STYCZEŃ 2019 - NOWY ROK NOWE NADZIEJE - W oczekiwaniu na testowanie - strona 153 - Forum OvuFriend\nWysłany: 23 stycznia 2019, 06:20\nŚniło mi się tej nocy że zrobiłaś test i były piękne 2 grube krechy :*\nKurczę oby ... Powiem wam ze mialam ten plan czekania do tego dnia potencjalnej miesiączki i tak robię a dziś znów temp w górę 37.03.\nTakze jeśli jutro pokaże mi negatyw to będzie srogi zawód, jak to takie stany podograczkowe z oslabienia organizmu czy czegoś...\nWczoraj pobolewal mnie brzuch ale tez tak dziwnie bo tylko przy zmianie pozycji...\nSorry dziewczyny ze Wam truje ale chyba nigdy nie bylam blizej upragnionego bejbi\naeiouy, Szczesliwa_mamusia, moni05, agge, Mila1996 lubią tę wiadomość\n[QUOTE=Angelika1313]Śniło mi się tej nocy że zrobiłaś test i były piękne 2 grube krechy :D :*[/QUOTE] Kurczę oby ... Powiem wam ze mialam ten plan czekania do tego dnia potencjalnej miesiączki i tak robię a dziś znów temp w górę 37.03. Takze jeśli jutro pokaże mi negatyw to będzie srogi zawód, jak to takie stany podograczkowe z oslabienia organizmu czy czegoś... Wczoraj pobolewal mnie brzuch ale tez tak dziwnie bo tylko przy zmianie pozycji... Sorry dziewczyny ze Wam truje ale chyba nigdy nie bylam blizej upragnionego bejbi :D\nWysłany: 23 stycznia 2019, 06:45\nMalinowa, dziewczyny mają rację, nie poddawaj się. Winko, czekolada, korona na głowę i lecimy dalej. Niedługo znów będzie owulacja i będziesz mogła bezkarnie wykorzystywać mężulka Ja mam jeszcze nadzieję, że twój kropek jest nieśmiały i nie chce się jeszcze ujawniać 11dpo. Dopóki nie ma @ jest ZAWSZE nadzieja! :*\nMalinowa, dziewczyny mają rację, nie poddawaj się. Winko, czekolada, korona na głowę i lecimy dalej. Niedługo znów będzie owulacja i będziesz mogła bezkarnie wykorzystywać mężulka :) Ja mam jeszcze nadzieję, że twój kropek jest nieśmiały i nie chce się jeszcze ujawniać 11dpo. Dopóki nie ma @ jest ZAWSZE nadzieja! :*\nWysłany: 23 stycznia 2019, 06:48\nKochana mnie też brzuch od poniedziałku boli jak na @. Nawet lekkie brązowe plamienie miałam i mały spadek temperatury na 36.75, wczoraj była już 36.82 a dzisiaj 37.06. Tak więc nie wiem co myśleć a cykam się żeby siknąć Wg Flo @ ma zawitać jutro (24dc). Mam nadzieję, że nasze kropki jednak tam są!!!\nWiadomość wyedytowana przez autora: 23 stycznia 2019, 06:50\naeiouy, moni05, Marina0786 lubią tę wiadomość\n[QUOTE=Niecierpliwa...]Kurczę oby ... Powiem wam ze mialam ten plan czekania do tego dnia potencjalnej miesiączki i tak robię a dziś znów temp w górę 37.03. Takze jeśli jutro pokaże mi negatyw to będzie srogi zawód, jak to takie stany podograczkowe z oslabienia organizmu czy czegoś... Wczoraj pobolewal mnie brzuch ale tez tak dziwnie bo tylko przy zmianie pozycji... Sorry dziewczyny ze Wam truje ale chyba nigdy nie bylam blizej upragnionego bejbi :D[/QUOTE] Kochana mnie też brzuch od poniedziałku boli jak na @. Nawet lekkie brązowe plamienie miałam i mały spadek temperatury na 36.75, wczoraj była już 36.82 a dzisiaj 37.06. Tak więc nie wiem co myśleć a cykam się żeby siknąć :P Wg Flo @ ma zawitać jutro (24dc). Mam nadzieję, że nasze kropki jednak tam są!!!\nWysłany: 23 stycznia 2019, 06:54\n[QUOTE=MonikA_89!]Kochana mnie też brzuch od poniedziałku boli jak na @. Nawet lekkie brązowe plamienie miałam i mały spadek temperatury na 36.75, wczoraj była już 36.82 a dzisiaj 37.06. Tak więc nie wiem co myśleć a cykam się żeby siknąć :P Wg Flo @ ma zawitać jutro (24dc). Mam nadzieję, że nasze kropki jednak tam są!!![/QUOTE] Trzymam mocno kciuki! Sikaj jutro ze mna :)\nWysłany: 23 stycznia 2019, 07:11\ndziewczyny mam takie intymne pytanie, ale biorąc pod uwagę ilość intymnych pytań i odpowiedzi to mam nadzieje ze żadna się nie pogniewa. :) Jak często współżyjecie? Ja mam tak niskie libido że w sumie zwykle to było raz na tydzień a w granicach owu częściej. Ale że te cykle się pochrzaniły mi ostatnio i wychodzi na to że mam dwie przymiarki do owulacji to w tym cyklu spięłam du.pke i co drugi dzień działamy... Może to da skutek... zobaczymy :D PS. nie robię tego z przymusu, w sumie nawet mam większą ochotę jak częściej się przytulamy :D\nWysłany: 23 stycznia 2019, 07:18\nU nas z racji braku czasu to głównie w weekendy ktore sa dosyć intensywne a w tygodniu to sporadycznie jak kogoś najdzie ochota:)\n[QUOTE=Scarlet88]dziewczyny mam takie intymne pytanie, ale biorąc pod uwagę ilość intymnych pytań i odpowiedzi to mam nadzieje ze żadna się nie pogniewa. :) Jak często współżyjecie? Ja mam tak niskie libido że w sumie zwykle to było raz na tydzień a w granicach owu częściej. Ale że te cykle się pochrzaniły mi ostatnio i wychodzi na to że mam dwie przymiarki do owulacji to w tym cyklu spięłam du.pke i co drugi dzień działamy... Może to da skutek... zobaczymy :D PS. nie robię tego z przymusu, w sumie nawet mam większą ochotę jak częściej się przytulamy :D[/QUOTE] U nas z racji braku czasu to głównie w weekendy ktore sa dosyć intensywne a w tygodniu to sporadycznie jak kogoś najdzie ochota:)\nWysłany: 23 stycznia 2019, 07:21\nCo 2-3 dni przez cały cykl i codziennie lub max co 1,5 dnia w okresie owu. W sensie rano-wieczór. To nie jest planowane, takie libido\nChociaż mam gorsze miesiące, jak teraz. Rozłożyło mnie totalnie... Od 2 tygodni na zmianę zajmuje się chora na grypę mamą i chorą córcią i wreszcie chyba dopadło i mnie...\n[QUOTE=Scarlet88]dziewczyny mam takie intymne pytanie, ale biorąc pod uwagę ilość intymnych pytań i odpowiedzi to mam nadzieje ze żadna się nie pogniewa. :) Jak często współżyjecie? Ja mam tak niskie libido że w sumie zwykle to było raz na tydzień a w granicach owu częściej. Ale że te cykle się pochrzaniły mi ostatnio i wychodzi na to że mam dwie przymiarki do owulacji to w tym cyklu spięłam du.pke i co drugi dzień działamy... Może to da skutek... zobaczymy :D PS. nie robię tego z przymusu, w sumie nawet mam większą ochotę jak częściej się przytulamy :D[/QUOTE] Co 2-3 dni przez cały cykl i codziennie lub max co 1,5 dnia w okresie owu. W sensie rano-wieczór. To nie jest planowane, takie libido :) Chociaż mam gorsze miesiące, jak teraz. Rozłożyło mnie totalnie... Od 2 tygodni na zmianę zajmuje się chora na grypę mamą i chorą córcią i wreszcie chyba dopadło i mnie... :(\nWysłany: 23 stycznia 2019, 07:26\nNiecierpliwa i Monika bardzo obiecujaco sie sprswa przedstawia. Jak sie nie uda to sama bede rozczarowana.\nScarlet my tez z tych z niskim libido jak nie mam owulacji to taz na tydzien, w ojresie owulacyjnym co 2-3 dni. W takim trybie zaszlam i tej metody sie trzymam. Przy moich krotkich cyklach to wyvhodzi z 5 razy na cykl wiec wcale nie duzo, ale wczesniej wystrarczalo nam raz na miesiac. Mi troche skoczylo libido, w okresie owulacyjnym to mohlabym i co dzien. Na poczatku troche sie zmuszalusmy, teraz ta czestotliwosc nam odpowiada.\nA ja Wam powiem, ze jak na moj brak pwulacji to wukres wyglada bardzo ladnie ciekawa jestem jaki bedzie progesteron\nNiecierpliwa i Monika bardzo obiecujaco sie sprswa przedstawia. Jak sie nie uda to sama bede rozczarowana. Scarlet my tez z tych z niskim libido ;) jak nie mam owulacji to taz na tydzien, w ojresie owulacyjnym co 2-3 dni. W takim trybie zaszlam i tej metody sie trzymam. Przy moich krotkich cyklach to wyvhodzi z 5 razy na cykl wiec wcale nie duzo, ale wczesniej wystrarczalo nam raz na miesiac. Mi troche skoczylo libido, w okresie owulacyjnym to mohlabym i co dzien. Na poczatku troche sie zmuszalusmy, teraz ta czestotliwosc nam odpowiada. A ja Wam powiem, ze jak na moj brak pwulacji to wukres wyglada bardzo ladnie ;) ciekawa jestem jaki bedzie progesteron :) https://naforum.zapodaj.net/thumbs/eeea67dddd02.png\nWysłany: 23 stycznia 2019, 07:53\nBardzo ładny skok.\nKiedy idziesz go badac?\n[QUOTE=Malgonia]Niecierpliwa i Monika bardzo obiecujaco sie sprswa przedstawia. Jak sie nie uda to sama bede rozczarowana. Scarlet my tez z tych z niskim libido ;) jak nie mam owulacji to taz na tydzien, w ojresie owulacyjnym co 2-3 dni. W takim trybie zaszlam i tej metody sie trzymam. Przy moich krotkich cyklach to wyvhodzi z 5 razy na cykl wiec wcale nie duzo, ale wczesniej wystrarczalo nam raz na miesiac. Mi troche skoczylo libido, w okresie owulacyjnym to mohlabym i co dzien. Na poczatku troche sie zmuszalusmy, teraz ta czestotliwosc nam odpowiada. A ja Wam powiem, ze jak na moj brak pwulacji to wukres wyglada bardzo ladnie ;) ciekawa jestem jaki bedzie progesteron :) https://naforum.zapodaj.net/thumbs/eeea67dddd02.png [/QUOTE] Bardzo ładny skok. Kiedy idziesz go badac?:)\nWysłany: 23 stycznia 2019, 08:10\nJesli chodzi o seks,to my tak od 9dnia co dzień. A jak owu,to codziennie i potem tak co 2dzien do mniej wiecej 24dc. Potem juz nam sie nie chce. A czasem jest tak,ze tylko w okolicach owu.\nWysłany: 23 stycznia 2019, 08:19\nA co sądzicie o teoriach seksu "zbyt często"?\nMi raz lekarz, inny niż mój, powiedział, że w ciągu doby (tzn jeśli przytulanki są codziennie) to strasznie maleją szanse na ciążę, bo plemniki nie są dojrzałe...