika u tjedniku Nacional. Glavni urednik u izdavačkoj kući Profil je od 2003. do 2011. Od 2011. radi kao glavni urednik u izdavačkoj kući VBZ. Član je Hrvatskog društva pisaca. Objavljivao je književne tekstove i oglede u novinama, književnim časopisima i na radiju. U književnosti se javlja nagrađivanom knjigom pjesama "Mesari" (2001.) koja je u idućim godinama prevedena na njemački, makedonski i slovenski. U Srbiji je objavljena 2009. Pjesnička zbirka "Je li to sve" je objavljena na makedonskom 2010. Roman "Tri" je u izboru tportala proglašen za najbolji roman godine. Objavljen je i u Srbiji, Makedoniji i Sloveniji.

Djela
"Mesari", knjiga pjesama (2001)
"Tri", roman (2008.)
"Je li to sve", knjiga pjesama (2009.)
"Sami u toj šumi", knjiga pjesama s fotografijama Stanka Abadžića (2011).

Nagrade
 2001. Nagrada Vladimir Nazor Ministarstva kulture za najbolju knjigu godine, za "Mesari"
 2001. Kvirinova nagrada za najbolju knjigu pjesama autora do 35 godina, za "Mesari"
 2009. Nagrada tportala za roman "Tri"

Izvori

 Hrvatski pjesnici
 Hrvatski romanopisci

Drago Glamuzina


Kuzayca, Pazar - Rize ili Pazar ilçesine bağlı köy
 Kuzayca, Şefaatli - Yozgat ili Şefaatli ilçesine bağlı belde

Kuzayca


Vasílievka  es un jútor del raión de Kalíninskaya del krai de Krasnodar de Rusia. Está situado en la orilla derecha del río Ponura, un afluente del delta del río Kirpili, 20 km al sudeste de Kalíninskaya y 39 km al noroeste de Krasnodar, la capital del krai. Tenía 129 habitantes en 2010.

Pertenece al municipio Boikoponurskoye.

Enlaces externos y referencias

 Este artículo contiene datos geográficos extraídos de Google Earth y el mapa de Rusia de Yandex.ru, accesible desde este enlace.
 Este artículo es una traducción de su correspondiente en la edición en ruso de Wikipedia, Васильевка (Калининский район).

Localidades del raión de Kalíninskaya del krai de Krasnodar

Vasíliyevka (Kalíninskaya, Krasnodar)


Vojvođanska liga je bila liga petog stupnja nogometnog prvenstva Jugoslavije u sezoni 1950.  Sudjelovalo je 13 klubova, a prvak je bila "Senta".
Liga je igrana od 12. ožujka do 24. rujna 1950.

Ljestvica

 "Jedinstvo" iz Bačke Topole se navodi i kao "Eđšeg"

Rezultatska križaljka

 Izvori:

Unutrašnje poveznice
 Srpska liga 1950.

Vanjske poveznice

Izvori
 Laslo Taboroši: 100 godina fudbala u Bačkoj Topoli 1913-2013, Bačka Topola, 2013., CIP, str. 79-89
 (srpski, ćirilica) Duško Popov: Vojvođanski ligaši : ilustrovani futbalski almanah , Novi Sad, 1953., UDK: 796.332(497.113)"1901/1953", str. 35
 fsgzrenjanin.com, Period 1944. - 1955., pristupljeno 6. siječnja 2019.

VOJ 1950 1
VOJ 1
1950 2 VOJ 1
1950

Vojvođanska nogometna liga 1950.


Driemond ist ein Dorf und Stadtteil im Stadtbezirk Amsterdam-Zuidoost (Provinz Nordholland). Der Stadtteil ist das älteste Wohnviertel in Amsterdam mit 1.645 Einwohnern (Stand: 1. Januar 2022). Driemond hat zwei Grundschulen und zwei Schrebergärten: Linnaeus und Frankendaal.

Geschichte
Der Name Driemond hat seinen Ursprung von drei kleinen Flüssen, die bei dem Dorf zusammenkommen: Gein, Gaasp und Smal Weesp. Offiziell wurde der Name Driemond 1961 eingeführt, vorher hieß der Stadtteil Geinbrug. Driemond liegt im Westen von Weesp, im Südosten der Gemeinde Amsterdam und grenzt im Osten an den Amsterdam-Rhein-Kanal ().

Das Dorf hat eine traditionsreiche Geschichte. Bis zum 31. Juli 1966 gehörte der damalige Weiler Geinbrug zur Gemeinde Weesperkarspel mit der dazugehörigen Weespertrekvaart. Weespertrekvaart wurde bereits 1639 angelegt, wobei von verschiedenen bestehenden Wasserstraßen (niederländisch Vaarweg oder Waterweg) Gebrauch gemacht wurde. Die schiffbaren Kanäle waren bestimmt für Treckschuten (niederländisch trekschuiten).

Die Gemeinde Weesperkarspel umfasste Nord- und Ost−Duivendrecht, Geinbrug (beziehungsweise Driemond) und Bijlmermeer. 1811 kam Weesperkarspel zu der Stadt Weesp.

Auf dem Gemeindegebiet von Weesperkarspel stand von 1868 bis in die 1960er Jahre das Fort Bijlmer, eine zum Schutz von Amsterdam errichtete Festung, für die ab 1881 der Verteidigungsring Stellung von Amsterdam ausgebaut wurde. Nach dem Zweiten Weltkrieg war das Fort Bijlmer eine der Hinrichtungsstätten für Kriegsverbrecher und Verräter in den Jahren der deutschen Besatzung. Dort wurde 1948 unter anderem Ans van Dijk hingerichtet.

Am 1. August 1966 wurde das Gebiet von Weesperkarspel verteilt auf die Gemeinden Amsterdam, `s Graveland, Hilversum, Naarden und Weesp. Eine Änderung erfolgte 1987, damals wurde Weesperkarspel dem Stadtbezirk Amsterdam Zuid-Oost zugeschlagen.

Sehenswürdigkeiten und Veranstaltungen
Bei dem Dorf steht eine Windmühle, die Gaaspermolen (auch Gemeenschapsmolen genannt) von 1707. Außerdem zwei unter Denkmalschutz (Rijksmonument) stehende Monumente. Ein Bauernhof (niederländisch boerderij) sowie ein Gebäude von 1754.

Seit 1977 findet jährlich die Veranstaltung Geinloop statt, ein Leistungslauf (niederländisch prestatieloop), an dem jeder teilnehmen kann.

Weblinks

 Online-Dorfzeitung von Driemond (niederländisch)

Einzelnachweise

Stadtteil von Amsterdam
Ort in Noord-Holland
Amsterdam-Zuidoost

Driemond


سعيد الزياني ( 1 ديسمبر 1952 الرباط - 8 أكتوبر 2009 ،أبوظبي) داعية مغربي قطري، و كان مطربا وفنانا ومؤلفا وملحنا وممثلا ومعدا و مخرجا ومقدما للبرامج في الإذاعة و التلفزة المغربية ثم في اذاعة البحر الابيض المتوسط الدولية ميدي 1 حتى العام 1984 م.

في عام 1984 م أعلن اعتزاله وتفرغ لطلب العلم الشرعي والدعوة. عمل بميدان الصحافة والإعلام وعين واعظا وخطيبا بدولة قطر التي استقر بها منذ بداية عام 1993 وهي مركز أنشطته وحركته الدعوية إلى الكثير من بلاد العالم حيث منحته حكومة قطر جنسيتها. كما أن له أنشطة كثيرة بإمارة الشارقة وغيرها من إمارات الدولة. سنة 1999 تعرض لحادثة سير خطيرة أثناء عودته من السعودية إلى قطر.

