Разделы с подвижными границами.

Для каждого загружаемого задания создается новый раздел с размерами, соответствующими заданию. После окончания задания отведенная ему память освобождается и может быть использована при распределении других разделов.

 

Вначале вся память (кроме той, что отведена ОС) не распределена, т.к. заранее нет определенных разделов. Раздел для задания 1 создается при его загрузке. Предположим, что этот раздел, непосредственно за ОС. Затем заданию 2 отводится раздел, следующий сразу за заданием 1 и т.д. Объем свободной памяти, оставшейся за заданием 5, для загрузки очередного задания уже недостаточен.

Когда завершается задание 2, его раздел освобождается, и новый раздел отводится заданию 6. Как видно из рисунка, этот новый раздел занимает часть памяти, которая отводилась заданию 2. Остаток от прежнего раздела задания 2 остается свободным. Теперь имеются две не смежные свободные области памяти; однако не одна из них не велика на столько, чтобы вместить еще одно задание, и т.д.

При использовании разделов переменного размера нет надобности выбирать размер заранее. Однако ОС, которая отслеживает какие области памяти уже распределены, а какие свободны, приходится проделывать большую работу. Обычно это делается системой при помощи поддерживаемого ее связанного списка свободной области. Этот список просматривается при выделении нового раздела, который размещается либо в первой (первое подходящее размещение), либо в наименьшей (наиболее подходящее размещение) подходящей для него свободной области. Когда раздел освобождается, отведенная ему память объединяется со всеми смежными свободными областями и заносится в список.

Вне зависимости от используемого способа создания разделов необходимо, чтобы ОС и аппаратные средства обеспечивали защиту памяти. При выполнении заданий в одном разделе недопустимо, чтобы оно изменяло ячейки памяти другого раздела или ОС.

Единой проблемой для всех общецелевых способов динамического распределения является фрагментация памяти. Фрагментация имеет место, когда доступная свободная память разбита на несколько не смежных блоков, каждый из которых слишком мал для использования. Чтобы, например, разместить задание 1, в целом имеется более чем достаточно свободной памяти; однако из-за того, что нет ни одного свободного блока достаточно большого размера, оно не может быть загружено.

Одно из возможных решений этой проблемы использование перемещаемых разделов. После окончания каждого задания оставшиеся разделы передвигаются как можно дальше к одному концу памяти. В результате этого вся доступная свободная память собирается в один блок, который больше подходит для распределения новых разделов.

Из рисунка видно, что этот способ может привести к более эффективному использованию памяти по сравнению с тем, что достигается с помощью неперемещаемых разделов. Однако копирование заданий из одного места памяти в другое может потребовать значительного количества времени и, что самое главное, невозможность при этом выполнять сами вычислительные процессы. Этот недостаток часто перевешивает преимущества усовершенствованного использования памяти.

 

2. Распределение оперативной памяти в MS-DOS.

 

MS-DOS – это однопрограммная операционная система. В ней можно организовать запуск резидентных задач, но в целом она предназначена только для выполнения одного вычислительного процесса. Поэтому распределение памяти в ней построено по простой схеме.

В состав операционной систем MS-DOS входят следующие основные компоненты:

модуль расширения BIOS – файл io.sys;

основной базовый модуль обработки прерываний DOS – файл msdos.sys. Этот файл реализует работу файловой системы DOS;

командный процессор (интерпретатор команд) – файл command.com;

утилиты и драйверы, расширяющие возможности системы;

программа загрузки MS-DOS – загрузочная запись (boot record).

 

1Кб

512б

 

 

35-60

Кб

 

»580

Кб

 

18 Кб

160Кб

 

96 Кб

 

64 Кб

 

 

Распределение памяти в ОС MS-DOS начинается с первых 640 Кбайт. Однако полный объем памяти, используемый системой для работы, может быть расширен до 1 Мбайта с помощью драйвера himem.sys. Для этого необходимо в файл конфигурации операционной системы config.sys добавить строку: device=_путь_\himem.sys. Для разрешения размещения части кода ядра DOS и заданий пользователя в области памяти свыше 640 Кб необходимо в config.sys добавить строку: dos=high,umb. Для загрузки драйверов и резидентных прогарам в верхнюю память компьютера используется драйвер верхней памяти emm386.exe. А для указания конкретных программ, которые должны размещаться в этой области перед заданием пути к их размещению необходимо дописать devicehigh и lh в файле autoexec.bat. Для контроля за правильность загрузки оперативной памяти в MS DOS используется программа mem.ехе. Просмотреть загрузку оперативной памяти можно также из окна файлового менеджера (например, vc.com) нажав сочетание клавиш: Alt+F5.