\nA co sądzicie o teoriach seksu "zbyt często"? Mi raz lekarz, inny niż mój, powiedział, że w ciągu doby (tzn jeśli przytulanki są codziennie) to strasznie maleją szanse na ciążę, bo plemniki nie są dojrzałe...\nWysłany: 23 stycznia 2019, 08:25\nHej dziewczyny. Dziś mam 29dc, 14dpo, test rano negatywny. Nawet nie ma cienia, cienia, cienia. @ nie przyszła, a dziś powinna przyjść. Nie wiem co o tym myśleć. Dolne partie brzucha bolą co jakiś czas, sikam co jakiś czas (nie często, ale częściej niż zwykle) i bolą ciągle piersi, są dużo pełniejsze, ale już nie wiem czy to przed @ czy to moja głowa (trochę mnie pobolewaly przed @, ale nie aż tak). Straciłam już nadzieje... Czekam na @.\nWysłany: 23 stycznia 2019, 08:28\nZazdroszcze:D jakoś jak młodsza byłam to było lepiej nie wiem chyba stres i praca tak mi dają w kość że takie libido niskie. Ale widzę ze jest troche lepiej teraz\n[QUOTE=moni05]Co 2-3 dni przez cały cykl i codziennie lub max co 1,5 dnia w okresie owu. W sensie rano-wieczór. To nie jest planowane, takie libido :) Chociaż mam gorsze miesiące, jak teraz. Rozłożyło mnie totalnie... Od 2 tygodni na zmianę zajmuje się chora na grypę mamą i chorą córcią i wreszcie chyba dopadło i mnie... :([/QUOTE] Zazdroszcze:D jakoś jak młodsza byłam to było lepiej :D nie wiem chyba stres i praca tak mi dają w kość że takie libido niskie. Ale widzę ze jest troche lepiej teraz :)\nWysłany: 23 stycznia 2019, 08:29\nNiecierpliwa 7 dzień po ewentualnej owulacji wypada mi w sobotę, ale chyba przez remont nie ogarnę iść wtedy na badania i pójdę w piątek.. muszę się jeszcze zastanowić jak to logistycznie zrobić.\nMoni moim zdaniem jeśli para regularnie często ze sobą się bzyka to chyba nie musi robić specjalnie przerw, ale jeśli normalnie bzykacie się co tydzień to jak będziecie przez kilka dni bzykać się co dzień to może organizm nie wiedzieć, ze nagle musi się przestawić na szybsza produkcję.\nNiecierpliwa 7 dzień po ewentualnej owulacji wypada mi w sobotę, ale chyba przez remont nie ogarnę iść wtedy na badania i pójdę w piątek.. muszę się jeszcze zastanowić jak to logistycznie zrobić. Moni moim zdaniem jeśli para regularnie często ze sobą się bzyka to chyba nie musi robić specjalnie przerw, ale jeśli normalnie bzykacie się co tydzień to jak będziecie przez kilka dni bzykać się co dzień to może organizm nie wiedzieć, ze nagle musi się przestawić na szybsza produkcję.\nPrzykro mi zawsze jest szansa póki nie ma @. Ale wiesz? Ja się zawsze cieszę z takich cykli, gdzie mnie bolą piersi, rosną itd. Sama po sobie wiem wtedy, że owulka i poziom hormonów były ok w tym miesiącu, więc to zawsze bliżej niż dalej celu\n[QUOTE=Magda_Lena0801]Hej dziewczyny. Dziś mam 29dc, 14dpo, test rano negatywny. Nawet nie ma cienia, cienia, cienia. @ nie przyszła, a dziś powinna przyjść. Nie wiem co o tym myśleć. Dolne partie brzucha bolą co jakiś czas, sikam co jakiś czas (nie często, ale częściej niż zwykle) i bolą ciągle piersi, są dużo pełniejsze, ale już nie wiem czy to przed @ czy to moja głowa (trochę mnie pobolewaly przed @, ale nie aż tak). Straciłam już nadzieje... Czekam na @.[/QUOTE] Przykro mi :( zawsze jest szansa póki nie ma @. Ale wiesz? Ja się zawsze cieszę z takich cykli, gdzie mnie bolą piersi, rosną itd. Sama po sobie wiem wtedy, że owulka i poziom hormonów były ok w tym miesiącu, więc to zawsze bliżej niż dalej celu <3\nWysłany: 23 stycznia 2019, 08:30\nMój lekarz twierdzi że najlepiej co 2-3 dni, z taką systematycznością plemniki cały czas znajdują się w ciele kobiety. Za to twierdzi właśnie że codziennie lub cześciej plemniki nie są wstanie dostatecznie dojrzeć.\n[QUOTE=moni05]A co sądzicie o teoriach seksu "zbyt często"? Mi raz lekarz, inny niż mój, powiedział, że w ciągu doby (tzn jeśli przytulanki są codziennie) to strasznie maleją szanse na ciążę, bo plemniki nie są dojrzałe...[/QUOTE] Mój lekarz twierdzi że najlepiej co 2-3 dni, z taką systematycznością plemniki cały czas znajdują się w ciele kobiety. Za to twierdzi właśnie że codziennie lub cześciej plemniki nie są wstanie dostatecznie dojrzeć.\nCzuję się starsza niż jestem, więc może niedługo to się skończy\n[QUOTE=Scarlet88]Zazdroszcze:D jakoś jak młodsza byłam to było lepiej :D nie wiem chyba stres i praca tak mi dają w kość że takie libido niskie. Ale widzę ze jest troche lepiej teraz :)[/QUOTE] Czuję się starsza niż jestem, więc może niedługo to się skończy :D\nWysłany: 23 stycznia 2019, 08:32\nMuszę też się tego nauczyc. Pewnie się nauczę, pierwsze koty za płoty odezwę się jak się rozwinie u mnie sytuacja\n[QUOTE=moni05]Przykro mi :( zawsze jest szansa póki nie ma @. Ale wiesz? Ja się zawsze cieszę z takich cykli, gdzie mnie bolą piersi, rosną itd. Sama po sobie wiem wtedy, że owulka i poziom hormonów były ok w tym miesiącu, więc to zawsze bliżej niż dalej celu <3[/QUOTE] Muszę też się tego nauczyc. Pewnie się nauczę, pierwsze koty za płoty :) odezwę się jak się rozwinie u mnie sytuacja :)\nHaha witaj w klubie... ja też się czuje starsza niż jestem... do tego dochodzą zmarszczki więc patrzenie w lustro też nie pomaga :D\nWysłany: 23 stycznia 2019, 08:36\nMalgonia coś w tym jest... W sensie za często nie dobrze, a zbyt rzadko jeszcze gorzej, bo biorąc pod uwagę schemat, że facet w ciągu tych tygodniowych lub dwutygodniowych przerw sobie nie "pomaga" to plemniki też są słabej jakości.\nScarlet88, właśnie to samo słyszałam od lekarza po operacji. Że nie ma sensu zbyt często. Bądź tu mądry...\nMalgonia coś w tym jest... :) W sensie za często nie dobrze, a zbyt rzadko jeszcze gorzej, bo biorąc pod uwagę schemat, że facet w ciągu tych tygodniowych lub dwutygodniowych przerw sobie nie "pomaga" to plemniki też są słabej jakości. Scarlet88, właśnie to samo słyszałam od lekarza po operacji. Że nie ma sensu zbyt często. Bądź tu mądry... :)


Calcium Hasco - ulotka, opinie, cena, wskazania, działanie, dawkowanie\nJaki jest skład Calcium Hasco, jakie substancje zawiera?\nDawkowanie preparatu Calcium Hasco - jak stosować ten lek?\nCo mogę jeść i pić podczas stosowania Calcium Hasco - czy mogę spożywać alkohol?\nCzy można stosować Calcium Hasco w okresie ciąży i karmienia piersią?\nInne składniki leku to sacharoza, sodu benzoesan (E 211), kwas cytrynowy jednowodny (E 330), w zależności od smaku aromat bananowy,malinowy, pomarańczowy lub truskawkowy, woda oczyszczona.\nZobacz listę produktów zawierających substancję: Glukonolaktobionian wapnia, Laktobionian wapnia.\nDawkowanie preparatu Calcium Hasco – jak stosować ten lek?\nCo mogę jeść i pić podczas stosowania Calcium Hasco – czy mogę spożywać alkohol?\nDowiedz się ile kosztuje Calcium Hasco i zarezerwuj w aptece w Twojej okolicy.\nUlotka Calcium Hasco – do pobrania pełna wersja ulotki dla pacjenta\nCALCIUM HASCO 115,6 mg jonów wapniowych / 5 ml, syrop (Calcii glubionas anhydricus + Calcii lactobionas dihydricus) Syrop o smaku bananowym\nCALCIUM HASCO 115,6 mg jonów wapniowych / 5 ml, syrop (Calcii glubionas anhydricus + Calcii lactobionas dihydricus) Syrop o smaku malinowym\nCALCIUM HASCO 115,6 mg jonów wapniowych / 5 ml, syrop (Calcii glubionas anhydricus + Calcii lactobionas dihydricus) Syrop o smaku pomarańczowym\nCALCIUM HASCO 115,6 mg jonów wapniowych / 5 ml, syrop (Calcii glubionas anhydricus + Calcii lactobionas dihydricus) Syrop o smaku truskawkowym\nŚciągnij charakterystykę produktu leczniczego, zawierającą specjalistyczne informacje na temat Calcium Hasco m.in. postać farmaceutyczna, dane kliniczne, interakcje z innymi produktami leczniczymi, właściwości farmakologiczne, dane farmaceutyczne. ChPL jest dokumentem przeznaczonym wyłącznie dla wykwalifikowanego personelu medycznego. Pobierz ChPL w formacie pdf:\nCalcium Hasco Allergy Calcium Hasco Allergy to lek zawierający sole wapnia. Wapń jest składnikiem budulcowym organizmu oraz odgrywa ważną rolę w wielu procesach fizjologicznych (utrzymaniu prawidłowego krzepnięcia krwi, kurczliwości mięśni, przewodnictwa nerwowego, czynności...\nCalcium Aflofarm Calcium Aflofarm jest syropem zawierającym 116 mg jonów wapnia w 5 ml syropu. Lek występuje w smakach: – truskawkowy – bananowy Syrop Calcium Aflofarm wskazany jest: – w celu uzupełniania...\nCalcium Polfarmex Lek Calcium Polfarmex, zawierający wapń w postaci łatwo przyswajalnych soli organicznych: glubionianu i laktobionianu, uzupełnia niedobory wapnia w organizmie. Wapń jest podstawowym składnikiem mineralnym wpływającym na utrzymanie równowagi elektrolitowej organizmu...\nSanosvit Calcium Sanosvit Calcium jest lekiem, w postaci syropu o smaku bananowym, zawierającym jako substancje czynne glukonolaktobionian wapnia i laktobionian wapnia. Wapń jest podstawowym składnikiem mineralnym niezbędnym do utrzymania równowagi wodnoelektrolitowej organizmu...\nStosujesz Calcium Hasco? Zachęcamy do podzielenia się opinią na jego temat na forum. Nie musisz się rejestrować, na poniższym formularzu wystarczy wpisanie nazwy użytkownika/pseudonimu.