يوم الخميس 8 أكتوبر 2009 تُوفِّي إثر تعرضه لحادث أليم على مشارف مدينة أبوظبي، حيث كان عائدًا من السعودية.

مراجع

وفيات 2009
دعاة إسلاميون
مواليد 1952
وفيات 1430 هـ
وفيات حوادث الطرق في الإمارات العربية المتحدة
ضحايا حوادث الطرق

سعيد الزياني


An Guzmania elvallensis in uska species han Liliopsida nga ginhulagway ni Hans Edmund Luther. An Guzmania elvallensis in nahilalakip ha genus nga Guzmania, ngan familia nga Bromeliaceae.

Mabibilngan ini ha Panamá. Waray hini subspecies nga nakalista.

Mga kasarigan

Guzmania

Guzmania elvallensis


සොක්ටා කෝ - භූමි විස්තරය

සොක්ටා කෝ යනු සාදි කෞර් ගංගා මිටියාවතෙහි ඇති කුඩා කඳු ගැට අතරින් මතුවු කඳු ගැටයක් වේ. එය පස්නි ප්‍රදේශයේ උතුරින් පිහිටා ඇති කඩතොලු සහිත ස්ථාන කඳු පංති වලින් වටවී ඇත. වර්තමානයේ දී ගංගාවක් එයට ආසන්නයෙන් ගලා බසියි. කුඩා දියපාරවල් සහ දොළ පාරවල් වැඩිවශයෙන් ම වර්ෂා ජලයෙන් පෝෂණය වන අතර  එම ජලය  සාදි කෞර් වෙත එකතු වේ.

කඳු පංතිය ප්‍රදේශය පුරා සැතපුම් දෙකක් පමණ පැතිරෙන අතර සැතපුමකට වඩා අඩු ඉතිරි ප්‍රදේශය ගිණිකොණ ප්‍රදේශයට පැතිර ඇත. එය භූමියේ සිට ඇගයීම අපහසු කරුණක් වන්නේ එය ආසන්නයේ තවත් කිසිදු කඳු ව්‍යුහයක් නොපවතින බැවිනි. කඩින් කඩ පිහිටා තිබෙනවා විනා හැරෙන්නට මෙම භූමි ප්‍රදේශය සවිස්තර වශයෙන් කැනීමකට ලක් වී නොමැත.

උතුරු හා දකුණු මායිම්, වියළි ගිරිකඳුරු ප්‍රදේශය හරහා පිහිටා ඇත. තවත් දෘෂ්‍යමාන සලකුණු වන්නේ රළුගල් යට වැළලී ඇති වලවල් විශාල ප්‍රමාණයයි.   තවත් වැදගත් ලක්ෂණයක්  වන්නේ බිත්තිවල ආරක්ෂා සැලසීම පිළිබඳ ප්‍රමාණවත් දෘෂ්‍යමානික සාක්ෂීන් නොතිබීමයි.

පුරා විද්‍යාත්මක වැදගත්කම

සොක්ටා කොහ් ලෙස හැදින්වෙන වෙරළ ආශ්‍රිත හරප්පා ශිෂ්ටාචාරය සම්බන්ධ පුරා විද්‍යා ස්ථානය මුල්වරට සමීක්ෂණය කරන ලද‍්දේ 1960 වසරේදි ඇමෙරිකානු පුරා විද්‍යාඥයෙකු වු ජෝජ් F ඩේල්ස් විසිනි. සොක්ටා කොහ් යන නමෙහි අරුත ගිනිගත් කන්ද යන්න වන අතර ඇමරිකානු පුරාවිද්‍යාඥ ජෝජ් F ඩේල්ස් හට මෙම ප්‍රදේශය හමුවුයේ ඔහු පකිස්ථානයේ, බලුකිස්ථානයේ මක්‍රාන් වෙරළ ආශ්‍රිත අතු ගංඟා ගවේෂණය කරන අතර තුරයි. මෙම ස්ථානය පස්නි ප්‍රදේශයේ සිට සැතපුම් 15 ක් පමණ දුරින් පිහිටා ඇත. තවත් මෙවැනිම ස්ථානයක් වු සුට්කාගෙන් - ඩෝ වෙරළෙන් සැතපුම් 30 ක් පමණ රට තුළට වන්නට පිහිටා ඇති අතර එය ජිවානි ප්‍රදේශයට උතුරින් වු ඩැෂ්ට් නදිය ආශ්‍රිතව පිහිටා ඇත. මෙම ස්ථාන කිසියම් ආදි වෙරළ තීරයක් ඔස්සේ පිහිටා තිබු බවට පවතින සාධක (එකල වෙරළ තීරය සාපේක්ෂව වඩාත් රට තුළට වන්නට පිහිටි බවට සැලකිය හැක) හරප්පානු සමයට අයත් අන්තර් ජාතික වෙළඳ කටයුතු සම්බන්ධ සාධක හා මනා ලෙස ගැලපෙයි.  මෙම ජනාවාස වලින් හමු වු මැටි භාජන වල ලක්ෂණ අනුව මෙම ජනාවාස හරප්පානු ශිෂ්ටාචාරය උච්ච සමයට අයත් බව ඇස්තමේන්තු කෙරෙයි. (ක්‍රි.පු. 2600 – 1900)

සොක්ටා කෝහි වළං කර්මාන්තය

නැති වි ගිය ජනාවාසයන්හි නෂ්ටාවශේෂයන්ගෙන් යුක්ත වූ සිය දහස් ගණන් වලං කැබලි භූමිය පුරා විසිරී ඇත. වලං පිළිස්සීම සඳහා භාවිතා කරන ලද උඳුන්ද දැකිය හැකිය. විශාල වශයෙන් වලං කර්මාන්තය සිදුකරන ලද්දේ සුඛෝපභෝගී භාණ්ඩ සමඟ හුවමාරු කරගැනීම සඳහාය. කල්තබා ගත නොහැකි භාණ්ඩ අපනයනය කිරීමේදී ඒවා ඇසුරුම්කරණය සඳහා ඇතැම් භාණ්ඩ අවශ්‍ය වේ යැයි සිතිය හැකිය. පෝරණු වල පිළිස්සු භාණ්ඩ වන කලස්, පිඟන් සහ මූඩි වල කැබලි, දම් මැටි වලින් සියුම් ලෙස සැදු වලලු ආකාර කොටස්ය. මෙම වලන් සකයක කරකවන සහ රෝස පැහැයට හුරු ඔපදමන ලද නියැඳි දක්නට ලැබේ. සමහර භාණ්ඩ විශේෂයෙන් කලස්වල, ගෙල වටා රතු පාටට හුරු ඔපදැමූ පටියක් තිබේ. මෝස්තර යෙදීම බොහෝ වලන් වල අලංකාර ලක්ෂණ වලින් එකක් වන අතර එම අලංකාර කලු පැහැයෙන් යුක්ත  වේ. මෙම මෝස්තර ජ්‍යාමිතික හැඩ වලට සීමා කර ඇත. විවිධ ඝණකම් වලින් යුතු තිරස් රේඛා, මාලුන්ගේ කොරල රටා, රැලි රේඛා, ඡේදනය වන රවුම් සහ පනා රටා ඇතුලත් වේ. මිනිසුන්ගේ හා සතුන්ගේ මෝස්තර අංග සැලකිය යුතු තරම් නැත. වලංන්කරුවන්ගේ සලකුණු කලස් සහ වලං වලින් ඒ බව  මනාව පැහැදිලිව තිබේ. සෙල්ලම් බඩු, පිළිම සහ පැළඳුම් සම්පූර්ණයෙන් නොමැති වීම උපයෝගිතාත්මක පරිසරයක් පෙන්නුම් කරයි.(තවදුරටත්කැණීම සිදු කරන) මෙම හරප්පා ශිෂ්ඨාචාරයේ පෙනෙන්නට තිබෙන සමාජ හා සංස්කෘතික විසංගමනය අඩු කල හැකි ද්‍රව්‍ය අනාවරණය කර ගැනීමට තවදුරටත් නිරන්තරව කැණීම් සිදු කරනු ලබයි.