 

 

3. Распределение оперативной памяти в Windows NT.

 

 

В операционных системах Windows NT тоже используется плоская модель па­мяти. Заметим, что Windows NT 4.0 Server практически не отличается от Win­dows NT 4.0 Workstation; разница лишь в наличии у сервера некоторых дополни­тельных служб, дополнительных утилит для управления доменом и несколько иных значений в настройках системного реестра. Однако схема распределения возможного виртуального адресного пространства в системах Windows NT рази­тельно отличается от модели памяти Windows 95/98. Прежде всего, в отличие от Windows 95/98 в гораздо большей степени используется ряд серьезных аппарат­ных средств защиты, имеющихся в микропроцессорах, а также применено прин­ципиально другое логическое распределение адресного пространства (СЛАЙД 3).

 

 

Прикладные программы обращаются к DLL, которые перенаправляют обращение к системе

 

 

Этот системный код находится в своем собственном адресном пространстве и недоступен вызывающим его процессам

 

Во-первых, все системные программные модули находятся в своих собственных виртуальных адресных пространствах, и доступ к ним со стороны прикладных программ невозможен. Ядро системы и несколько драйверов работают в нулевом кольце защиты в отдельном адресном пространстве.



Во-вторых, остальные программные модули самой операционной системы, ко­торые выступают как серверные процессы по отношению к прикладным про­граммам (клиентам), функционируют также в своем собственном системном виртуальном адресном пространстве, невидимом для прикладных процессов.

Прикладным программам выделяется 2 Гбайт локального (собственного) линей­ного (неструктурированного) адресного пространства от границы 640 Кбайт до 2 Гбайт (первые 640 Кбайт полностью недоступны). Прикладные программы изо­лированы друг от друга, хотя могут общаться через буфер обмена (clipboard), ме­ханизмы DDE (механизм динамического обмена данными) и OLE (механизм связи и внедрения объектов).

В верхней части каждой 2-гигабайтной области прикладной программы разме­щен код системных DLL кольца 3, который выполняет перенаправление вызовов в совершенно изолированное адресное пространство, где содержится уже собст­венно системный код. Этот системный код, выступающий как сервер-процесс (server process), проверяет значения параметров, исполняет запрошенную функ­цию и пересылает результаты назад в адресное пространство прикладной про­граммы. Хотя сервер-процесс сам по себе остается процессом прикладного уровня, он полностью защищен от вызывающей его прикладной программы и изолиро­ван от нее.

Между отметками 2 и 4 Гбайт расположены низкоуровневые системные компо­ненты Windows NT кольца 0, в том числе ядро, планировщик потоков и диспетчер виртуальной памяти. Системные страницы в этой области наделены привиле­гиями супервизора, которые задаются физическими схемами кольцевой защиты процессора. Это делает низкоуровневый системный код невидимым и недоступ­ным для записи для программ прикладного уровня, но приводит к падению про­изводительности во время переходов между кольцами.

Для 16-разрядных прикладных Windows-программ ОС Windows NT реализует сеансы Windows on Windows (WOW). В отличие от Windows 95/98 ОС Win­dows NT дает возможность выполнять 16-разрядные программы Windows инди­видуально в собственных пространствах памяти или совместно в разделяемом адресном пространстве. Почти во всех случаях 16-и 32-разрядные прикладные программы Windows могут свободно взаимодействовать, используя OLE, неза­висимо от того, выполняются они в отдельной или общей памяти. Собственные прикладные программы и сеансы WOW выполняются в режиме вытесняющей многозадачности, основанной на управлении отдельными потоками. Множест­венные 16-разрядные прикладные программы Windows в одном сеансе WOW выполняются в соответствии с кооперативной моделью многозадачности. Win­dows NT может также выполнять в многозадачном режиме несколько сеансов DOS. Поскольку Windows NT имеет полностью 32-разрядную архитектуру, не существует теоретических ограничений на ресурсы GDI (интерфейс графических устройств) и USER.