SeaForum.pl :: Automatyczna dolewka.\nhttp://seaforum.pl/viewtopic.php?f=39&t=2211 Strona 1 z 1\nAutor: Maik [ 05 lis 2014, 10:31 ]\nTytuł: Automatyczna dolewka.\nPostanowiłem zrobić automatyczną dolewkę do swojego ReefMaxa, po roku ręcznego dolewania mam już dość hehe...\nModyfikując trochę schemat znaleziony w sieci oparłem ją na 3 czujnikach pływakowych:\n1-szy odpowiedzialny za dolewanie wody w przypadku spadku poziomu w głównym zbiorniku.\n2-gi alarmowy w przypadku nadmiernego poziomu wody w głównym zbiorniku.\n3-ci pilnujący poziomu wody w zbiorniku na dolewkę.\nJako układ wykonawczy zastosuję triak sterowany przez optotriak. Niski poziom w zbiorniku na dolewkę lub zadziałanie czujnika alarmowego spowoduje odłączenie pompy i zapalenie diody którą mam zamiar wyprowadzić gdzieś na zewnątrz szafki. Dolewanie wody będzie realizowane z ustawianym opóżnieniem 0-10s. Jako pompę chcę zastosować głowicę od filtra 230v ze stłumionym przepływem.\nCałość kosztów pomijając pompę powinno zmieścić się w 70zł.\nCo o tym sądzicie ? Macie jakieś pomysły co można by ulepszyć lub jakieś zastrzeżenia co do tego projektu ?\ndol..jpg [ 30.65 KiB | Przeglądany 3384 razy ]\nAutor: MiHalik [ 14 lis 2014, 10:43 ]\nTytuł: Re: Automatyczna dolewka.\nDolewka już gotowa i jak się sprawuje?\nAutor: Maik [ 19 lis 2014, 14:27 ]\nUdało mi się to w końcu sklecić do kupy, poprawiłem też schemat.\nU1 - przekażnik 12V\nU2 - Optotriak np. MOC3041 lub podobny\nU3 - Triak np. BTA08 lub podobny\nQ1 - dowolny tranzystor NPN np. BC550\nplus kondensator elekrolityczny oraz parę oporników to łącznie koszt około 15zł\nzasilacz 230/12v 12zł\nczujniki pływakowe NO-2szt. NC-1szt. około 40zł\nrazem około 85zł\nPrzy kondensatorze 680uF opóżnienie wynosi kilka sekund co w zupełności powinno wystarczyć. Układ zmontowałem na kawałku płytki unuwersalnej, dla jednego egzemplarza nie chcialo mi się bawić w drukowaną.\ndol1.jpg [ 98.89 KiB | Przeglądany 3379 razy ]\nWidok zmontowanej i przyklejonej do obudowy płytki. Nie miałem niestety przelotek do kabli od diody i zasilania ale zabezpieczyłem je przed wyrwaniem.\ndol2.jpg [ 91.95 KiB | Przeglądany 3379 razy ]\nUdało mi się też w jedną część obudowy wcisnąć zasilacz impulsowy 12v.\ndol3.jpg [ 96.29 KiB | Przeglądany 3379 razy ]\nWidok po zmontowaniu.\ndol4.jpg [ 68.02 KiB | Przeglądany 3379 razy ]\nZ metalpleksu zrobiłem wieszak na szybę na czujniki w zbiorniku.\nMuszę jeszcze zdobyć jakiś pojemnik, zamontować w nim 3 pływak i uruchomić to z pompą. Wtedy napiszę jak to się sprawuje\nAutor: okitoki [ 20 lis 2014, 21:31 ]\nRolę powinien spełnić, ten kondensator C2 na ile ci będzie podtrzymywał dolewanie, jedynie co nie jest fajne tu, to zbyt wiele elementów na 230V i brak bezpiecznika, jak dojdzie do zwarcia to rozwali triaca.\ngdybym miał to dziś robić na nowo, to w ogóle bym z 230v zrezygnował, moi koledzy z panoramicznymi oczyma mają fajne pompki na 12V za nie wielkie pieniądze, mówiąc szczerze nie musisz stosować tak zaawansowanej elektroniki, bo pompa bierze 5W wiec samym pływakiem możesz ja sterować.\nhttp://www.ebay.pl/itm/DC-6-12V-5W-110G ... 27e73f8763\nAutor: Maik [ 22 lis 2014, 08:57 ]\nZ tym bezpiecznikiem masz zupelną rację, dołożę. Co do 230V to skusilo mnie to, że mam nieużywaną glowicę filtra która spokojnie wystarczy do dolewki i odpadł mi zakup pompy, a to już wymusilo optoizolację i przy okazji resztę.\nTa pompka super sprawa, aż się nie chce wierzyć że podnosi wodę do 2m przy 5W i przeplywie 500l/h.\nAutor: Maik [ 30 lis 2014, 08:28 ]\nPo tygodniu testów stwierdzam, że każdy dzień bez dolewki to dzień stracony Jako zbiornik rąbłem małżonce 5l wiaderko po ogórkach - w końcu jak DIY to DIY Jako pompę wykorzystałem głowicę od chińskiego filtra.\ndol2.jpg [ 67.08 KiB | Przeglądany 3294 razy ]\ndol.jpg [ 84.1 KiB | Przeglądany 3294 razy ]


Światowa premiera na zlocie fanów GTI - Biznes i Styl\nRozpoczął się nowy rozdział w&nbsphistorii Golfa GTI: światową premierę miał koncepcyjny Golf GTI TCR z&nbspsilnikiem o&nbspmocy 213 kW/290 KM. Jürgen Stackmann, Członek Zarządu Volkswagena ds. Sprzedaży, drogową wersję samochodu wyścigowego z&nbspmiędzynarodowej serii TCR o&nbsptej samej nazwie zaprezentował podczas legendarnego spotkania miłośników GTI w&nbspReifnitz nad Wörthersee w&nbspAustrii. Jürgen Stackmann powiedział: „W tej chwili Golf GTI TCR Concept – sportowy model, który wywodzi się z&nbspwyścigów – jest samochodem studyjnym, ale chcemy, aby ta wizja GTI stała się faktem już pod koniec roku”.\nWygląd, moc i&nbsposiągi koncepcyjnego Golfa GTI TCR są zgodne z&nbspwymogami, które stawia się samochodom wyczynowym. Maksymalny momentobrotowy mocnego turbodoładowanego silnika wynosi 370 Nm i&nbspjest przenoszony na przednie koła za pośrednictwem 7-biegowej przekładni z&nbspdwoma sprzęgłami (DSG). Maksymalną prędkość seryjnej wersji, wynoszącą 250 km/h, można zwiększyć do 264 km/h, jeśli nabywca zdecyduje się na usunięcie elektronicznego ogranicznika. Dzięki temu zabiegowi Golf GTI TCR będzie najszybszym GTI w&nbspgamie Golfa obecnej generacji.\nSportowy charakter nowego Volkswagena podkreślają liczne detale. Wersja seryjna będzie w&nbspprzyszłości opuszczać fabrykę w&nbspWolfsburgu na 18-calowych kutych obręczach kół „Belvedere”; 19-calowe obręcze kół z&nbsplekkich stopów będą oferowane jako opcja. Duże koła kryją wydajny układ hamulcowy z&nbspperforowanymi tarczami hamulcowymi. Skuteczność hamulców jest tak wysoka, że samochód produkowany seryjnie hamuje równie sprawnie jak wyścigowy Golf TCR. Topowy model Golfa GTI został wyposażony w&nbspdwie dodatkowe chłodnice, które zapewniają optymalne chłodzenie bardzo mocnego silnika.\nKierowcy, którym szczególnie zależy na jak najlepszych osiągach i&nbspwłaściwościach jezdnych mogą zamówić pakiet, który seryjnego Golfa GTI TCR jeszcze bardziej przybliża do samochodów, które ścigają się na torach. W&nbspjego skład, oprócz usunięcia ogranicznika prędkości maksymalnej i&nbspnowych 19-calowych obręczy kół, wchodzą sportowe zawieszenie i&nbspadaptacyjna regulacja charakterystyki tłumienia amortyzatorów (DCC) . Sprawia ona, że za naciśnięciem przycisku charakterystyka elektrycznie regulowanych amortyzatorów dostosowuje się do stylu jazdy kierowcy lub\ndo jakości nawierzchni.\nKoncepcyjny Golf GTI TCR pokazuje, że przyszła wersja seryjna bardzo mocno będzie wyróżniać się wyglądem: z&nbspprzodu auto ma na nowo zaprojektowany zderzak z&nbspwyraźnie zarysowanym splitterem, czyli przednim spoilerem, który znajduje się poniżej zderzaka. Ten element sprawia, że Golf GTI natychmiast będzie rozpoznawany jako wersja TCR. Również nowe są przednie i&nbsptylne błotniki. Te z&nbsptyłu płynnie przechodzą w&nbspdyfuzor, który kryje końcówki układu wydechowego. W&nbspsylwetce uwagę zwraca napis „TCR”, którego tło można spersonalizować dzięki dodatkowej dekoracji w&nbspstylu typowym dla GTI, czyli nadać mu wzór plastra miodu. Kolejny efekt można zaobserwować, gdy jest ciemno – podczas otwierania przednich drzwi na asfalcie wyświetla się logo TCR. Listwy progowe ze stali nierdzewnej mają czerwone podświetlanie.\nWe wnętrzu uwagę zwracają sportowe fotele, które są wykończone zaprojektowaną na nowo tapicerką z&nbspmikrofibry/tkaniny. Poszycie drzwi i&nbsposłona dźwigni zmiany biegów również zostały pokryte mikrofibrą. Fragmenty siedziska mają kontrastowy kolor „Flash Red”. Nawiązują do niego czerwone kontrastowe szwy na sportowej kierownicy. Oczywiście, z&nbspczerwonym paskiem na godzinie 12, jak w&nbspsamochodach sportowych.\nPopularne zagadnienia: USA , Rosja , szczepienie przeciw Covid-19 , Unia Europejska , Indie , liczba zakażonych Covid-19 na świecie , NATO , Władimir Putin , Białoruś , szczepionka na COVID19\nPopularne zagadnienia: USA , Rosja , szczepienie przeciw Covid-19 , Unia Europejska , liczba zakażonych Covid-19 na świecie , NATO , Indie , prezydent Stanów Zjednoczonych , superliga , szczepionka na COVID19


Pamięć wirtualna jest organizacją zasobów pamięci, zrealizowaną w oparciu o tzw. przestrzeń wymiany w pamięci drugiego rzędu (na dysku). Pamięć operacyjna (fizyczna) jest dla tych zasobów tylko pewnym oknem, przechowującym część zawartości na potrzeby bieżącego przetwarzania.\nStosowanie pamięci wirtualnej ma wiele zalet nie tylko związanych z możliwością powiększenia zasobów pamięci ponad dostępną pamięć fizyczną. Umożliwia bardziej racjonalne wykorzystanie pamięci operacyjnej, gdyż programy tworzone są często z nadmiarem w stosunku do typowych potrzeb. Na przykład rozmiary tablic statycznych ustala się z nadmiarem w stosunku do typowych potrzeb, w kodzie uwzględnia się obsługę sytuacji wyjątkowych do których może nigdy nie dojść. Ten nadmiar nie musi być ładowany do pamięci. Zastosowanie pamięci wirtualnej może też zmniejszyć czas odpowiedzi, gdyż skraca czas ładowania kodu, który często odwzorowywany jest w przestrzeń adresową procesu bezpośrednio z pliku i sprowadzany w niewielkich porcjach na żądanie.\nCelem wykładu jest przedstawienie zasady działania i problemów realizacji pamięci wirtualnej oraz omówienie algorytmów wymiany stron pomiędzy pamięcią operacyjną a pamięcią drugiego rzędu (obszarem wymiany).\nPodstawą funkcjonowania pamięci wirtualnej jest mechanizm stronicowania na żądanie, od omówienia którego rozpoczyna się wykład. Działanie mechanizmu oparte jest na stronicowaniu i polega na sprowadzaniu do pamięci operacyjnej stron adresowanych przez procesor. Sprowadzenie strony jest zadaniem systemu operacyjnego i realizowane jest w przypadku wystąpienia błędu strony. Ponieważ pamięć operacyjna jest na ogół mniejsza od pojemności zasobów pamięci wirtualnej, sprowadzenie może wymagać usunięcia innej strony — dochodzi wówczas do wymiany. Realizacja pamięci wirtualnej oprócz wsparcia sprzętowego wymaga rozwiązania dwóch zasadniczych problemów na poziomie systemu operacyjnego:\nproblemu wyboru ramki ofiary do wymiany strony, jeśli zajdzie potrzeba wymiany,\nproblemu wznawiania rozkazów, którego rozwiązanie sprowadza się do zapewnienia dostępności odpowiednio dużej liczby ramek dla procesu.\nRozwiązanie problem wyboru ofiary bazuje na przesłankach o charakterze losowym i związane jest ściśle z algorytmem wymiany. Klasyfikacja i omówienie algorytmów wymiany stanowią ostatnią część wykładu.\nobsługa błędu strony\nProblemy realizacji stronicowania na żądanie\nproblem wyboru ofiary\nproblem wznawiania rozkazów\nalgorytmy wymiany ze sprowadzaniem na żądanie\nalgorytmy wstępnego stronicowania\nZgodnie z zasadą transformacji adresu w pamięci stronicowanej, w celu zamiany numeru strony na numer ramki lokalizowany jest odpowiedni wpis w tablicy stron. Wpis może być jednak w danej chwili niepoprawny (ang. invalid), gdyż strona mogła zostać usunięta z pamięci — zastąpiona inną stroną. W przypadku odwołania się do strony, opisanej jako niepoprawna, następuje zgłoszenie błędu (przerwania diagnostycznego), które obsługuje system operacyjny. W ramach obsługi adresowana strona sprowadzana jest z obszaru wymiany do pamięci operacyjnej.