වෙළඳ මධ්‍යස්ථානවල වැදගත්කම

ක්‍රිස් . පේ.ඩී. කොස්ටමාන් ඔහුගේ "ඉන්දු නිම්න ශිෂ්ටාචාරය, එහි මායිම් හා අමතක වී ගිය තැන්, සාකච්ඡා" නම් වූ විග්‍රහයේ දී  ප්‍රාථමික හෝ ප්‍රාථමික නොවන අවස්ථා වලදී නොනිමි අමුද්‍රව්‍ය හා අනෙකුත් ද්‍රව්‍ය සොයාගත නොහැකි ලෙස යටි ජල පෝෂික ගංගාධරයන්හි (තැනිතලාවන්), සුඛෝපභෝගී භාණ්ඩ සඳහා  දිගු කාල වෙළඳ බලකායක් අවශ්‍ය වීම ඉන්දු ශිෂ්ටාචාරයන්හි ප්‍රධාන අංගයක් පවතින්නට ඇති බවයි.

ඉන්දු නිම්න ශිෂ්ටාචාරයේ දී ජනප්‍රිය භාණ්ඩ අතර තඹ, රත්‍රන්, රිදී, ටින්, සූර්යකාන්ත පාෂාණ(jasper), අගස්ති, ඕර්ටි ගල් , තෝරමල්ලි,ඇසුරිටි ගල්, ලාඕසි, මුතු, බෙල්ලො ස්ෂටයිල‍යිට්, දීප්තිමත් නිල් මැණික්, සබන් ගල්, ඇනිටිමනි සහ ඇත්දළ ආදී භාණ්ඩ සැලකිය හැකිය. මෙම ද්‍රව්‍ය අඩංගු ප්‍රදේශ හිමිකර ගැනීම සඳහා සිදුකළ ආක්‍රමණ හා සිවිල් යුද්ධ මෙම ශිෂ්ටාචාරයේ ඉදිරිය තීරණය කරන්නට ඇත.

අවම වශයෙන් එකල අන්තර් කලාප අතර ගමනාගමනය සඳහා පෙළඹවීමක් වුයේය. සිල්වියෝ ඩු‍රාන්ට්ගේ ඉන්දියානු මුතු බෙල්ලෝ අධ්‍යයන(1979)  හා ඔවුන්ගේ පෙනුම පුරාවිද්‍යාත්මක වාර්ථාවල දී, ඉරානයේ ටෙපේ සහ්යා සහ ෂාර් අයි සොන්ටා වලදී, එමෙන්ම ඉන්දු නිම්න වලදී, පුරාතන වෙළඳ මාර්ග ඔස්සේ (ප්‍රථමයෙන් ඉන්දියානු වෙරළ තීරය දිගේ සොයාගන්නා ලද එක්තරා ගල් විශේෂයක්). පුරාවෘත්තයේ ප්‍රාථමික වශයෙන් සාකච්ඡා කරනුයේ Xancus pyrum නම් බෙල්ලන් විශේෂ ද, ලොව පුරා නොනැසි පැවති ආකාරය, එකල ඒවා ආහාර බවට පත් කල  අයුරු හා එහි ගමනාන්තය සමහර විට ලොව නව තැනකට ගෙන යන්නට ඇත.

මෙම විශේෂිත බෙල්ලාගේ වැදගත්කම Xancus pyrum සතුවු සීමිත භූගෝලීය ව්‍යාප්තියත් (ඔවුන් සතුවන සමාන විශේෂත්වය ඛණිජ සම්පත් වල අනතර්ගතය ලම්ප ලෑලි වැනි බෙල්ලන් අති තියුනුය). මේ සම්බන්ධයෙන් දේශිය වශයෙන් නොනිමි අමුද්‍රව්‍ය මෙම බෙල්ලන් ඇතිවන හොඳින් හඳුනාගන්නා ලද ප්‍රදේශ වල සිට ගෙන ඒමේ දී (Xancus pyrum වෙළඳාම සම්බන්ධයෙන් වූ පරිදිම) සමහර විට මෙම  ෂෙල් එවකට වූ සංස්කෘතින් අතර සම්බන්ධයන් පවතින්නට ඇත.

පකිස්තානය

සොක්ටා කොහ්


Meredith "Merry" Gentry is the protagonist of an eponymous fantasy series by US writer  Laurell K. Hamilton, best known for her other fantasy series Anita Blake: Vampire Hunter. The series comprises nine novels and was written between 2000 when the series began with "A Kiss of Shadows" and the final book, "A Shiver of Light", published in June 3, 2014.

Character profile
Meredith NicEssus is a faerie princess turned private investigator in a world where faeries are not only known to the general public, but are also fashionable. She takes on the pseudonym "Merry Gentry" to hide from her family and her past while hiding out in Los Angeles, California as a private investigator at Grey's Detective Agency. Merry, the only Sidhe (pronounced "shEE") royal to be born on American soil, fearing the continuous assassination attempts on her life thinly disguised as duels, flees the Unseelie Court in a final act of self-preservation. Her glamour (the art of magical disguise through illusion) is nearly unrivaled at court, and she is able to pass herself off as a human with fey blood.

The general tone of the writing is less of an outright fantasy and more of an alternate history. The point of divergence from normal history is not provided, although hints are given about how the faerie history intersects with human history (Adolf Hitler, the Great Famine of Ireland, and Thomas Jefferson are examples). In the books, Jefferson gave the Unseelie and Seelie courts asylum after the European courts exiled them—however with the caveat that they could not set themselves up as gods or make war on one another, by doing so they would risk being evicted from US soil.

Flash forward to present times. The fey are quite fashionable in the modern United States, and there are many faeriephiles. "Sightings" of the Elven American Princesses have covered the tabloids for years now,  and Queen Andais' magic is constantly following these false leads—which are becoming more popular than Elvis sightings.

At the beginning of the first book in the series, Merry's full name and title is Princess Meredith NicEssus, Child of Peace, Besaba's Bane. "NicEssus" means, literally, "daughter of Essus"; it is the sort of name given to a child and laid aside once the child has come into his or her powers. That Merry used the name into her thirties is a sign that she is a late bloomer at best, a lesser sidhe at worst. After a child comes into their power, the last name is dropped. Later in the series it is revealed that Meredith is a descendant of fertility deities of both courts.

As of the end of the second book in the series, Merry's titles are Princess of Flesh and Blood; at the end of the fourth book, The Red And White Goddess is added to her title by demi-fey who gave her the title when her magic gave wings to wingless demi-fey.