При запуске приложения создается процесс со своей информационной структу­рой. В рамках процесса запускается задача. При необходимости этот тред (задача) может запустить множество других тредов (задач), которые будут выполняться параллельно в рамках одного процесса. Очевидно, что множество запущенных процессов также выполняются параллельно и каждый из процессов может пред­ставлять из себя мультизадачное приложение. Задачи (треды) в рамках одного процесса выполняются в едином виртуальном адресном пространстве, а процес­сы выполняются в различных виртуальных адресных пространствах. Отображе­ние различных виртуальных адресных пространств исполняющихся процессов на физическую память реализует сама ОС; именно корректное выполнение этой задачи гарантирует изоляцию приложений от невмешательства процессов. Для обеспечения взаимодействия между выполняющимися приложениями и между приложениями и кодом самой операционной системы используются соответст­вующие механизмы защиты памяти, поддерживаемые аппаратурой микропро­цессора.

Процессами выделения памяти, ее резервирования, освобождения и подкачки управляет диспетчер виртуальной памяти Windows NT (Windows NT virtual memory manager, VMM). В своей работе этот компонент реализует сложную стратегию учета требований к коду и данным процесса для минимизации досту­па к диску, поскольку реализация виртуальной памяти часто приводит к боль­шому количеству дисковых операций.

Каждая виртуальная страница памяти, отображаемая на физическую страницу, переносится в так называемый страничный фрейм (page frame). Прежде чем код или данные можно будет переместить с диска в память, диспетчер виртуальной памяти (модуль VMM) должен найти или создать свободный страничный фрейм или фрейм, заполненный нулями. Заметим, что заполнение страниц нулями пред­ставляет собой одно из требований стандарта на системы безопасности уровня С2 , принятого правительством США. Страничные фреймы должны заполняться нулями для того, чтобы исключить возможность использования их предыдущего содержимого другими процессами. Чтобы фрейм можно было освободить, необ­ходимо скопировать на диск изменения в его странице данных, и только после этого фрейм можно будет повторно использовать. Программы, как правило, не меняют страницы кода. Страницы кода, в которые программы не внесли измене­ний, можно удалить.

Диспетчер виртуальной памяти может быстро и относительно легко удовлетво­рить программные прерывания типа «ошибка страницы» (page fault). Что каса­ется аппаратных прерываний типа «ошибка страницы», то они приводят к подкачке (paging), которая снижает производительность системы. Мы уже говорили о том, что в Windows NT, к большому сожалению, выбрана дисциплина FIFO для замещения страниц, а не более эффективные дисциплины LRU и LFU.

Когда процесс использует код или данные, находящиеся в физической памяти, система резервирует место для этой страницы в файле подкачки Pagefile.sys на диске. Это делается с расчетом на тот случай, что данные потребуется выгрузить на диск. Файл Pagefile.sys представляет собой зарезервированный блок дисково­го пространства, который используется для выгрузки страниц, помеченных как «грязные», при необходимости освобождения физической памяти. Заметим, что этот файл может быть как непрерывным, так и фрагментированным; он может быть расположен на системном диске либо на любом другом и даже на несколь­ких дисках. Размер этого страничного файла ограничивает объем данных, кото­рые могут храниться во внешней памяти при использовании механизмов вирту­альной памяти. По умолчанию размер файла подкачки устанавливается равным объему физической памяти плюс 12 Мбайт, однако пользователь имеет возможность изменить его размер по своему усмотрению. Проблема нехватки виртуаль­ной памяти часто может быть решена за счет увеличения размера файла подкачки.

В системах Windows NT 4.0 объекты, создаваемые и используемые приложения­ми и операционной системой, хранятся в так называемых пулах памяти (memory pools). Доступ к этим пулам может быть получен только в привилегированном режиме работы процессора, в котором работают компоненты операционной сис­темы. Поэтому для того, чтобы объекты, хранящиеся в пулах, стали видимы тре­дам приложений, эти треды должны переключиться в привилегированный режим.

Перемещаемый или нерезидентный пул (paged pool) содержит объекты, которые могут быть при необходимости выгружены на диск. Неперемещаемый или рези­дентный пул (nonpaged pool) содержит объекты, которые должны постоянно на­ходиться в памяти. В частности, к такого рода объектам относятся структуры данных, используемые процедурами обработки прерываний, а также структуры, используемые для предотвращения конфликтов в мультипроцессорных системах.

Исходный размер пулов определяется объемом физической памяти, доступной Windows NT. Впоследствии размер пула устанавливается динамически и в зави­симости от работающих в системе приложений и сервисов будет изменяться в широком диапазоне.