\nPowtórne wykonania rozkazu\nPo sprowadzeniu strony do pamięci operacyjnej odpowiedni bit poprawności w tablicy stron jest ustawiany. Przyjmijmy, że ustawienie bitu poprawności oznacza, że strona jest poprawna (ang. valid). Następnie rozkaz, który spowodował błąd strony, wykonywany jest ponownie przez procesor. To odniesienie do pamięci, które spowodowało wcześniej błąd strony powinno teraz wykonać się poprawnie.\nRamkę, która jest użyta do wymiany określa się jako ramkę ofiarę (ang. victim frame), chociaż to raczej strona jest ofiarą. W dalszej części używane będą zależnie od kontekstu terminy: ramka ofiara, strona ofiara, lub po prostu ofiara.\nBrak bitu modyfikacji w tablicy stron oznacz konieczność zapisania strony na urządzeniu wymiany, jeśli strona to mogła być potencjalnie modyfikowana. Jeśli bit modyfikacji istnieje, ustawiany jest przed jednostkę zarządzania pamięcią zawsze, gdy wystąpił cykl maszynowy zapisu na tej stronie, nawet jeśli zapis niczego w stanie strony nie zmienił (np. nastąpiło wpisanie do komórki pamięci takiej samej wartości, jaka była tam wcześniej).\nJeśli bit modyfikacji nie jest ustawiony, to znaczy, że w obszarze wymiany jest aktualna kopia strony, która znajduje się również w pamięci. Zastąpienie takiej strony sprowadza się do jej nadpisania w pamięci. Przy ustawionym bicie modyfikacji strona zastępowana musi być najpierw zapisana w obszarze wymiany, co istotnie zwiększa koszt operacji wymiany.\nKoszt wymiany stron\nZ punktu widzenia efektywności przetwarzania koszt wymiany można utożsamiać z czasem realizacji wymiany. W celu uproszczenia analizy przyjmuje się, że koszt usunięcia strony stanowi stałą część kosztu jej sprowadzenia. Koszt wynika zatem z czasu sprowadzania, który w ogólności zależy od:\nliczby dostępnych ramek,\nPrzyjmując funkcję kosztu sprowadzenia zbioru stron — h, koszt realizacji wymiany jest po prostu sumą kosztów w chwilach odniesienie do pamięci. Jeśli żadna strona nie jest sprowadzana, koszt wynosi 0. Jeśli sprowadzana jest jedna strona, koszt wynosi 1.\nCałkowity koszt sprowadzenia stron w ogólnym przypadku dany jest wzorem:\nt — dyskretna chwila czasu, w której następuje odniesienie do pamięci (do strony)\nkt— liczba stron sprowadzanych w chwili t,\nh(k) — koszt jednorazowego sprowadzenia grupy k stron, przy czym h(0) = 0, h(1) = 1.\nW przypadku dysku żądanie odczytu bloków czeka w kolejce, aż urządzenie dyskowe będzie wolne, czyli skończy obsługę wcześniej zgłoszonych żądań. Czas oczekiwania nie zależy od wielkości zgłaszanego żądania, ale wielkość ta ma wpływ na łączny czas dostępu, na który składa się czas wyszukiwania ścieżki, opóźnienie obrotowe, czas przesyłania. Czas dostępu dotyczy każdego sektora, można jedynie minimalizować czas wyszukiwania i opóźnienie obrotowe, gdyż sektory z zawartością strony są lokalizowane blisko siebie.\nJak wynika z własności funkcji kosztu dla dysku, sprowadzenie kilku stron w wyniku realizacji jednego żądania jest bardziej kosztowne niż sprowadzenie jednej strony, ale mniej kosztowne niż sprowadzanie poszczególnych stron w wyniku osobnych żądań.\nW przypadku zastosowania dysku jako urządzenia wymiany, na czas sprowadzania wypływ mają:\nTw— czas oczekiwania (suma czasu oczekiwania w kolejce do urządzenia oraz czasu przygotowania urządzenia do transmisji)\nTtr — czas dostępu do danych\nPostać funkcji h(k) dla dysku jest zatem następująca:\nh(k)=Tw + k · Ttr\nWłasność funkcji h(k) przy założeniu, że Tw > 0 i k > 0 :\nh(k) < k · (Tw + Ttr) ⇒ 1 ≤ h(k) ≤ k · h(1)\nKonieczność sprowadzenia strony pojawia się dopiero przy wystąpieniu błędu strony. Sprowadzanie stron w okolicznościach innych niż obsługa błędu strony nie ma sensu, ale jak wynika z zaprezentowanej analizy, w ramach obsługi błędu strony sensowne może być sprowadzenie kilku stron, przewidując przeszłe odniesienia. Koszt sprowadzenia jest więc ściśle uzależniony od liczby błędów strony i liczby transmisji stron.Liczba błędów strony wpływa również na długość kolejki żądań dostępu do dysku, co wydłuża czas oczekiwania. Można zatem wyciągnąć ogólny wniosek, że w celu redukcji kosztów wymiany należy minimalizować liczbę błędów strony, gdyż wpływa ona pośrednio lub bezpośrednio na wszystkie składowe kosztu.\nKoszt wymiany można aproksymować za pomocą parametrów FN (liczba wygenerowanych błędów strony) i TN (liczba transmisji stron).\nCałkowity czas oczekiwania na urządzenie (istotna składowa czasu wymiany) również jest zależny od liczby błędów strony.\nWniosek: należy minimalizować liczbę błędów strony i tym samym redukować czas realizacji wymiany, czyli koszt.\nProblemy zastępowania stron\nZasadnicze problemy wymiany stron dotyczą decyzji odnośnie usuwanej strony oraz zagwarantowania dostępności wszystkich stron wymaganych do realizacji cyklu rozkazowego.\nUsunięcie z pamięci strony, która będzie potrzebna przyszłości, oznacza konieczność ponownego sprowadzenia jej do pamięci, a więc koszt, którego być może dałoby się uniknąć. Nasilenie tego zjawiska określane jest jako migotanie i oznacza drastyczny spadek efektywności działania systemu komputerowego, gdyż większość czasu cyklu przetwarzania proces spędza w stanie oczekiwania na gotowość urządzenia dyskowego. Rozwiązanie problemu wyboru ofiary oparte jest na przesłankach o charakterze losowym.\nProblem wznawiania rozkazów wiąże się z koniecznością ponownego wykonania całego cyklu rozkazowego, w którym wystąpił błąd strony. Cykl rozkazowy może składać się z kilku cykli maszynowych, z których każdy może się wiązać z odniesieniem do innej strony pamięci. W niesprzyjających okolicznościach mogłoby dojść do sytuacji, w której w wyniku obsługi błędu strony następuje usunięcie z pamięci innej strony, adresowanej w tym samym cyklu rozkazowym. Wznowienie rozkazu ponownie zakończy się błędem strony w jednym z cykli maszynowych. W skrajnym przypadku rozkaz mógłby się nigdy nie wykonać. Problem wznawiania rozkazów można rozwiązać, zapewniając procesowi pewną minimalną liczbę ramek — nie mniejszą niż liczba różnych adresów, wystawianych na magistrali w jednym cyklu rozkazowym.\nProblem wyboru ofiary— niewłaściwy wybór ramki-ofiary powoduje wzrost kosztu wymiany.\nW skrajnym przypadku może dojść do zjawiska migotania, w przypadku którego często dochodzi do wystąpienia odniesienia do właśnie usuniętej strony.\nProblem wznawiania rozkazów — w przypadku wielokrotnego odniesienia do pamięci w jednym cyklu rozkazowym należy zapewnić, że wszystkie adresowane strony są jednocześnie dostępne w ramkach w pamięci fizycznej.\nProblem z wyborem ofiary wynika z faktu, że nie znamy przyszłego ciągu odniesień do stron. Przyszłe odniesienia możemy jedynie przewidywać z pewnym prawdopodobieństwem na podstawie różnych przesłanek z odniesień w przeszłości. Większość typowych programów charakteryzuje się własnością lokalności. Często również optymalizatory kodu dokonują takiego rozmieszczenia obiektów, aby w trakcie wykonywania ujawniała się taka własność.\nZakładając, że przyszły ciąg odniesień do pamięci nie jest znany, na podstawie historii odniesień należy wybrać taką ramkę, do której prawdopodobieństwo odniesienia w przyszłości jest małe.\nPodstawowa własność programów, na podstawie której można szacować takie prawdopodobieństwo, nazywana jest lokaInością.\nLokalność można rozważać w dwóch aspektach: czasowym i przestrzennym. Lokalność czasową można sprowadzić do wielokrotnego odwołania w krótkim czasie do tej samej strony. Przypadek taki ma miejsce przy wykonywaniu programu, chyba że występują częste i dość dalekie (wychodzące poza stronę) skoki. Przypadek taki dotyczy również danych, np. tablic, a nawet pojedynczych zmiennych, gdyż programiści definiują często kilka zmiennych na potrzeby obsługi jakiegoś krótkiego fragmentu programu, np. pętli. Z punktu widzenia stronicowania oznacza to, że jeśli strona zostanie sprowadzona do pamięci operacyjnej, przyda się wielokrotnie w czasie wykonywania określonego fragmentu programu. Własność lokalności czasowej wykorzystywana jest często przy podejmowaniu decyzji o usunięciu strony z pamięci.\nLokalność przestrzenna sprowadza się do wnioskowania na podstawie odniesień do pewnych stron o przyszłych odniesieniach do innych stron. Podstawą takiego skojarzenia może być numeracja stron. Jeśli program lub większa struktura danych (tablica) zajmuje kilka kolejnych stron, to prawdopodobne jest, że po odniesieniu do pierwszej z tych stron nastąpi odniesienie do drugiej, a później do trzeciej. Skojarzenie takie można również oprzeć o obserwację wcześniejszych odniesień. Jeśli strona p2 często była adresowana zaraz po stronie p1 , to być może na stronie p1 jest skok do instrukcji, znajdującej się na stronie p2 . Ten rodzaj lokalności można wykorzystać przy podejmowaniu decyzji o usuwaniu, ale również przy sprowadzaniu stron, kiedy stosowane jest tzw. sprowadzanie wstępne (sprowadzanie kilku stron w wyniku jednego błędu strony).\nLokaIność czasowa — tendencja procesów do generowania w stosunkowo długich przedziałach czasu odniesień do niewielkiego podzbioru stron wirtualnych zwanego zbiorem stron aktywnych.\nFormalnie jest to tendencja procesu do generowania z dużym prawdopodobieństwem w przedziale czasu (t, t+ τ) odniesień do stron adresowanych w przedziale czasu (t - τ, t).\nLokalność przestrzenna — tendencja procesu do generowania z dużym prawdopodobieństwem kolejnych odniesień do stron o zbliżonych numerach (stron sąsiednich) lub stron o numerach skojarzonych w trakcie przetwarzania.\nProblem efektywności systemu z pamięcią wirtualną\nPodstawą efektywnego funkcjonowania pamięci wirtualnej jest oczywiście precyzyjna identyfikacja zbioru stron aktywnych. Wykorzystanie tej informacji polega na utrzymaniu stron aktywnych w pamięci. Jeśli ze względu na zbyt duże potrzeby procesów strony aktywne muszą być usuwane z pamięci, to i tak trzeba ponieść koszt ich ponownego sprowadzenia. W tego typu sytuacji dochodzi najczęściej do migotania stron (szamotania, ang. trashing), jednak identyfikacja stron aktywnych umożliwia wykrycie takiego ryzyka i podjęcie pewnych działań zapobiegawczych.\nSama identyfikacja wynikać może z różnych przesłanek, a precyzja tej identyfikacji uzależniona jest od zasadności przyjętych przesłanek.\nEfektywność działania systemu pamięci wirtualnej zależy od precyzji identyfikacji zbioru stron aktywnych i możliwości utrzymania ich w pamięci fizycznej.\nWobec braku a priori pełnego ciągu odniesień do stron wirtualnych identyfikacja takiego zbioru może wynikać z różnych przesłanek, czego skutkiem jest duża różnorodność algorytmów wymiany.