The series chronicles the return of Meredith to the Unseelie Court by way of an invitation sent by her Aunt Andais, the Queen of Air and Darkness in the form of her right hand, Doyle, also known as The Queen's Darkness. She is given men from the queen's own guard, her Ravens, to guard her body and fill her bed as heir to the throne, provided she can conceive a child before her cousin, Cel.  Later Merry adds to her collection of men first by taking the men offered to her by Queen Andais, as well as forming alliances with the demi-fey, goblins, and Red Caps.

Alliances formed by Meredith

Meredith formed her first alliance with Sholto King of the Sluagh when he is sent to Los Angeles by an unknown man (later theorized to be Cel, her cousin).  Once there, Sholto uses his guards to track her down. However the hags (Sholto's guards and lovers) attempt to kill Merry.  Once Sholto convinces Merry to accompany him to his hotel room. They agree to form an alliance which was to be consecrated by Merry having sex with Sholto.  They are interrupted by Nerys The Gray who attempts to kill Merry. However, Merry comes into her first hand of power (the Hand of Flesh) due to her "shining" moment with Sholto and uses her newly found hand of power on Nerys.  She is eventually convinced to kill Nerys with Doyle's killing blade by Doyle and Sholto, because Nerys is immortal and cannot die even if she is turned into an inside-out ball of flesh.(the results of Merry's hand of power).

The second alliance is formed between Merry and Kurag, King of the Goblins.  This occurs when Merry is bled by the roses that line the entrance to the throne room of the Unseelie Court.  She passes out from blood loss and opens her eyes to see one of the goblins drinking from her open wound, (to goblins bodily fluids are sacred).  She has the goblin detained and bargains with Kurag for a 6-month alliance in return for Merry taking a goblin (Kitto) into her bed.  She deems this acceptable payment for the theft of her blood.  Later Merry bargains for an extended alliance of 1 month for each sidhe-sided goblin that she brings into power. Also, Merry brings the Red Caps back to their full original power because she is the only Sidhe who possesses the full Hand of Blood.  By doing so, the Red Caps owe her their own alliance outside of the one formed between Merry and Kurag.

The final alliance is struck between Merry and Niceven (Queen of the Demi-Fey).  This is struck when Merry bargains for the cure to a curse that the Demi-Fey placed on Galen, under the direction of Cel. She bargains with Niceven for a year alliance during which the demi-fey will spy for Merry in exchange for weekly blood donations by Merry.  This alliance is brought into question later on when Queen Niceven's surrogate, who can become nearly human sized, has sex with Meredith and becomes stuck in his form (at the same time, Meredith brings Nicca, one of her lovers, the wings that he should have been born with but instead had become a supernatural tattoo on his back) because of this, Queen Niceven sends to Meredith the Demi-Fey that were born without wings in hopes that she will also give them their wings.

Meredith's lovers
To name the most prominent of her lovers (with titles in parentheses):

 Doyle (the Queen's Darkness, Nodons, Bearer of the Painful Flame, Baron Sweet Tongue)
 Frost (the Killing Frost, once was Jackie Frost)
 Sholto (King of the Sluagh, Lord of That Which Passes Between, Lord of Shadows)
 Galen (the Green Knight)
 Mistral (The Storm Lord)
 Rhys (Cromm Cruach)
 Kitto
 Nicca
 Nicca left Merry's harem, with her blessings, after a magical artifact pointed him to his soulmate Biddy.

In A Lick of Frost, it was revealed that Merry was pregnant with twins, each with three fathers; the six fathers were Doyle, Frost, Sholto, Galen, Mistral and Rhys. These six, therefore, will become her kings if and when she ever takes the throne. She has (as of Swallowing Darkness) been specifically crowned by Faerie as Sholto's queen as well as Doyle's queen; however, she has made it quite clear that this does not mean she is bound to have either of them as her only king.

In addition, she has also bedded the roane [seal shapeshifter] Roane, the Sidhe Adair, Amatheon, Abeloec, Ivi, and Brii, the half-goblin twins Ash and Holly, and the demi-feys named Sage and Royal. She has also had metaphysical sex with Barinthus (formerly Manannan Mac Lir).

In A Shiver of Light, it is in fact revealed to Merry's surprise that she is in fact having triplets, one of her babes was hiding behind her siblings in the womb

Thrones held by Merry

In Swallowing Darkness, Merry was crowned Queen of the Sluagh by Faerie, and soon was formally recognized by the Sluagh as Sholto's queen. Near the end of the same book, Merry was crowned Queen of the Unseelie Court (the Crown of Moonlight and Shadows) and Doyle was crowned her king (with the Crown of Thorn and Silver); however, when offered a chance by the Goddess, they gave up the Unseelie throne in exchange for Frost's life.

She has also been offered the Seelie throne by certain members of the Seelie court, as their infertile king has gone mad and is no longer fit to rule, but has refused. Merry repeatedly states, both in her own thoughts and to her guards, that she does not believe she would be accepted on either the Seelie or Unseelie thrones because of her mortality and mixed (human, brownie, and sidhe) blood, and that she would invite certain death for either herself or some of her men by attempting to rule either court.

In the most recent book, A Shiver of Light, King Sholto's death threatens Merry's place and queen of the Sluagh. She is surprised that the Sluagh remain loyal to her and refuse to elect another king till Sholto is avenged. At the end of the book she still remains Queen of the Sluagh, as well as claiming the title of the Queen of Faerie in the westerlands with approval of the Goddess and Consort.

Merry's development of powers
Early in A Kiss of Shadows, Merry is assaulted by a human using Branwyn's Tears, a magical aphrodisiac/date-rape drug, apparently unlocking her sidhe powers.  Branwyn's Tears temporarily turns any creature into a sidhe and forces them to crave sexual intercourse.   Sexual intercourse is one of a few fae rituals which can raise power and activate personal magics.  When Merry had intercourse with her boyfriend, who was a roane, she simultaneously returned his ability to change shape (which he had lost after a fisherman burned his seal-skin) and raised magic in her two hands indicating she possesses two hands of power.

Her first hand of power (Hand of Flesh) develops when she is attacked by Nerys the Grey, a night hag.  In the process of defending herself, Merry accidentally turns Nerys into a screaming, agonized ball of inside-out flesh. (As Nerys was a creature of Faerie, she was able to survive the process, much to Merry's horror and revulsion.) This power is known as the Hand of Flesh, which Merry's father, Essus, also possessed. After this, Doyle gives her Queen Andais's sword, Mortal Dread, which she uses to put the inside-out night hag out of her misery.  In the process, she becomes covered with blood, and Doyle tells her that in order to cement her powers, she had to cover herself in the blood of an enemy (which was his purpose in giving her the blade).

In A Caress of Twilight, Merry develops her second hand of power.  Merry must protect Maeve Reed, an exile from the Seelie court, from the Nameless (when the fey came to America they gave up their most deadly magicks; the Nameless was made up of those magicks). During the battle, she charges the mass of energy and puts her left hand out; she feels her blood begin to boil, and large gashes appear on the enormous mass of magic.  All Merry has to do is think "Bleed" (occasionally "Bleed for me!"), and the person (or things) bleeds.  This is the development of the Hand of Blood.

Following Merry's destruction of The Nameless, fae magic (called "wild magic") inside The Nameless is released, resulting in the return of old powers to fae as well as the development of new powers.  Merry develops the ability to both return godhood to fae and elevate fae to godhood who had never been gods. Merry also begins attracting ancient relics of power that had disappeared over time including the ancient cauldron (which took the form of a chalice).  Further, Merry re-energizes existing ancient relics of power including Queen Andais's ring and the Healing Spring.