Вся виртуальная память в Windows NT подразделяется на классы: зарезервиро­ванную (reserved), выделенную (committed) и доступную (available).

Зарезервированная память представляет собой набор непрерывных адресов, которые диспетчер виртуальной памяти (VMM) выделяет для процесса, но не учитывает в общей квоте памяти процесса до тех пор, пока она не будет фактически использована. Когда процессу требуется выполнить запись в па­мять, ему выделяется нужный объем из зарезервированной памяти. Если про­цессу потребуется больший объем памяти, то дополнительная память может быть одновременно зарезервирована и использована, если в системе имеется доступная память

Память выделена, если диспетчер VMM резервирует для нее место в файле Pagefile.sys на тот случай, когда потребуется выгрузить содержимое памяти на диск. Объем выделенной памяти процесса характеризует фактически по­требляемый им объем памяти. Выделенная память ограничивается размером файла подкачки. Предельный объем выделенной памяти в системе (commit limit) определяется тем, какой объем памяти можно выделить процессам без увеличения размеров файла подкачки. Если в системе имеется достаточный объем дискового пространства, то файл подкачки может быть увеличен и тем самым будет расширен предельный объем выделенной памяти.

Вся память, которая не является ни выделенной, ни зарезервированной, явля­ется доступной. К доступной относится свободная память, обнуленная память (освобожденная и заполненная нулями), а также память, находящаяся в списке ожидания (standby list), которая была удалена из рабочего набора процесса, но может быть затребована вновь.

 

 

4. Организация управления виртуальной памятью

 

 

Виртуальным называется ресурс, который пользовательской программе представляется обладающим свойствами отличными от тех, что он в действительности имеет.

Например, программе разрешено использовать большую виртуальную память, называемую иногда виртуальным адресным пространством. Ее объем может даже превосходить всю доступную реальную память ЭВМ. Содержимое виртуальной памяти, используемой программой, хранится на некотором внешнем устройстве (внешней памятью HDD). По необходимости части этой виртуальной памяти отображаются в реальную память. Ни о внешней памяти, ни о ее отображении в реальную память, программа ничего не знает. Она написана так, как будто бы виртуальная память существует в действительности.

 

 

Термин виртуальная память относится к системам, которые сохраняют виртуальные адреса во время исполнения. Так как второе отображение осуществляется в процессе исполнения задачи, то адреса физических ячеек могут изменяться. При правильном применении такие изменения могут улучшить использование памяти, избавив программиста от деталей управления ею, и даже увеличить надежность вычислений.

С позиции объемов двухэтапной схемы отображения адресов выделяются следующие три ситуации:

1. объем виртуального адресного пространства программы Vv меньшем объема физической памяти Vm. Данная ситуация в настоящее время практически не встречается, но тем не менее это реальное соотношение;

2. Vv = Vm. Встречается очень часто, особенно характерна она была для не дорогих вычислительных комплексов. Для этого случая имеется большое количество методов распределения оперативной памяти.

3. Vv > Vm. Такая ситуация встречается повсеместно во всех современных персональных компьютерах и программах. Для нее имеется несколько методов распределения памяти, отличающихся как сложностью, так и эффективностью.

Страничный способ организации виртуальной памяти.

В системе с размещением страниц по запросу виртуальная память процесса разделена на страницы некоторой фиксированной длинны, которые, как правило, размещаются во внешней памяти. Файл размещения виртуальной памяти называют файлом подкачки или страничным файлом (pagefile.sys). В Unix-системах для этих целей выделяется специальный раздел – swap. Реальная память ЭВМ разделяется на страничные кадры той же длины, что и страницы. Любая страница любого процесса потенциально может быть загружена в любой строчный кадр реальной памяти. Отображение в строчные кадры описывается таблицей отображения страницы (ТОС); для каждого процесса в системе имеется одна ТОС. ТОС используется аппаратурой для преобразования адресов виртуальной памяти программы в соответствующие адреса реальной памяти. Такой перевод виртуальных адресов в реальные, называется динамическим преобразованием адресов.

Возникает вопрос о реализации самих страничных таблиц. Одно из возможных решений заключается в их реализации в виде массивов в центральной памяти. В качестве указателя на начало ТОС текущего активного процесса используется некоторый регистр, устанавливаемый ОС. Этот может оказаться не эффективным, потому что для каждого преобразования требуется быстрый доступ к памяти. Однако в некоторых системах этот способ используется в сочетании с высокоскоростным буфером, служащим для уменьшения среднего времени доступа. Другая возможность заключается в реализации ТОС при помощи специальной высокоскоростной ассоциативной памяти. Такой способ эффективен, но может оказаться слишком дорогим для систем с большой реальной памятью.