\nKlasyfikacja algorytmów wymiany z względu na okoliczności sprowadzania i usuwania stron\nKlasyfikacja związana jest z okolicznościami, w jakich podejmowana jest decyzja o sprowadzeniu lub usunięciu strony. W algorytmach wymiany na żądanie zarówno sprowadzanie, jak i usuwanie wykonywane jest wówczas, gdy jest absolutna konieczność. W przypadku sprowadzania oznacza to, że jeśli strony nie ma w pamięci, to nie zostanie sprowadzona wcześniej, niż po wystąpieniu odniesienia do niej (zaadresowania jej przez procesor). W przypadku usuwania absolutna konieczność występuje dopiero wówczas, gdy brakuje miejsca w pamięci operacyjnej (nie ma wolnej ramki), a ze względu na występujące odniesienia do stron, znajdujących się poza pamięcią operacyjną, konieczne jest zwolnienie ramki na potrzeby sprowadzanej strony. Ponieważ strona do sprowadzenia jest jednoznacznie określona przez stan systemu (stan pamięci oraz adres wystawiony przez procesor), specyfika algorytmu tej klasy zależy od wyboru strony usuwanej z pamięci.\nW klasie algorytmów wymiany ze sprowadzaniem na żądanie o specyfice algorytmu również decyduje sposób wyboru strony usuwanej, a często stron usuwanych. W tych algorytmach strona (lub kilka stron) może być usunięta w dowolnym momencie, niekoniecznie przy okazji obsługi błędu strony.\nW klasie algorytmów ze wstępnym sprowadzaniem odniesienie do strony nieobecnej w pamięci operacyjnej skutkuje błędem strony, ale przy okazji jego obsługi może nastąpić sprowadzenie oprócz strony żądanej innych stron. Istotą algorytmów tej klasy jest wybór stron wstępnie sprowadzanych, można więc przyjąć dowolny sposób usuwania, łącząc w ten sposób ideę wstępnego sprowadzania z różnymi koncepcjami utrzymania stron w pamięci.\nsprowadzenia odbywa się na żądanie — strona sprowadzana jest dopiero wówczas, gdy następuje odniesienie do niej i nie ma jej w pamięci,\nusuwanie odbywa się na żądanie — strona usuwana jest wówczas, gdy konieczne jest sprowadzenie innej strony w wyniku odniesienia i nie ma wolnej ramki\ntylko sprowadzanie dobywa się na żądanie\nAlgorytmy wstępnego sprowadzania\nsprowadzana jest strona żądana, a wraz z nią inne strony\nKlasyfikacja algorytmów wymiany ze względu na sposób zastępowania stron\nKlasyfikacja wiąże się z zakresem ramek uwzględnianych przy poszukiwaniu ofiary. W przypadku zastępowania lokalnego proces dysponuje pewną liczbą ramek, w których muszą się pomieścić jego strony. Błąd strony tego procesu skutkuje ewentualnym usunięciem innej jego strony. Można w ten sposób ograniczyć (ale nie zlikwidować) negatywny wpływ zbyt częstego generowania błędów strony przez proces na efektywność działania całego systemu.\nW zastępowaniu globalnym poszukiwanie ramki ofiary dotyczy całej puli ramek niezależnie od bieżącego przydziału. Może więc dojść do podkradania ramek, kiedy jeden proces traci ramkę na rzecz innego. Takie podejście ułatwia adaptację liczby ramek używanych przez procesy do zróżnicowanych potrzeb, ale jest niebezpieczne dla efektywności całego systemu, gdy liczba ramek jest zbyt mała. Może wówczas dojść do zjawiska szamotania.\nZastępowanie lokalne (ang. local replacement) — algorytm wymiany zastępuje tylko strony w ramkach przydzielonych procesowi, który spowodował błąd strony.\nZastępowanie globalne (ang. global replacement) — algorytm wymiany zastępuje strony znajdujące się w dostępnej puli ramek w całym systemie (w szczególności zatem usuwa strony innych procesów).\nKlasyfikacja algorytmów wymiany ze względu na przydział ramek dla procesów\nKlasyfikacja związana jest z adaptacją przydziału zasobów do zmieniających się potrzeb procesów. W przydziale statycznym proces otrzymuje pewną liczbę ramek na cały czas cyklu przetwarzania. W przydziale dynamicznym liczba ramek przydzielonych procesowi może się zmienić zależnie od intensywności generowania błędów strony. Jeśli liczba błędów strony, generowanych przez proces, jest stosunkowo duża to w zależności od możliwości, jakimi dysponuje system, można przydzielić dodatkowe ramki. Dodatkowe ramki mogą pochodzić z puli ramek odebranych procesom, które generowały mało błędów strony.\nZastępowanie globalne w naturalny sposób prowadzi do przydziału dynamicznego, nie ma natomiast sensu w przypadku przydziału statycznego. Przydział statyczny wymaga zastępowania lokalnego, ale w przypadku zastępowania lokalnego również można zastosować przydział dynamiczny. W ramach obsługi błędu strony wymiana jest lokalna, ale okresowo liczba ramek może się np. zwiększyć, co wyeliminuje na jakiś czas problem zastępowania w przypadku kolejnych błędów strony. Liczba ramek przydzielonych procesowi może też oczywiście się zmniejszyć.\nPrzydział statyczny — liczba ramek przydzielonych procesowi jest ustalona i nie ulega zmianie w trakcie przetwarzania.\nPrzydział dynamiczny — liczba ramek przydzielonych procesowi może się zmienić w trakcie przetwarzania.\nDobór liczby ramek\nZ przydziałem ramek wiąże się ustalanie ich liczby. Jest to szczególnie istotne w przydziale statycznym, ale dotyczy również początkowej liczby ramek w przydziale dynamicznym. Niezależnie od sposobu przydziału proces, który jest w pamięci powinien mieć do dyspozycji pewną minimalną liczbę ramek, gwarantującą uniknięcie problemu wznawiania rozkazów. Liczba ramek powinna być nie mniejsza, niż maksymalna liczba różnych adresów, jakie mogą być wystawione na magistrali w jednym cyklu rozkazowym.\nZakładając, że spełnione jest minimum dla każdego procesu przebywającego w pamięci, liczba ramek może być:\nw przypadku przydziału równomiernego równa dla wszystkich procesów,\nproporcjonalna do rozmiaru obrazu procesu,\nuzależniona od priorytetu procesu — proces o wyższym priorytecie będzie miął więcej ramek, żeby jego przetwarzania odbywało się sprawniej.\nMinimalna liczba ramek — zdefiniowana przez architekturę komputera (zależna od maksymalnej liczby komórek adresowanych przez jeden rozkaz).\nLiczba ramek przydzielona dla procesu\npodział równomierny (ang. equal allocation)\npodział proporcjonalny (ang. proportional allocation)\nprzydział zależny od priorytetu procesu\nPrzykład anomalii Belady’ego\nW przypadku 3 ramek pierwsze 7 odniesień do stron kończy się błędem, ale kolejna 2 odniesienia przebiegają bez błędów, a później pojawiają się jeszcze 2 błędy. W sumie jest ich 9.\nW przypadku 4 ramek początek jest bardziej optymistyczny, gdyż po 4 pierwszych odniesieniach z błędem, wypełnione ramki zdają się gwarantować stabilność przetwarzania. Jednak sprowadzenie strony nr 5 powoduje usunięcie strony numer 1, która sprowadzana jest jako następna, usuwając z kolei potrzebną później stronę nr 2 itd. Ostatecznie mamy 10 błędów strony pomimo zwiększenia liczby ramek . Paradoks ten, nazywany anomalią Belady’ego, dotyczy wybranych algorytmów, między innymi algorytmu FIFO. Anomalia nie ujawnia się być może zbyt często, ale może wzbudzać obiekcje co do efektów przydziału dodatkowych zasobów.\nJak już wcześniej wspomniano, kluczowa dla efektywności funkcjonowania systemu z pamięcią wirtualną jest minimalizacja liczby błędów strony. W celu ograniczenia kosztów czasowych dostępu do pamięci stosowane są odpowiednie algorytmy wymiany. Na przykładzie algorytmów FIFO i LRU wyjaśnione zostaną natomiast zagadnienia związane z kosztem działania samego algorytmu.\nImplementacja algorytmu FIFO\nImplementacja algorytmu LRU\nAlgorytmy przybliżające metodę LRU\nalgorytm dodatkowych bitów odwołań\nalgorytm drugiej szansy (FINUFO)\nulepszony algorytm drugiej szansy\nImplementacja algorytmu FIFO bazuje na kolejce FIFO, którą można łatwo zaimplementować za pomocą listy jednokierunkowej.\nWarto zwrócić uwagę, że aktualizacja listy następuje w ramach obsługi błędu strony, gdyż stronę umieszczamy na liście po sprowadzeniu. W przypadku usuwania na żądanie, również usuwanie strony z listy wykonywane jest przy obsłudze błędu strony.\nUtrzymywanie listy numerów stron w kolejności ich sprowadzania do pamięci\nUmieszczanie numeru sprowadzanej strony na końcu listy\nUsuwanie z pamięci (i z listy) strony, której numer znajduje się na początku listy\nRozwiązanie z licznikiem wymaga zwiększenia licznika odniesień do pamięci i stosownej aktualizacji opisu strony (lub ramki). Jest to operacja stosunkowo szybka w porównaniu z wyszukiwaniem strony do usunięcia w przypadku konieczności zwolnienia ramki. Pewnym problemem jest ryzyko przepełnienia licznika.\nW przypadku rozwiązania opartego na stosie jest odwrotnie. Aktualizacja stosu zbudowanego na liście wymaga zmiany zaledwie kilku wskaźników, ale wyszukanie strony w głębi stosu jest bardziej czasochłonne. Wybór strony do usunięcia w przypadku konieczności zwolnienia ramki jest za to natychmiastowy.\nPorównując oba podejścia należałoby zauważyć, że błąd strony jest zjawiskiem nieporównywalnie rzadszym niż odniesienie do strony. W przeciwnym przypadku stosowanie pamięci wirtualnej nie miałoby żadnego sensu. Preferowane byłoby zatem rozwiązanie licznikowe. Jednak implementacja tego rozwiązania na poziomie systemu operacyjnego wymaga przekazania sterowania do programu jądra przy każdym odniesieniu do strony. Nawet jeśli aktualizacja licznika i tablicy stron wymaga wykonania zaledwie kilku rozkazów, to i tak powoduje to kilkunastokrotne spowolnienie każdego dostępu do pamięci. Programowe rozwiązanie oparte na stosie byłoby jeszcze bardziej czasochłonne.\nMogłoby się zatem okazać, że koszt algorytmu LRU pochłania zysk, wynikający z trafności decyzji co do stron wymienianych. Konieczne jest zatem odpowiednie wsparcie na poziomie architektury komputera.\nLicznik — przy każdym odniesieniu do pamięci zwiększana jest wartość pewnego licznika i wpisywana do odpowiedniej pozycji opisującej stronę w tablicy stron (lub w innej specjalnej strukturze systemu operacyjnego). Z pamięci usuwana jest wówczas strona z najmniejszą wartością tego licznika, co wymaga przejrzenia całej tablicy stron.\nStos — numery stron, do których następuje odniesienie, odkładane są na szczycie stosu. Przed odłożeniem na szczycie numer strony musi być wydobyty ze środka stosu, czyli z miejsca, gdzie był ostatnio odłożony. W tej implementacji z pamięci usuwana jest strona, która jest na dnie stosu.\nImplementacja na poziomie architektury komputera nie może być zbyt kosztowana, gdyż nie wiadomo, jaki algorytm wymiany będzie implementowany w systemie operacyjnym i czy w ogóle realizowana będzie pamięć wirtualna z wymianą stron. Jeśli zatem dostarczane jest wsparcie dla implementacji wymiany, powinno ono być na tyle uniwersalne, żeby można była je zaadaptować do różnych algorytmów.\nW ramach wsparcia na poziomie architektury jednostka zarządzania pamięcią ustawia odpowiednie bity na właściwej pozycji w tablicy stron w przypadku wykrycia odniesienia do strony:\nbit odniesienia (ang. reference bit) — ustawiany dla danej strony zawsze, gdy następuje zapis lub odczyt jakieś komórki na tej stronie,\nbit modyfikacji (ang. modify bit) — ustawiany dla danej strony zawsze, gdy następuje zapis na tej stronie. (Wspomniany przy omawianiu problemu wymiany).