Near the end of Seduced by Moonlight, after Merry duels with a Sidhe, her opponent does not die, though she is mortally wounded and has (as part of the pre-battle ritual) shared blood with Merry. As sharing Merry's mortal blood has previously caused other opponents to become mortal in battle, this may indicate that Merry is no longer a mortal. However, later books have not yet followed up on this development, and Merry herself still believes she is mortal.

In Swallowing Darkness, we see a darker side to Merry and her magic.  For the second time she uses her magic as a tool for death.  When facing Onilwyn she puts her left hand out and thinks "die" not "bleed".  It is also detailed that during her fight with her cousin Cel she visualizes a fist inside him and when she opens that fist he exploded.

However, for all the dark deeds done with her magic there is a lighter side.  It seems that many times when she has sex with another person of power, something natural and beautiful grows.  This is witnessed frequently throughout the books.  The most amazing example of the lighter side to her magic is during one of the battle scenes in Swallowing Darkness, when  Merry uses the hands of Flesh and Blood to heal wounded and dying soldiers who have fallen protecting her, showing that for every dark power there is a light use for it.

Means of communication Used by characters

By Mirror: The first type of magical communication shown (with possible exception of mention of Queen Andais's ability to hear anything said in the dark). Method is achieved by coating a mirror with your own personal power or magic and willing the communication via a spell (spell not specified in book). In-text, it would seem communication is achieved by speaking the other person's name, and willing communication. Text shows that there are variations on theme, such as using a smooth, still pool, shiny blade, or pool of blood. Also, Doyle places a spell so that they can choose when communication commences, instead of instantaneous connection.  See scrying, specifically hydromancy.
By Blade: Using essentially the same principle as communication by mirror, by applying blood and breath, communication between two people can be established by calling them by name. Communication by this method was used between Merry and Kurag in A Caress of Twilight (Merry Gentry #2) and Merry and Rhys in A Stroke of Midnight (Merry Gentry #4). See scrying.
By Dream (or Vision): Generally accomplished through connection with God or Goddess, always magic or mystic communication type. In fact, the God and Goddess are the only people or beings that use this method due to their immense magical ability and influence. Usual methods of induction are either the Ring or Chalice. Examples of this type of communication are the Goddess's repeated messages to Sidhe men and Merry that they need to have sex in order to regain old powers, and  Merry's vision of soldiers in Iraq in Divine Misdemeanors (Merry Gentry #8).  See Oneiromancy and Visions.

Books
A Kiss of Shadows (2000)
A Caress of Twilight (2002)
Seduced by Moonlight (2004)
 A Stroke of Midnight (2005)
Mistral's Kiss (2006)
A Lick of Frost (2007)
Swallowing Darkness (2008)
Divine Misdemeanors (Dec 2009)
A Shiver of Light (Jun 2014)

References

External links
 Series Overview at the official LKH website
 Official page at publisher Random House

Alternate history characters
Gentry, Merry

Merry Gentry


Boleslovas ist ein litauischer männlicher Vorname, abgeleitet vom polnischen Vornamen Boleslaw.

Personen

Boleslovas Balzukevičius (1879–1935), Bildhauer und Professor an der Universität Vilnius
Boleslovas Jonas Masiulis (1889–1965), Jurist und Politiker

Zwischenname
 Henrikas Boleslovas Jackevičius (* 1929), Bauingenieur und Politiker, Vizeminister des Verkehrs

Männlicher Vorname
Litauischer Vorname

Boleslovas


La Honda GoldWing (o Gold Wing) es una motocicleta de turismo diseñada y fabricada por Honda. Su primera versión se introdujo en octubre de 1974. A lo largo de sus años de existencia, ha sufrido numerosas modificaciones en su diseño. En 1975, la Gold Wing montaba un motor bóxer de 4 cilindros y 999 cc., que con los años acabaría evolucionando, hasta contar desde 2001 con un motor bóxer de 6 cilindros y de 1832 cc.

Se fabricaron más de un millón de motocicletas Gold Wing en la planta de Marysville, Ohio desde el año 1974 hasta 2009, cuando la producción de este modelo se paralizó. Honda decidió mover la producción una la planta situada en la Prefectura de Kumamoto, Japón en 2011, para que a partir de 2012 volver a estar en el mercado.

Historia
Inicialmente, cuando en desarrollo, se le llamó proyecto 371 que fue derivado a partir de los trabajos en la motocicleta M1,  Toshio Nozue (quien había trabajado en el desarrollo de la CB750) tomó el desarrollo de Irimajiri-san como líder del proyecto. El desplazamiento del motor de la M1 de 1470cc se consideró demasiado grande, y 6 cilindros también se consideraron demasiados (en 1973-74), para el mercado objeto. El diseño del motor de la M1 fue entonces reemplazado por un motor más compacto de 1,000cc, uno de 4 cilindros opuestos de 2 a 2.

GL1000

El motor final del proyecto 371 fue un motor a 1,000cc enfriado por líquido, de cuatro cilindros opuestos de 2 a 2 y dispuestos horizontalmente, con cigüeñal paralelo al piso y en el eje del movimiento de la motocicleta, SOHC, con un alternador impulsado con engranes, en la parte trasera del cigüeñal. Al usar engranes para impulsar el alternador, este giraba en sentido contrario al giro del cigüeñal, con lo que se neutralizaba la reacción al par-motor al acelerar o frenar el motor. El bloque de los cilindros y la caja del cigüeñal formaban una sola pieza, con la transmisión debajo de la caja del cigüeñal para tener el motor lo más pequeño posible. La transmisión final era por eje y cardán.

Las Gold Wings salieron a la venta en Europa y los EE. UU. en 1975, pero modelos de preproducción de la  GL1000 fueron primero revelados a distribuidores en septiembre de 1974 en la reunión anual de distribuidores en Las Vegas, y entonces presentada al público al siguiente mes en la IFMA  Internationale Fahrrad- und Motorrad-Ausstellung (Exhibición Internacional de bicicletas y motocicletas  Intermot) en Colonia.

Pequeños carenados habían sido montados en 2 de los prototipos de producción para los distribuidores en las Vegas. Estos carenados fueron diseñados por Honda para ser vendidos como accesorios Hondaline, fueron pensados para ser fabricados en EE. UU. por la Vetter Fairing Company, pero este diseño en particular nunca entró en producción por la destrucción accidental de los moldes. Consecuentemente, la Gold Wing nació naked, sin alforjas incluso sin parabrisas. Esto creó una oportunidad para fabricantes independientes para que ofrecieran accesorios como por ejemplo la serie de accesorios Windjammer diseñados por Craig Vetter.

La GL1000 original (nombrada K0) tenía un motor de arranque eléctrico y a pedal. El pedal de arranque estaba escondido detrás de un falso tanque de combustible que también escondía el radiador y el filtro de aire para abastecer 4 carburadores Keihin CV de 32 mm. El verdadero tanque de combustible estaba debajo del asiento, para mantener el centro de gravedad de la moto lo más bajo posible. La motocicleta tenía un peso en seco  y un precio de venta al público de US$2,900. Se vendieron 13,000 Gold Wings en los Estados Unidos en 1975.