При обращении к виртуальной странице, не оказавшейся в данный момент в оперативной памяти, возникает прерывание и управление передается диспетчеру памяти, который должен найти свободное место. Обычно предоставляется первая же свободная страница. Если свободной станицы нет, то диспетчер памяти по одной из дисциплин замещения (LRU – последний из недавно использованных; LFU – используемый реже всех остальных; FIFO – первый пришедший первым и выбывает; random – случайный выбор) определит страницу, подлежащую расформированию или сохранению во внешней памяти. На ее место он разместит ту новую виртуальную страницу, к которой было обращение из задачи, но ее не оказалось в оперативной памяти.

Системы с размещением страниц по запросу избегают нерационального использования памяти в основном при помощи фрагментации, часто связанной со способами организации разделов. Память можно экономить и другими способами. Например, стараются не загружать те части программы, которые в течение определенного времени выполнения не используются. Однако системы с размещением страниц по запросу имеют и другие уязвимые места.

Предположим, что обращение к слову в центральной памяти занимает 1 мкс, а считывание страницы из внешней памяти – в среднем 10 мс (10.000мкс). Предположим также, что в среднем для всех заданий в системе только 1 из 100 обращений к виртуальной памяти вызывает страничное прерывание. Даже при такой очевидно малой величине страничных прерываний система хорошо работать не будет. На каждое 100 обращений (требующих 100 мкс) система потратит 10.000 мкс на считывание страниц из внешней памяти. Т.е., вычислительная система тратит приблизительно 99% своего времени на свопинг страниц и только 1% на полезную работу. Этот полный разлад в работе называется пробуксовкой. Очевидно, что пробуксовка – это очень плохое явление. Чтобы его не допускать необходимо увеличить объем оперативной памяти (сейчас это стало самым простым решением), уменьшить количество параллельно выполняемых задач либо попробовать использовать более эффективные дисциплины замещения.

В абсолютном большинстве современных ОС используется дисциплина замещения LRU как самая эффективная (OS/2, Linux). В операционной системе Windows NT, разработчики, желая сделать систему максимально независимой от аппаратных возможностей процессора, пошли на отказ от этой дисциплины и применили правило FIFO. А для того, чтобы сгладить неэффективность этой стратегии управления виртуальной памятью, была введена буферизация тех страниц, которые должны быть записаны в файл подкачки на диск или просто расформированы. Принцип буферизации прост. Прежде чем замещаемая страница будет перемещена во внешнюю память или просто расформирована, она помечается как кандидат на выгрузку. Если в следующий раз произойдет обращение к странице, находящейся в таком буфере, то страница никуда не выгружается и уходит в конец списка FIFO. В противном случае страница действительно выгружается, а на ее места в буфер попадает следующий кандидат.

Страничный механизм организации виртуальной памяти приводит к тому, что без специальных аппаратных средств он будет существенно замедлять работу вычислительной системы. Поэтому обычно используется кэширование страничных дескрипторов. Наиболее эффективным способом кэширования является использование ассоциативного кэша, широко применяемого в процессорах i80x86 начиная с i80386.

К основным достоинствам страничной организации виртуальной памяти относится ее малая фрагментация. Поскольку на каждую задачу может приходиться по одной незаполненной странице, то становится очевидным, что память можно использовать достаточно эффективно.

Существуют и два существенных обстоятельства, оцениваемые как недостатки такого способа распределения памяти:

во-первых, это то, что страничная трансляция виртуальной памяти требует существенных накладных расходов, т.к. таблицы страниц нужно то же размещать в памяти. Кроме того, эти таблицы нужно обрабатывать; именно с этим работает диспетчер задач;

во-вторых, то, что программы разбиваются на страницы случайно, без учета логических взаимосвязей, имеющихся в коде. Это приводит к тому, что межстраничные переходы осуществляются чаще за счет чего затрудняется разделение программных моделей между выполняющимися процессами.

Сегментный способ организации виртуальной памяти.