\nW dalszej części omówione zostaną 3 algorytmy, w których wykorzystywane jest omówione wspomaganie sprzętowe:\nalgorytm dodatkowych bitów odniesienia (wykorzystanie bitu odniesienia),\nalgorytm drugiej szansy (wykorzystanie bitu odniesienia),\nulepszony algorytm drugiej szansy (wykorzystanie bitu odniesienia i bitu modyfikacji).\nPoza tym, bity te wykorzystywane są w niektórych algorytmach wymiany ze sprowadzaniem na żądanie.\nNiezbędne wspomaganie sprzętowe:\nbit odniesienia (ang. reference bit) — ustawiany, gdy następuje odniesienie do strony,\nbit modyfikacji (ang. modify bit) — ustawiany, gdy następuje zapis na stronie.\nAlgorytmy korzystające ze wspomagania sprzętowego:\nalgorytm dodatkowych bitów odniesienia — wykorzystuje bit odniesienia,\nalgorytm drugiej szansy — wykorzystuje bit odniesienia,\nulepszony algorytm drugiej szansy — wykorzystuje bit odniesienia i bit modyfikacji.\nAlgorytm dodatkowych bitów odniesienia\nW algorytmie dodatkowych bitów odniesienia okresowo sprawdzane są bity odniesienia każdej ze stron i kopiowane do dodatkowej struktury, zwanej tablicą dodatkowych bitów odniesienia. Bity kopiowane są na najbardziej znaczącą pozycje, ale przed skopiowaniem następuje logiczne przesunięcie bitów w prawo na każdej pozycji. Bit najmniej znaczący jest tracony. Tablica przechowuje zatem informacje o wystąpieniu błędu strony w kilku ostatnich okresach kontrolnych. Ciąg samych zer oznacza, że nie było żadnego odniesienia w ostatnim czasie. Ogólnie im mniejsza wartość tym bardziej odległe w czasie jest ostatnie odniesienie lub mniejsza jest liczba odniesień. Horyzont czasowy tej informacji zależy od liczby bitów na każdej pozycji oraz długości okresu kontrolnego. Oczywiście im dłuższy okres kontrolny, tym mniej precyzyjna jest informacja, gdyż reprezentowana jest tylko przez 1 bit.\nW przypadku konieczności wymiany poszukiwana jest strona, dla której wartość w tablicy jest najmniejsza, a ramka tej strona jest użyta do wymiany. Precyzja działania algorytmu wymaga uwzględnienia również bieżącej wartości bitu odniesienia na najbardziej znaczącej pozycji wektora. Można przyjąć, że tuż przed wybraniem strony ofiary następuje przesunięcie bitów w tablicy i skopiowanie bitów odniesienia.\nAlgorytm drugiej szansy\nAlgorytm drugiej szansy (FINUFO, ang. First In Not Used First Out) jest jednym z tzw. algorytmów zegarowych (wskazówkowych), w których numery stron (lub ramek, w tym przypadku ramek danego procesu) tworzą listę cykliczną (tarczę zegara), a wskazówka wskazuje kandydatkę do usunięcia z pamięci w przypadku błędu strony. Jeśli jednak strona, wskazywana do usunięcia była ostatnio adresowana (ma ustawiony bit odniesienia), otrzymuje drugą szansę. Bit odniesienia dla tej strony jest kasowany, a wskazówka przesuwa się na stronę następną. Sprowadzana strona zastępuje więc stronę na wskazanej ostatecznie pozycji, po czym wskazówka przesuwa się do następnej strony.\nW przedstawionym przykładzie wskazywana jest strona nr 5, ale bit odniesienia do tej strony jest ustawiony, więc po jego skasowaniu wskazówka przesuwa się na stronę nr 2. Dla tej strony bit odniesienie jest skasowany, więc nastąpi jej usunięcie, konkretnie ramka tej strony zostanie użyta do wymiany, a wskazówka przesunie się na stronę nr 4.\nW niektórych publikacjach odróżnia się algorytm zegarowy od algorytmu drugiej szansy (FINUFO), przedstawiając ten drugi, jako algorytm FIFO, w którym strona na czole kolejki jest:\nusuwana, jeśli nie ma ustawionego bitu odniesienia, albo\nprzesuwana jest na koniec, jeśli jest ustawiony bit odniesienia, który jest przy tym kasowany.\nAlgorytm zegarowy natomiast przedstawia się jako listę cykliczną ramek, w których wymieniane są strony zgodnie z położeniem wskazówki.\nUlepszenie algorytmu drugiej szansy w tym przypadku polega na uwzględnieniu bitu modyfikacji. W celu redukcji kosztów unika się po prostu wymiany stron modyfikowanych, które muszą być dodatkowo zapisane na urządzeniu wymiany. Wyszukiwanie strony do wymiany polega więc na analizie wartości 2-bitowej, złożonej z bitu odniesienia na bardziej znaczącej pozycji i bitu modyfikacji na mniej znaczącej pozycji. W przestawionym przykładzie „najlepsza” do usunięcia zgodnie z obiegiem wskazówki jest strona nr 6, gdyż ma wyzerowane oba bity.\nAlgorytmy ze sprowadzaniem na żądanie\nIstotą algorytmów ze sprowadzaniem na żądanie jest zwalnianie ramek, uznanych za nie wykorzystywane, wcześniej niż to wynika z potrzeb realizacji samej wymiany. Celem wcześniejszego zwalniania jest uzyskanie ramek na potrzeby innych procesów, którym tych ramek brakuje. W skrajnych przypadkach niewystarczająca liczba ramek może być przyczyną zawieszenie procesu i przeniesienia całego obrazu w obszar wymiany. Uzyskanie wolnych ramek umożliwia z kolei aktywację procesu — wprowadzenie do pamięci operacyjnej niezbędnych jego stron.\nAlgorytm VMIN (ang. Variable-space MIN) jest optymalny w klasie algorytmów ze sprowadzaniem na żądanie, ale oparty jest na znajomości przyszłego ciągu odniesień do stron. Decyzja o usunięci strony z pamięci wynika z porównania kosztu ponownego sprowadzenia, oraz kosztu utrzymania do czasu następnego odniesienia. Jeśli koszt ponownego sprowadzania jest mniejszy, strona jest usuwana.\nAlgorytm WS (ang. Working Set) oparty jest na koncepcji zbioru roboczego , czyli zbioru stron, do których było odniesienie w ostatnim okresie czasu w przeszłości. Długość tego okresu mierzona liczbą odniesień, jest parametrem algorytmu. Algorytm WS wymaga monitorowania odniesień do pamięci, więc wymaga wsparcia sprzętowego. Wykorzystywany jest tutaj bit odniesienia.\nPrzybliżoną realizacją idei zbioru roboczego, wykorzystującą bit odniesienia, jest również algorytm WSClock.\nAlgorytmy PFF (ang. Page Fault Frequency) i VSWS (ang. Variable-Interval Sampled Working Set) dają efekt podobny do zbioru roboczego, przy czym oparte są na częstość generowania błędów strony.\nVMIN — usuwane są strony, których koszt utrzymania w pamięci jest większy od kosztu ponownego sprowadzenia\nWS — usuwane są strony, do których nie było odniesień przez określony czas\nWSCIock — przybliżona wersja algorytmu WS, oparta na bicie odniesienia\nPFF, VSWS — przydział i zwalnianie ramek procesów realizowane jest na podstawie częstości zgłaszania błędów strony\nPrzedstawione definicje — zbioru roboczego oraz okna zbioru roboczego — oznaczają właściwie to samo. Pierwsza definiuje zbiór roboczy w oparciu o pojęcie okna, a druga definiuje okno w oparciu o pojęcie zbioru roboczego. Z punktu widzenia strony, pozostaje ona w zbiorze roboczym tak długo, jak długo ostatnie odniesienie do niej pozostaje w bieżącym oknie. Oznacza to, że od momentu ostatniego zaadresowania strony, pozostaje ona w zbiorze roboczym przez ? odniesień.\nOgólna (teoretyczna) koncepcja zbioru roboczego polega utrzymywaniu takiego zbioru dla każdego procesu. Strony, należące do zbioru roboczego, pozostawiane są w pamięci, natomiast ramki stron spoza zbioru roboczego są zwalniane. Zapotrzebowanie na ramki w systemie jest sumą mocy zbiorów roboczych wszystkich procesów. Jeśli liczba ta jest większa niż dostępna liczba ramek, może dojść do szamotania. Zadaniem zarządcy pamięci jest wówczas przeniesienie całego obrazu któregoś z procesów w obszar wymiany i odzyskanie jego ramek. Po uzyskaniu odpowiednio dużej liczby wolnych ramek (w przypadku zmniejszenia się zbiorów roboczych) można aktywować któryś z procesów zawieszonych. Wybór procesu do usunięcia lub aktywowania jest zadaniem planisty średnioterminowego.\nOsobnym problemem jest dobór wielkości okna. Okno powinno być na tyle duże, żeby objąć tzw. strefę, czyli zbiór stron niezbędnych do wykonania określonego fragmentu programu (np. procedury). W praktyce zależy to od częstości generowania błędów strony przez proces.\nZbiór roboczy procesu (ang. working-set) — zbiór stron, które zostały zaadresowane w ciągu ostatnich τ odniesień do pamięci (w tzw. oknie zbioru roboczego)\nOkno zbioru roboczego (ang. working-set window) — zakres odniesień do pamięci, które adresują strony należące do zbioru roboczego\nZbiór roboczy w chwili t przy rozmiarze okna τ oznaczony będzie jako W (t, τ)\nAlgorytm zbioru roboczego usuwa z pamięci wszystkie strony, które nie należą do zbioru roboczego.\nPrzykład zbioru roboczego\nDla przykładowego ciągu odniesień przedstawiono 2 zbiory robocze przy rozmiarze okna 4 oraz 2 zbiory robocze przy rozmiarze okna 6. Ze względu na powtarzające się odniesienia moc zbioru roboczego (liczba elementów) może być mniejsza niż rozmiar okna, co widać w przypadku okna o rozmiarze 6.\nPrzykład wymiany stron w oparciu o zbiór roboczy\nPrzykład pokazuje realizację ciągu odniesień z poprzedniego slajdu przy rozmiarze okna 5. Proces ma więc do dyspozycji 5 ramek. Początkowo wymiana przebiega tak samo, jak w przypadku FIFO lub LRU. Ciekawym momentem jest drugie odniesienie do strony nr 2. Formalnie strona nr 2 została właśnie usunięta ze zbioru roboczego, ale nastąpiło do niej odniesienie. Jest więc błąd strony, chociaż jego obsługa nie wymaga sprowadzania strony ponownie z pliku wymiany. Podobna sytuacja ma miejsce przy następnym odniesieniu do pamięci — do strony nr 4. Po kolejnym odniesieniu — ponownie do strony nr 4 — poza bieżącym oknem znajduje się ostatnie odniesienie do strony nr 5, więc strona ta jest usuwana ze zbioru roboczego i tym samym z pamięci operacyjnej. Po ostatnim odniesieniu do strony numer 4 zbiór roboczy redukuje się do 3 stron.\nKoncepcja identyfikacji zbioru roboczego\nPrecyzyjna identyfikacja zbioru roboczego mogłaby być zaimplementowana podobnie jak algorytm LRU. Zaprezentowana koncepcja jest adaptacją licznika odniesień do stron. Problemem podobnie, jak w przypadku LRU, jest monitorowanie odniesień do stron oraz złożoność struktur danych na potrzeby pamiętania licznika. Ze względu na koszt takiej realizacji algorytm WS implementowany jest w sposób przybliżony.\nDla każdej ramki utrzymywany jest wirtualny (mierzony odniesieniami do pamięci) czas ostatniego odniesienia do niej.\nPo każdym odniesieniu do strony zwiększana jest wartość licznika odniesień i wpisywana do odpowiedniej tablicy na pozycji odpowiadającej ramce, w której znajduję się adresowana strona.\nDo zbioru roboczego należą te strony, dla których różnica pomiędzy bieżącą wartością licznika odniesień, a wartością wpisaną w tablicy jest mniejsza lub równa rozmiarowi okna zbioru roboczego.