No hubo cambios significativos en la Gold Wing estándar para 1976 (el modelo K1) aunque el precio se incrementó ligeramente a US$2,960. Para celebrar el bicentenario de los EE. UU. Honda anunció la GL1000 LTD con insignia y colores distintivos de la fecha plus some extra amenities. La LTD fue una genuina edición limitado ya que se restringió la producción a solo 3,400 unidades, y tenían un precio incrementado a US$3,295.

En el tercer año (la K2) Honda comenzó a refinar la Gold Wing, aunque los cambios para 1977 fueron pequeños, como blindaje térmico para el escape, nuevos asientos y manubrio, y medidor de combustible. El peso se incrementó a  y el precio aumentó a US$2,938. La división de motocicletas de la Honda del Reino Unido produjo 52 modelos Executive GL1000 K1 al agregarles accesorios "premium" a Gold Wings de 1977 y venderlas a £2300 (exclusivas para la GB).

El motor fue modificado para 1978 para el modelo GL1000 K3, para incrementar el par-motor a bajas revoluciones; para los mismos se redujo la entrada de los carburadores 1 mm, se rediseñó el sistema de escape, y se cambiaron los tiempos de las válvulas y la  [:en:ignition timing|ignición]]. El mecanismo de arranque a pedal se eliminó de la moto. Un pequeño panel de instrumentos apareció encima del tanque simulado. Los rines de alambre fueron sustituidos por los rines vaciados :en:ComStar wheels, pero las llantas con cámara se mantuvieron. El peso en seco subió a  y el precio de ventas hasta US$3,200.

1979 marcó el final de la motocicleta GL1000 con el desarrollo del modelo K4 (la versión de GB fue designada KZ). El peso en seco subió ligeramente a  y el precio de venta subió a US$3,700. Solo hubo pequeños cambios para este modelo, con excepción de los nuevos rines ComStar que tenían radios de acero sustituyendo a los originales del año anterior, que habían tenido que reemplazarse porque eran muy débiles. Para es último año ya había disponibles maletas en la posición de alforjas y cajuela trasera marca "Hondaline", aunque aún no había disponible un carenado original.

Honda vendió más de 97,000 unidades de la GL1000 en los EE. UU. entre y 1979.

GL1100

Después de 5 años de la GL1000, la segunda generación de la Gold Wing fue presentada en 1979 como un modelo de 1980, la GL1100 que se seguiría fabricando hasta 1983. La GL1100 era fabricada en Japón hasta mayo de  1980 cuando la Honda comenzó a fabricar el modelo de 1981 en Marysville Motorcycle Plant en Ohio (en donde se habían estado fabricando bastidores y otras partes para motocicletas desde 1974).
las Gold Wings serían construidas a una velocidad de 150 unidades al día para los años de 1981 a 1983. Los motores aún se fabricaban en Japón, pero Honda las promocionaba como que se fabricaban completamente en EE. UU.

La Gold Wing enfrentó competencia desde Japón en la forma de la  Suzuki GS1000 que tenía un motor de 4 cilindros en línea, y en especial de la Kawasaki Z1300 la cual tenía un masivo motor de 6 cilindros DOHC de 1300cc enfriado por líquido. Honda respondió incrementando su desplazamiento a 1100cc, y después anunciando la primera motocicleta japonesa turismo de tamaño completo. El nuevo motor era algo más que el motor de la GL1000 con cilindros con 3 mm adicionales de diámetro, las modificaciones claramente incrementaron el par-motor por encima de la potencia a alta velocidad. La cabeza de los cilindros fue modificada par mejorar la combustión a bajas y medias revoluciones cambiando la relación de engranajes para tener más torque a velocidades de autopista. El diámetro de los 4 carburadors fue reducido 1 milímetro para llegar a 30mm lo que redundó igualmente en aumentar el torque abajo con factura en revoluciones elevadas.

La batalla se alargó más de la que tenía la GL1000, y se agregó suspensión de aire. La GL1100 tenía un asiento ajustable, y por primera vez usó llantas sin cámara, montadas en rines ComStar negros. La Gold Wing naked, que se llegaría a conocer como el modelo estándar, pesaba  seca y se vendía por US $3,800.
A pesar del hecho que solo tenía pequeños cambios para diferenciar el modelo de 1980 del de 1981, el precio subió a US$4,100.- .

Todas las Gold Wings de 1982 tenían relaciones de cambios revisadas (otra vez) para bajar las revoluciones del motor a velocidades de crucero, nuevos frenos con pinzas de 2 pistones, y llantas más anchas en rines más pequeños. El peso seco de la GL1100 de 1982 era de  y el precio de US$4,250.

Las relaciones de transmisión fueron vueltas a revisar para el año de 1983, para reducir las revoluciones a las Gold Wings a velocidades de autopista. Pero no hubo cambios significativos en el motor. Rines de aluminio vaciados de 11 rayos con los que se reemplazó los ComStars. La suspensión delantera fue reforzada con horquilla sin clavado al frenar TRAC, y la suspensión trasera trabajaba aún sin presión de aire. El primer sistema de freno combinado de la Honda, llamado en ese tiempo Unified Braking, debutó en 1983; hacía que se frenaran la rueda delantera y trasera al mismo tiempo cuando el pedal de freno era pisado. El peso seco de la GL1100 estándar subió hasta  y el precio hasta US$4,300.

GL1100 Interstate
Honda fue más allá de un maquillaje mecánico con la naked Gold Wing en marzo de 1980 presentar la primera motocicleta japonesa de turismo de "enciéndase y úsese", la Interstate modelo GL1100I con carenado completo de fábrica full fairing, maletas rígidas tipo alforjas y cajuela removible, más una larga lista de opciones adicionales que incluían un sistema estereofónico. Esta motocicleta fue llamada el modelo de lujo "De Luxe" (GL1100DX) en algunos mercados nacionales. El carenado estaba diseñado para proteger tanto al piloto como al pasajero del viento. Las maletas y la cajuela estaban pensadas para llevar el equipaje de dos personas, pero hacían a la Interstate considerablemente más pesada que el modelo estándar, con un peso seco de , y un precio más caro llegando a los US$4,900. The almost identical Interstate model for '81 was $5,100.

La GL1100I de 1982 ofrecía más opciones, como un nuevo estéreo, un offered more options, such as a new stereo,  CB de 40 canales, y un compresor integrado para ajustar la presión de aire de la suspensión. El peso seco era de  y el precio de US$5,450.

La GL1100I de 1983 recibió las actualizaciones al motor y la caja del modelo estándar; con lo que su peso seco se incrementó a  y el precio de venta a US$5,550.

GL1100 Aspencade
A principios de 1982, Honda ofrecía 3 diferentes modelos de Gold Wing. Con la introducción del modelo Aspencade (GL1100A) Honda llevó el nivel de lujo de la turismo a nuevos niveles, con asientos más grandes, pintura a 2 tonos y más compartimientos de almacenaje, junto con muchas opciones de la Interstate que eran incluidas en el equipamiento estándar. Los 3 frenos de disco de las motocicleta estaban internamente ventilados. Las partes adicionales hacían que el peso seco subiera a  y el precio a US$5,700.

La GL1100A de 1983 recibió el mismo motor y caja de velocidades de los demás modelos. La Aspencade también recibió nuevos frenos, aunque solo los delanteros estaban internamente ventilados, así como panel de instrumentos LCD digital y algunos otros extras para el piloto y pasajero. El peso seco subió un poco hasta  pero el precio brincó hasta US$7,000.