Второй способ организации виртуальной памяти, так называемая сегментная организация памяти. Для этого метода программу необходимо разбивать на части и уже каждой такой части выделять физическую память. естественным способом разбиения программы на части является разбиение ее на логические элементы – сегменты. В принципе каждый программный модуль может быть воспринят как сегмент, и вся программа будет представлять собой множество сегментов. В системе с сегментной организацией виртуальной памяти логический адрес состоит из номера сегмента и величины смещения относительно начала этого сегмента. Физически порядковый номер сегмента будет соответствовать некоторому адресу, с которого этот сегмент начинается при его размещении в памяти, и смещение должно прибавляться к этому базовому адресу.

Преобразование имени сегмента в его порядковый номер осуществляет система программирования, а операционная система будет размещать сегменты в память и для каждого сегмента получит информацию о его начале. Таким образом, виртуальный адрес для этого способа будет состоять из двух полей – номер сегмента и смещение относительно начала сегмента.

Каждый сегмент, размещаемый в памяти, имеет соответствующую информационную структуру называемую дескриптором сегмента. Именно ОС строит для каждого исполняемого процесса соответствующую таблицу дескрипторов сегментов и при размещении каждого из сегментов в оперативной или внешней памяти в дескрипторе отмечает его текущее местоположение. Если сегмент задачи в данный момент находится в оперативной памяти, то об этом делается пометка в дескрипторе – бит присутствия. В этом случае в поле адрес диспетчер памяти записывает адрес физической памяти, с которого сегмент начинается, а в поле длина сегмента указывается количество адресуемых ячеек памяти. Это поле используется не только для того, чтобы размещать сегменты без наложения один на другой, но и для того, чтобы проконтролировать не обращается ли код исполняющейся задачи за пределы текущего сегмента. В случае превышения длины сегмента вследствие ошибок программирования и нарушения адресации с помощью введения специальных аппаратных средств генерируются сигналы прерывания, которые позволяют фиксировать такого рода ошибки.

Если бит присутствия в дескрипторе указывает, что сейчас этот сегмент находится не в оперативной памяти, а во внешней, то поля адреса и длины используются для указания адреса сегмента в координатах внешней памяти. При этом возникает прерывание, и управление передается через диспетчер памяти программе загрузки сегмента. Пока происходит поиск сегмента во внешней памяти и загрузка его в оперативную, диспетчер памяти определяет подходящее для сегмента место. Возможно, что свободного места нет, и тогда принимается решение о выгрузке какого-нибудь сегмента и о его перемещении во внешнюю память. При поиске свободного места используется одна из вышеперечисленных дисциплин (FIFO, LRU, LFU, random).

К достоинствам сегментного способа организации виртуальной памяти относится возможность загружать не всю программу в память, а производить это по мере необходимости.

Однако у сегментного способа есть и недостатки. Прежде всего для получения доступа к искомой ячейке памяти сначала найти и прочитать дескриптор сегмента, а уже потом, используя данные из него о местонахождении нужного сегмента, можно вычислить его физический адрес. Для уменьшения потерь используется кэширование в сверхоперативной памяти (специальных регистрах, размещаемых в процессоре).

Сегментно-страничный способ организации виртуальной памяти.

Как и в сегментном способе распределения памяти, программа разбивается на логические законченные части – сегмента – и виртуальный адрес содержит указание на номер соответствующего сегмента. Вторая составляющая виртуального адреса сегмента – смещение относительно начала сегмента – может состоять из двух полей: виртуальной страницы и индекса. Таким образом, получается, что виртуальный адрес состоит из трех компонентов: сегмент, страница, индекс. Этот способ вносит еще большую задержку доступа к памяти. В следствие чего, несмотря на поддержку в процессорах семейства i80x86, в современных ПК и ОС практически не используется.

 

 

<== предыдущая лекция | следующая лекция ==>
Способы управления памятью. | Управление вводом-выводом в ОС.


Дата добавления: 2017-11-04; просмотров: 27; ЗАКАЗАТЬ НАПИСАНИЕ РАБОТЫ


Поиск по сайту:

При помощи поиска вы сможете найти нужную вам информацию, введите в поисковое поле ключевые слова и изучайте нужную вам информацию.

Поделитесь с друзьями:

Если вам понравился данный ресурс вы можете рассказать о нем друзьям. Сделать это можно через соц. кнопки выше.
helpiks.org - Хелпикс.Орг - 2014-2017 год. Материал сайта представляется для ознакомительного и учебного использования. | Поддержка
Генерация страницы за: 0.011 сек.