\nPrzybliżona realizacja koncepcji zbioru roboczego\nCzas wirtualny i tym samym czas odniesienia do strony wyznaczany jest w sposób przybliżony — z dokładnością do okresu kontrolnego, wyznaczanego przez czasomierz lub błąd strony. Wystąpienie odniesienia do strony sprawdzane jest na podstawie bitu odniesienia w tablicy stron. Bieżąca wartość licznika staje się wirtualnym czasem odniesienia dla tych stron, dla których bit odniesienia jest ustawiony. Brak odniesienia do strony może oznaczać, że ostatnie odniesienie jest już poza oknem i stronę należy usunąć. W tym celu sprawdzana jest różnica pomiędzy bieżącą wartością licznika (bieżącym czasem wirtualnym), a czasem ostatniego odniesienia, odczytanym dla danej strony/ramki z przeznaczonej na to tablicy.\nUpływ czasu wirtualnego musi być rejestrowany oddzielnie dla każdego procesu i tylko wówczas, gdy jest on wykonywany. Przerwanie zegarowe powinno więc zwiększać licznik w tym procesie, w kontekście którego jest obsługiwane.\nPomimo uniknięcia konieczności monitorowania wszystkich odniesień do pamięci, implementacja tego algorytmu i tak jest kosztowana, gdyż po każdym przerwaniu zegarowym wymagane jest testowanie bitu odniesienia każdej ze stron procesu.\nWspomaganie sprzętowe — bit odniesienia.\nOkresowe (wyznaczone przez czasomierz lub przez wystąpienie błędu strony) zwiększanie licznika reprezentującego upływ czasu wirtualnego oraz sprawdzanie bitu odniesienia dla każdej z ramek.\nJeśli bit odniesienia jest ustawiony, to skasowanie bitu odniesienia i wpisanie bieżącej wartości licznika do odpowiedniej tablicy na pozycji odpowiadającej ramce.\nJeśli bit odniesienia jest skasowany, to sprawdzenie różnicy pomiędzy bieżącą wartością licznika a wartością wpisaną na odpowiedniej pozycji w tablicy i usunięcie strony, gdy różnica jest większa niż rozmiar okna.\nJak sama nazwa wskazuje, algorytm łączy podejście oparte na zbiorze roboczym z koncepcją algorytmu zegarowego. Podobnie jak w przybliżonej realizacji algorytmu zegarowego, utrzymywany jest wirtualny czas ostatniego odniesienia do strony, mierzony osobno dla każdego procesu.\nWarto zwrócić uwagę na dwie istotne cechy algorytmu:\nlista cykliczna (tarcza zegara) obejmuje wszystkie ramki w systemie, a nie ramki procesu, jak w przypadku klasycznego algorytmu zegarowego,\npróba usunięcia strony podejmowana jest w reakcji na błąd strony, co oznacza, że jest to właściwie algorytm wymiany na żądanie.\nZasadniczą różnicą w stosunku do algorytmów wymiany na żądanie jest zastępowanie globalne. Podobieństwo do koncepcji zbioru roboczego przejawia się natomiast w usuwaniu pierwszej napotkanej strony, nie należącej do zbioru roboczego swojego procesu.\nDla każdej ramki (strony w ramce) utrzymywany jest wirtualny czas (przybliżony) ostatniego odniesienia.\nWszystkie ramki pamięci (niezależnie od przynależności do procesu) powiązane są w cykl.\nW wyniku wystąpienia błędu strony sprawdzany jest bit odniesienia do strony wskazywanej jako kolejna do usunięcia.\nJeśli bit odniesienia jest ustawiony, zostaje on skasowany, po czym następuje wskazanie następnej ramki w cyklu i sprawdzenie bitu odniesienia.\nPostępowanie w drugiej części algorytmu jest podobne, jak w przypadku właściwego przybliżenia algorytmu WS, czyli strona, do której nie było odniesienia, weryfikowana jest pod kątem przynależności do zbioru roboczego. Wyszukiwanie kończy się jednak na znalezieniu pierwszej ramki ofiary. Brak takiej ramki (brak strony ofiary) zgodnie z ideą zbioru roboczego oznacza, że suma rozmiarów zbiorów roboczych wyczerpuje limit dostępnych ramek pamięci fizycznej i należy zwiesić jakiś proces.\nJeśli bit odniesienia jest skasowany, sprawdzana jest różnica pomiędzy wirtualnym czasem bieżącym, a czasem ostatniego odniesienia do wskazywanej strony:\njeśli różnica jest większa od rozmiaru okna zbioru roboczego, następuje wymiana strony w ramce,\nw przeciwnym razie strona pozostaje i następuje wskazanie i sprawdzenie ramki następnej.\nW przypadku wykonania pełnego obiegu przez wskazówkę i stwierdzenia braku stron do wymiany następuje zawieszenie jakiegoś procesu.\nPrzykład działania algorytmu WSClock\nW przykładzie wskazana do usunięcia jest strona nr 5, więc od ramki tej strony rozpocznie się poszukiwanie ofiary. Strona 5 ma ustawiony bit odniesienia więc z założenia jest w zbiorze roboczym i nie zostanie usunięta z pamięci. Wyzerowany zostanie jedynie bit odniesienia i ustawiony wirtualny czas odniesienia do strony na wartość aktualną dla bieżącego procesu, czyli 51. Dla uproszczenia przyjmijmy, że strony 2, 4 i 5 należą do tego samego procesu.\nKolejną kandydatką na liście jest strona nr 4. Bit odniesienia jest dla tej strony skasowany, ale ostatni czas użycia nie jest jeszcze poza oknem (45>51–10), więc strona pozostaje w pamięci, a czas jej użycia się nie zmienia. Następna na liście jest strona nr 2, której ostatnie użycie, zgodnie z wirtualnym czasem, jest poza oknem zbioru roboczego. Strona nr 2 we wskazanej ramce zostanie zastąpiona.\nAlgorytm zegarowy dwuwskazówkowy\nAlgorytm dwuwskazówkowy stosowany jest w niektórych systemach rodziny UNIX, np. SVR4. Realizuje on strategię, określaną jako NRU (Not Recently Used), która w tym przypadku oznacza, że jeśli w czasie pomiędzy przejściem wskazówki wiodącej a nadejściem zamykającej nie został ustawiony bit odniesienia, to strona jest usuwana. Czas pomiędzy przejściem tych wskazówek zależy od tempa przeglądania oraz rozstawu wskazówek. Parametry te są natomiast ustawiane zależnie od liczby wolnych ramek w systemie.\nJeśli uruchomienie algorytmu nie doprowadzi do uzyskania wystarczająco dużej liczby wolnych ramek, następuje zawieszenie jakiegoś procesu i zwolnienie jego ramek.\nWszystkie strony pamięci (niezależnie procesu) powiązane są w listę cykliczną\nLista przeglądana jest okresowo przez 2 wskazówki:\nwiodąca (przednia) zeruje bit odniesienia,\nzamykająca (tylna) wskazuje stronę do usunięcia.\nJeśli bit odniesienia przed nadejściem tylnej wskazówki zostanie ponownie ustawiony, strona pozostaje w pamięci, w przeciwnym przypadku jest usuwana.\nAlgorytm sterowany jest następującymi parametrami:\nPrzykład działania algorytmu zegarowego dwuwskazówkowego\nWskazówka wiodąca w przykładzie ustawiana jest na stronie nr 5, której bit jest zerowany. Wskazówka zamykająca ustawiona jest na stronie nr 3, dla której bit odniesienia nie został ustawiony, więc nastąpi jej usunięcie. Warto zwrócić uwagę, że bit odniesienie został ustawiony dla strony nr 7, więc po przejściu wskazówki zamykającej strona ta pozostanie w pamięci. W międzyczasie może zostać ustawiony bit odniesienia do strony nr 8. Jeśli jednak nie nastąpi to przed nadejściem zamykającej wskazówki, strona ta zostanie usunięta.\nAlgorytmy bazujące na zbiorze roboczym są trudne w implementacji, gdyż ze względu na brak możliwości monitorowania odniesień do stron muszą być realizowane w sposób przybliżony.\nPodobne efekty przy mniejszym koszcie implementacji można uzyskać stosują podejście oparte na kontroli częstości błędów strony. Podejście jest łatwiejsze w implementacji, gdyż wymaga aktualizacji struktur danych tylko w przypadku wystąpienia błędu strony, którego obsługa jest i tak dość czasochłonna.\nOgólna idea polega na tym, żeby zabierać ramki procesom zgłaszającym mało błędów strony, a przydzielać procesom, które często generują błędy strony. W przypadku przekroczenia dolnego progu można rozważać dwie strategie postępowania: żwawą i opieszałą. W strategii żwawej zwalniane są wszystkie ramki, dla których bit odniesienia jest skasowany, a w strategii opieszałej zwalniana jest tylko jedna ramka.\nImplementacja algorytmu może być oparta na:\nliczeniu błędów strony, czyli rzeczywistym wyznaczaniu częstotliwości błędów,\nmierzeniu okresu pomiędzy błędami strony.\nJeśli częstotliwość błędów strony generowanych przez proces przekroczy ustalony poziom fH, to dla stron tego procesu sprowadzanych do pamięci przydzielana są nowe ramki.\nJeśli częstotliwość błędów strony spadnie poniżej ustalonego poziomu fL, to\nzwalniana jest jedna ramka procesu lub\nzwalniane są wszystkie ramki ze stronami, do których nie było odniesienia od chwili wystąpienia ostatniego błędu strony w danym procesie.\nW szczególności fH= fL\nImplementacja algorytmu PFF — kontrola częstości błędów strony\nKontrola częstości błędów strony wymaga wykonania dodatkowego zadania okresowego, wyznaczanego przez czasomierz, niezależnego od błędu strony. Umożliwia to oparcie decyzji o przydziale lub odebraniu ramek na średniej z dłuższego okresu, w przeciwieństwie do implementacji opartej na sprawdzaniu okresu między kolejnymi błędami strony.\nPrzy każdym błędzie strony generowanym przez proces zwiększany jest licznik błędów strony danego procesu oraz zerowane są bity odniesienia do jego stron.\nW określonych interwałach czasu, wyznaczanych przez czasomierz, sprawdzane są (a następnie zerowane) liczniki poszczególnych procesów.\nJeśli wartość licznika jest większa od górnej granicy, to procesowi przydzielana jest dodatkowa ramka.\nJeśli wartość licznika jest mniejsza od ustalonej dolnej granicy, to zwalniana jest:\njedna ramka lub\nwszystkie ramki z wykasowanym bitem odniesienia.\nImplementacja algorytmu PFF — kontrola okresu pomiędzy błędami strony\nSprawdzanie okresu między kolejnymi błędami strony nie wymaga dodatkowej kontroli poza obsługą błędu strony, gdyż czas odmierzany jest przez jądro na podstawie taktów zegara, niezależnie od zastosowanego podejścia do wymiany stron. Problemem może być jednak pewna destabilizacja przydziału ramek, wynikająca ze zbyt szybkiej reakcji na przypadkowe błędy strony występujące w krótkim czasie. W teorii automatycznej regulacji można by to podsumować jako dominację członu różniczkującego (duży czas wyprzedzenia).\nPrzy każdym błędzie strony sprawdzany jest czas jaki upłynął od poprzedniego błędu strony.\nJeśli czas jest mniejszy od ustalonej wielkości Tmin, to na potrzeby sprowadzanej strony przydzielana jest dodatkowa ramka.\nJeśli czas jest większy od ustalonej wielkości Tmax, to\nzwalniana jest jedna ramka lub\nzwalniane są wszystkie ramki z wykasowanym bitem odniesienia.\nBit odniesienia dla stron pozostających w pamięci jest kasowany.\nW zależności od implementacji, algorytm PFF albo słabo (wolno) dostosowuje się do zmieniającej się strefy w procesie, albo reaguje zbyt gwałtownie. Wolne dostosowanie polega na tym, że po wejściu w nową strefę zbyt długo utrzymywane są strony ze starej strefy. Może to powodować chwilowy wzrost zapotrzebowania na ramki z wszystkimi negatywnymi skutkami, np. zawieszaniem procesów. Zbyt gwałtowana reakcja może spowodować usunięcie stron potrzebnych do dalszego przetwarzania.\nAlgorytm VSWS (zbioru roboczego ze zmiennym okresem próbkowania) przez odpowiednią parametryzację umożliwia lepsze dostosowanie do tego typu sytuacji. Jego istotą jest wcześniejsze lub późniejsze reagowanie na zmieniającą się strefę, zależnie od liczby błędów strony. Czas reakcji jest jednak obustronnie ograniczony, więc reakcja nie będzie ani zbyt szybka (gwałtowna), ani znacząco spóźniona.