Otros Modelos

A través de los años se han construido otros modelos de 4 y 6 cilindros:

4 Cilindros
 GL1200 Gold Wing

6 cilindros
 GL1500 Gold Wing
 GL1500 (F6C Europa) o (Valkyrie EE. UU.)
 GL1800 Gold Wing

Enlaces externos

 Motorcycle airbag system in Honda's motorcycle technology picturebook (requires Adobe Flash)
  at the Open Directory Project
- Información técnica Honda GoldWing GL1800 2001 (datos de mantenimiento y reparación)

Referencias

GoldWing
Motocicletas tipo turismo

Honda Goldwing


L'Allée des sphinx est la route qui relie le temple d'Amon au temple de Karnak en Égypte.

Cette allée des sphinx, dite dromos, reliait les temples de Louxor et Karnak sur près de . , premier pharaon de la  (378-360 av. J.-C.) fit remplacer les sphinx représentant  par des sphinx à son effigie.

Historique
La construction de l'allée des sphinx a commencé à l'époque du Nouvel Empire et s'est achevée à la période tardive sous le règne du souverain de la   ; la route a ensuite été ensevelie sous des couches de sable au fil des siècles.

Dans la Description de l'Égypte, l'allée des sphinx est décrite comme longue de deux kilomètres, bordée de plus de six-cents sphinx.

Georges Daressy rapporte en 1893 qu'à Louxor, l'avenue est enterrée et n'a pu être fouillée car elle se trouvait sous le niveau de la nappe phréatique, alors qu'à Karnak, près d'un kilomètre est visible.

La première trace de l'allée (à Louxor) a été trouvée en 1949 lorsque l'archéologue égyptien Muhammad Zakaria Goneim a découvert huit statues près du temple de Louxor. Dix-sept autres statues ont été mises au jour de 1958 à 1961 et cinquante-cinq de 1961 à 1964, toutes dans un périmètre de deux-cent-cinquante mètres. De 1984 à 2000, le tracé complet de l'allée a finalement été déterminé, laissant aux fouilleurs le soin de découvrir la route. À l'origine, l'avenue était bordée de  au total, dont 807 en forme de sphinx et 250 autres avec une tête en forme de bélier. Les  originales se trouvent le long du chemin, et elles sont représentées sous trois formes :

 La première forme est un corps de lion avec une tête de bélier érigé entre le temple de Karnak et le temple de Mout pendant le règne du souverain Toutânkhamon (Nouvel Empire).

 La deuxième forme est une statue de bélier complète, construite dans une zone éloignée pendant la  d', avant d'être transférée plus tard dans le complexe de Karnak.

 La troisième forme qui comprend la plus grande partie des statues est une statue de sphinx (corps d'un lion et tête d'un humain), les statues s'étendant jusqu'au temple de Louxor.

Rénovation et grande réouverture
Le , l'avenue a été ouverte au public après des travaux de restauration qui ont duré plus de sept décennies. Le défilé comprenait des participants en tenue pharaonique, un orchestre symphonique, des effets de lumière, des danseurs professionnels, des bateaux sur le Nil, des calèches. Trois modèles de bateaux dorés de style pharaonique, dédiés au dieu du soleil Amon-Rê, au dieu de la lune Khonsou et à la déesse mère Mout, étaient portés par des hommes vêtus de robes noires et dorées, répliques de ce qui aurait été porté pour le même festival dans l'Égypte antique. La réalisation de cet événement a été créée par une équipe de l'université allemande du Caire. Le président égyptien Abdel Fattah al-Sissi a assisté au spectacle organisé dans toute la ville.

Zahi Hawass a qualifié le site de Louxor de .

Notes et références

Liens externes

Architecture égyptienne antique
Index égyptologique

Allée des sphinx


Ptrukša este o comună slovacă, aflată în districtul Michalovce din regiunea Košice. Localitatea se află la , se întinde pe o suprafață de  și în 2017 număra 485 de locuitori.

Istoric
Localitatea Ptrukša este atestată documentar din 1281.

Note

Legături externe

Localități din Slovacia

Ptrukša


කොටස් වෙළඳපලෙහි කොටස් ගනුදෙණු නිෂ්කාශන මධ්‍යස්ථානය වශයෙන් කටයුතු කරනුයේ මධ්‍යම තැන්පතු ක්‍රමයයි (Central Depository System/ CDS). එය පුද්ගලික සමාගමක්වන අතර එහි සම්පුර්ණ අයිතිය කොළඹ කොටස් හුවමාරුව සතුය.

කොටස් වෙළඳපලේ ගණුදෙණු කිරීමට බලාපොරොත්තු වන ආයෝජකයින් මධ්‍යම තැන්පතු ක්‍රමයේ තමා නමින් ගිණුමක් ආරම්භ කල යුතුය. ගිණුමක් ආරම්භ කිරීමට ගාස්තුවක් අය නොකරයි. මේ සඳහා අදාළ ඉල්ලුම් පත්‍රයක් සමඟ අනන්‍යතාවය සහතික කිරීම සඳහා ලේඛන ඉදිරිපත්කල යුතුය. කිසියම් ආයෝජකයෙක් කොටස් මිලට ගත් විටකදී එම කොටස්වල අගය මධ්‍යම තැන්පතු ක්‍රමයේ ඔහු/ඇය නමින් ඇති ගිණුමට බැර කෙරේ. ඒවා වෙනත් පාර්ශවයකට විකිණු විට ගිණුමට හැර වේ. එසේම මිලට ගත් පුද්ගලයාට බැර වේ. මෙම කටයුත්ත මධ්‍යම තැන්පතු ක්‍රමයේ ප්‍රධාන කාර්යය වේ. මෙම හර හා බැර කිරීම් සිදුකරනුයේ කොටස් සහතිකපත්‍ර රහිතවයි. මෙය 'පෝරම රහිත වෙළඳාම' (Scrip less Trading)  ලෙස හඳුන්වයි. මධ්‍යම තැන්පතු ක්‍රමය 'කොටස් තැන්පත් ආයතනයක්' වශයෙන් ද හැඳින්වේ.

ඒ අනුව CDS හරහා;
 එයින් අදහස් වන්නේ, ආයෝජකයින්ගේ කොටස් හා ණයකර ද්විතියික වෙළඳපල තුල ගණුදෙණු කරන තෙක් ඔවුන් වෙනුවෙන් තම භාරයේ රඳවා ගැනීම.

 ඒ ආයෝජකයින්ගේ ගිණුම් පවත්වා ගැනීමයි.

 කිසියම් ලැයිස්තුගත සමාගමකට ඔවුන්ගේ කොටස් හිමියන්ගේ නාම ලේඛනයක් අවශ්‍ය වූ විට CDS වලින් එය ලබා ගත හැකිය.

මධ්‍යම තැන්පතු ක්‍රමයේ කාර්යය
 ගනුදෙනුකරුවන් ලියාපදිංචි කිරීම හා ඔවුන් සඳහා ගිණුම් ඇරඹීම.
 කොටස් තැන්පත් කිරීමට අදාළ කටයුතු
 කොටස් ආපසු ගැනීමට අදාළ කටයුතු
 කොටස් පැවරීමට අදාළ කටයුතු
 කොටස් නිෂ්කාශනය
 බේරුම් කිරීම
 හිමිකම් නිකුතු සම්බන්ධ කටයුතු

 ව්‍යාපාර

මධ්‍යම තැන්පතු ක්‍රමය


{{Infocaseta Avion
  | nume                 = Farman F.40
  | logo                 =
  | imagine              = French Aircraft of the First World War Q58350.jpg
  | comentariu           = - Farman F.40 -
  | tip                  = Avion de recunoaștere/antrenament (școală)
  | țara de origine      =
  | proiectant           =
  | zbor inaugural       = 1914
  | produs               =
  | introducere          =
  | introdus             = 1915
  | retras               = 1922
  | stare                = Retras din serviciul activ
  | beneficiar principal =  - Aéronautique Militaire
  | alți beneficiari     =  - Corpul Aerian
  | bucăți fabricate     =
  | cost program         =
  | cost unitar          =
  | dezvoltat din        =
  | variante             =
  |constructor= Fabrica de avioane Maurice Farman}}

 Farman F.40  a fost un avion militar francez construit de către Fabrica de avioane Maurice Farman. A fost folosit ca avion de recunoaștere (observare) și bombardament ușor în prima parte  Primului Război Mondial, ulterior fiind folosit ca avion de școală.

Avionul Farman F.40 s-a aflat în înzestrarea escadrilelor din organica Corpului Aerian din Armata României, începând cu sfârșitul campaniei din anul 1916 când au fost primite din Franța un număr de 55 de bucăți, din care 38 în stare operațională, restul fiind distruse pe timpul transportului.

Principii constructive
Farman F.40 a fost proiectat într-o configurație biplan cu aripi cu anvergură diferită, având elice propulsoare (dispusă în spatele motorului). Motorul era de tip Renault'', răcit cu aer, de 130 CP. Avionul avea ampenaje clasice, cu stabilizator dispus în partea posterioară, la nivelul aripii superioare, sub care era montată o direcție. Carlinga, care conținea motorul și spațiul pentru echipaj, era montată între aripa superioară și cea inferioară. Trenul de aterizare era compus dintr-o pereche de roți duble în față, cu o patină montată între roți și patină în spate. Avionul era destinat pentru misiuni de recunoaștere, dar putea fi dotat și cu o mitralieră.

Dezvoltarea

Primul Război Mondial

Operatori

Note

Vezi și
 Armamentul Armatei României în Primul Război Mondial
 Aviația în Primul Război Mondial
 Listă de aeronave militare ale Antantei
 Listă de aeronave militare ale Puterilor Centrale

Legături externe

Avioane de antrenament
Avioane de recunoaștere
Biplane
Aeronave din înzestrarea Armatei României din Primul Război Mondial
 Avioane militare din Primul Război Mondial
Cioturi din proiectul România în Primul Război Mondial

Farman F.40


Ak Kumkuşu (Calidris alba - İng. Sanderling), çullukgiller (Scolopacidae) familyasından genellikle kumlu deniz kıyılarının siyah bacaklı, siyah, kısa, kalınca ve düz gagalı, beyaz karınlı ve küçük bir kıyı kuşu türü.

Boyu 200–210 mm'dir. Küçük gruplar halinde beslenirken çok aktiftir. Kışın üst tarafı açık gri, alt tarafı ise beyazdır. Kanatları daha koyu siyahtır ve beyaz geniş bir kanat çizgisi vardır. Gencinin üst tarafı daha koyu desenlidir. İlkbahar ve sonbaharda başı, göğsü ve sırtı değişken kızıllık ve koyulukta ve kirli-gümüş rengi harelidir; alt tarafı her zaman beyazdır. Uçuş esnasında sesi kısadır ve sert bir 'kit' duyulur.

Açıklama
Bu türden olgun olanlarının uzunluğu 18–20 cm'dir. Kendi ağırlıkları ise 40-100 gr arasında değişir. Bu kuş kışın çok bulunur. Yazın da yüzü ve boğazı kiremit kırmızısı olur. Yavruları siyah-beyaz, süslü ve yetişkinden daha fazla kontrast gösterir.

Dağılımı
Kuzey Amerika, Avrupa ve Asya'da bulunurlar.

Asgari endişe altındaki hayvanlar
Çullukgiller
Avrupa kuşları
Türkiye'deki kuşlar
Batı Avustralya'daki kuşlar
Güney Avustralya'daki kuşlar
Kenya'daki kuşlar
Pakistan'daki kuşlar
Porto Riko'daki kuşlar

Ak kumkuşu


The European Coalition for Just and Effective Drug Policies (ENCOD), originally European NGO Council On Drugs and development, is a network of European non-governmental organisations and citizens concerned with the impact of current international drug policies on the lives of the most affected sectors in Europe and the Global South.
Since 1994 they have been working to advocate more just and effective drugs control policies, which include an integrated solution for all problems related to the global drugs phenomenon.

History
ENCOD was set up in 1993 thanks to the support of the European Commission, as an NGO counterpart to the European Monitoring Centre on Drugs and Drug Addiction. However, the Management Board of the EMCDDA later decided to ignore any NGO involvement in the work of the EMCDDA.

In 1998 a Manifesto for just and effective drug policies  was redacted by 14 NGOs from Europe, Africa and South America, then signed by hundreds of organizations, companies, political parties, and citizens.

ENCOD is a self-financed and independent network, legally based in Belgium, and is steered by a Committee composed citizens from different EU countries (5 people after the 2013 General assembly).

Mission
The organization declares three primary objectives:
 To improve understanding of the causes and effects of the drugs trade,
 To contribute to the elaboration of just and effective drugs control policies,
 To bring about greater consistency between drugs control efforts and economic and social policies.

ENCOD is implementing these objectives in three ways:
 it facilitates coordination, information exchange and joint analysis between its members,
 it carries out joint information campaigns, aimed at the general public,
 it carries out joint advocacy activities, aimed at policy-makers and the media.

Activities

Advising and organizational activities
 In 1998, publication of the Manifesto for just and effective drug policies
 Annual participation in the round table organized by the Commission on narcotic drugs (CND)
 In 2006 ENCOD organised with the support of the Greens–European free alliance and European united left a meeting in the European parliament in Brussels
 From 7 to 9 March 2008 ENCOD co-organised an international meeting in Vienna for a European alternative in drug policies called Drug Peace Days
 In the early 2000s, setup of the Cannabis Social Club concept and rules
 Advise and counselling about drug policies possible changes.
 In March 2014, participation in the annual meeting of the Commission on narcotic drugs (CND). Set up of an alternative press center during the meeting.

Public campaigns
 In 2003, 'Spread the Seeds' campaign
 Series of Conferences at the United Nations Office on Drugs and Crime: "Vienna 2003: a Chance for the World" (March 2003), "The Road to Vienna" (November 2006),.
 In 2009, conference "Coca 2009, from persecution to proposal" on the possibilities of a European approach towards the coca leaf, at the European Parliament.
 In 2011, publication of the Code of conduct for a European Cannabis Social Club, the basic structural rules of non-prifot and transparency, that were used by many Cannabis social clubs in Spain, Belgium, Czech Republic, United Kingdom, France etc.
 In 2013 and 2014, European campaign for the elections to European Parliament "Manifesto for safe and healthy drug policies in Europe".

See also
 Cannabis Social Club
 Drug policy reform
 Drug liberalization — drugs Legalization — drugs decriminalization
 Prohibition (drugs) — drug prohibition law — arguments for and against drug prohibition
 War on drugs
 Harm reduction
 School district drug policies
 FAAAT think & do tank
 Students for Sensible Drug Policy
 Transform Drug Policy Foundation

References

External links

International organisations based in Belgium
Drug policy organizations
Drug policy reform
Medicinal use of cannabis
European medical and health organizations
1994 in cannabis
Cannabis in Belgium