\nPrzy każdym błędzie strony zwiększany jest licznik błędów strony danego procesu — n.\nCo pewien okres czasu Tt, wynikający ze stanu wymiany, następuje kontrola odniesień do stron.\nW ramach kontroli wykonywane są następujące czynności:\nstrony, do których nie było odniesienia są usuwane (ich ramki sązwalniane),\nbity odniesienia stron pozostających na następny okres (do których było odniesienie) są kasowane,\nwartość licznika n jest zerowana.\nWielkość interwału czasu dla algorytmu VSWS\nInterwał czasu pomiędzy kolejnymi kontrolami należy do przedziału obustronnie domkniętego od Tmin do Tmax , przy czym konkretna wartość zależy od momentu osiągnięcia liczby nmax błędów strony. Jeśli liczba błędów strony jest duża i osiągnie wartość nmax przed upływem czasu Tmin, to kontrola następuje po czasie Tmin. Jeśli upłynął czas Tmin, to kontrola nastąpi zaraz po osiągnięciu nmax błędów strony, nie później jednak niż po czasie Tmax. A więc najpóźniej kontrola wystąpi po czasie Tmax, niezależnie do liczby błędów strony.\nTmax — maksymalna wielkość interwału czasu,\nTmin— minimalna wielkość interwału czasu,\nnmax — maksymalna liczba błędów strony.\nKontrola następuje w chwili t, po czasie Tt od momentu poprzedniej kontroli, ustalanym następująco:\nnt < nmax ⇒ Tt = Tmax\nnt ≥ nmax ⇒ Tmin ≤ Tt ≤ Tmax\nTechniki poprawy efektywności wymiany\nPrzedstawione techniki służą do zmniejszenia czasu obsługi błędu strony. Są one szczególnie przydatne w algorytmach ze sprowadzaniem na żądanie.\nJeśli na potrzeby wymiany została znaleziona ramka, zawierająca zmodyfikowaną stronę, a w systemie dostępne są inne wolne ramki, to zamiast wymiany stron, wymagającej czasochłonnego zapisu, dla sprowadzanej strony przydzielana jest nowa ramka. Ramka z brudną stroną dołączana jest natomiast do puli ramek zwolnionych. W ten sposób następuje wymiana ramek zamiast wymiany stron.\nRamki zwolnione w przypadku stosowania algorytmów ze sprowadzaniem na żądanie nie zawsze są natychmiast wykorzystywane na potrzeby innych procesów. Można więc pozostawić zawartość strony bez zmian do czasu przydziału tej ramki. Jeśli jednak przed ponownym przydziałem wystąpi żądanie dostępu do usuniętej strony, to błąd strony można obsłużyć bez wykonywania czasochłonnej operacji wejścia-wyjścia, przydzielając ramkę ze stroną ponownie.\nCzasami system jest niedociążony przez bieżące przetwarzanie. Taki chwilowy okres przestoju można wykorzystać do zapisu zmodyfikowanych stron. Kasowany jest wówczas bit modyfikacji i stronę łatwiej jest wymienić.\nW przypadku zwalniania ramek stron modyfikowanych operację zapisu w obszarze wymiany można odłożyć w czasie, dołączając ramkę do specjalnej listy. W miarę dostępności zasobów system stopniowo będzie zapisywał strony w ramkach z tej listy w obszarze wymiany i dołączał ramki do puli oczyszczonych wolnych ramek, gotowych w każdej chwili do użycia.\nWymiana ramek zamiast wymiany stron — przyspieszenie wymiany brudnej strony\nBuforowanie usuniętych stron zamiast usuwania — mniej kosztowna obsługa błędu strony\nCzyszczenie stron — ułatwienie ewentualnej wymiany\nUtrzymywanie listy brudnych stron do usunięcia — opóźnienie zapisu stron w obszar wymiany\nSens wstępnego sprowadzania wynika z analizy efektywności wymiany, przedstawionej wcześniej. W praktyce, skuteczność tego podejścia zależy od trafności decyzji o wstępnym sprowadzeniu. Na koszt wymiany wpływa również trafność decyzji o usuwaniu stron, ale sprowadzanie wstępne nie jest obligatoryjne, a więc daje potencjalny zysk, jednak obarczony ryzykiem. Przed omówieniem algorytmów warto przypomnieć, że sprowadzanie (również wstępne) przeprowadza się w wyniku wystąpienia błędu strony.\nAlgorytm DPMIN (ang. Demand Prepaging MIN) — jest optymalny w klasie algorytmów ze sprowadzaniem na żądanie, ale oparty jest (podobnie jak wcześniej przedstawione algorytmy optymalne) na znajomości przyszłego ciągu odniesień do stron. W wyniku wystąpienia błędu strony wszystkie dostępne ramki są wypełniane stronami, do których nastąpi odniesienie w najbliższej przyszłości.\nAlgorytm OBL (ang. One Block Lookahead) wykorzystuje założenie o lokalności przestrzennej odniesień do pamięci i wraz ze stroną, której zaadresowanie spowodowało błąd, sprowadza stronę następną (jeśli nie ma jej jeszcze w pamięci). Skojarzenie stron ma tu charakter statyczny.\nAlgorytm SL (ang. Spatial Lookahead) również wykorzystuje założenie o lokalności przestrzennej, ale informacja o powiązaniu stron budowana jest w czasie działania algorytmu, ma więc charakter dynamiczny.\nAlgorytm FDPA (ang. Fixed-space Demand Prepaging) opiera się na wskazówkach programisty lub wnioskach ze statycznej analizy kodu, przekazywanych do systemu poprzez wykonania specjalnych instrukcji. Instrukcje to dotyczą zarówno wskazania stron potrzebnych w przyszłości, jak i zbędnych. Algorytm uwzględnia więc również wskazówki odnośnie usuwania stron.\nDPMIN — sprowadzane są wszystkie strony potrzebne w najbliższej przyszłości, które mieszczą się dostępnych ramkach\nOBL — sprowadzana jest strona żądana oraz strona następna (wg. numeracji w tablicy stron)\nSL — na podstawie wcześniejszych odniesień i błędów strony budowana jest tablica skojarzeń stron sprowadzanych po sobie i informacja taka wykorzystywana jest prze następny sprowadzaniu\nFDPA — podejście uwzględniające sugestie programisty co do stron potrzebnych w przyszłości\nKrótka charakterystyka algorytmów DPMIN i OBL przy opisie wcześniejszego slajdu jest wystarczająca, natomiast omówienia wymaga algorytm SL.\nCelem tablicy pred jest przechowywanie informacja o numerze strony, którą należy sprowadzić wstępnie w przypadku błędu braku strony. Jeśli więc wystąpi błąd strony przy odniesieniu do strony p , to wstępnie sprowadzona zostanie również strona, której numer jest na pozycji p w tablicy pred — pred[p]. Początkowo przyjmujemy, że będzie to strona następna, tak jak w przypadku OBL.\nZmienna u przechowuje numer strony, do której odniesienie spowodowało ostatnio obsłużony błąd strony. Jeśli zatem następny błąd strony występuje przy adresowaniu strony p (p jest kolejną sprowadzaną stroną po stronie u ), to być może jest jakiś związek pomiędzy tymi stronami i w przyszłości również warto po wystąpieniu błędu strony przy dostępie do strony u wstępnie sprowadzić stronę p . Numer strony — p — powinien zostać zapisany w tablicy pred na pozycji odpowiadającej stronie u. Należy się jednak upewnić, że dotychczasowe skojarzenie dla strony u jest nieodpowiednie. Jeśli zatem przy sprowadzaniu strony u nie było wstępnego sprowadzenia innej strony lub strona wstępnie sprowadzona nie została użyta, skojarzenie dla u lepiej zmienić.\nNa końcu następuje wstępne sprowadzenie strony, wynikające z bieżącego skojarzenia dla p . To, czy skojarzenie jest właściwe, okaże się przy wystąpieniu następnego błędu strony. W tym celu wartość p podstawiana jest do zmiennej u.\nSystem utrzymuje dodatkową tablicę pred, gdzie dla każdej strony pamiętana jest strona, sprowadzona po niej do pamięci. Początkowo pred[i] = i + 1.\nu jest zmienną przechowującą nr strony ostatnio sprowadzanej do pamięci w wyniku odniesienia do niej.\nW chwili wystąpienia błędu strony następuje sprowadzenie żądanej strony — p. Jeśli przy poprzedniej wymianie nie dokonano wstępnego sprowadzenia lub nie było odniesienia do strony wstępnie sprowadzonej do chwili obecnej pred[u] := p.\nJeśli strona q = pred[p] nie znajduje się w pamięci, to\nnastępuje również jej sprowadzenia.\nW wyniku analizy kodu w odpowiednich miejscach w programie pojawiają się instrukcje dla systemu operacyjnego, informujące o przyszłych potrzebach (lub ich braku) w odniesieniu do pewnych stron. Zgodnie z tymi instrukcjami w tablicy stron lub innej strukturze ustawiane są odpowiednie bity. W toku realizacji wymiany bity te są kasowane.\nBit P oznacza, że strona będzie w najbliższej przyszłości potrzebna, a jego wykasowanie nastąpi przy odwołaniu do strony po jej sprowadzaniu do pamięci.\nBit D oznacza, że strona nie będzie na razie potrzebna. Gdyby jednak strona została usunięta z pamięci i ponownie sprowadzana w wyniku błędu strony, bit ten zostanie skasowany.\nW programie występują dodatkowe instrukcje dla systemu operacyjnego:\nFREE(p) — strona p nie będzie wykorzystywana w niedalekiej przyszłości.\nPRE(3) — strona p będzie wkrótce wykorzystywana.\nWykonanie takiej instrukcji skutkuje ustawieniem odpowiednich bitów dla strony:\nbitu usunięcia — D,\nbitu wstępnego sprowadzenia — P.\nSystem sprowadza oczywiście strony na żądanie i dokonuje wymiany w przypadku braku wolnych ramek. Usuwane są strony z ustawionym bitem D , a gdy takich nie ma, zgodnie z innym algorytmem, np. LRU lub w praktyce z którymś z jego przybliżeń. Algorytm usuwania nie jest tu najbardziej istotny poza preferencją dla stron „wskazanych” przez bit D.\nStrona z ustawionym bitem P może być zarówno w pamięci, jak i poza nią. Będąc poza pamięcią, strona taka czeka na sprowadzenie. Bit P ustawiony dla strony przebywającej w pamięci operacyjnej oznacza, że stronę tę wstępnie sprowadzono, ale nie było do niej jeszcze odniesienia, dlatego nie powinna być usunięta przy wymianie.\nSystem stara się sprowadzać do pamięci wszystkie strony z ustawionym bitem P w miarę dostępnych ramek. W bilansie ramek uwzględnia się zwolnienie ramek przez strony z ustawionym bitem D. Jak już wcześniej wspomniano, gdyby bit D ustawiony był dla strony sprowadzanej, to zostanie wykasowany.\nW przypadku wystąpienia błędu strony sprowadzana jest strona żądana, ewentualnie wymieniana z jakąś stroną z ustawionym bitem D. Jeśli nie ma takiej strony stosowany jest inny algorytm usuwania np. LR U, z pominięciem stron, dla których ustawiony jest bit P.\nJeśli w systemie są wolne ramki lub mogą zostać zwolnione przez usunięcie stron z ustawionym bitem D, to sprowadza się tyle stron z ustawionym bitem P, na ile pozwala potencjalna liczba wolnych ramek.\nW przypadku odniesienia do strony z ustawionym bitem P, bit ten jest kasowany.\nSegmentacja w systemie pamięci wirtualnej\nW niektórych systemach (między innymi IBM OS/2) podjęto próbę realizacji segmentacji na żądanie. Zarządzanie wymianą segmentów jest jednak znacznie bardziej skomplikowane, gdyż sprowadzenie segmentu do pamięci może wymagać upakowania i/lub przesunięcia w obszar wymiany jednego lub kilku segmentów znajdujących się w pamięci fizycznej. Optymalizacja decyzji w takim przypadku jest więc procedurą czasochłonną. W przypadku stronicowania czas sprowadzenia stron do pamięci oraz zapisu na dysku jest zmienną losową, w przypadku segmentacji, ze względu na zróżnicowany rozmiar segmentów, sam czas przesyłania danych i tym samym czas oczekiwania w kolejce do dysku jest trudniej przewidzieć.\nSegmentacja na żądanie — wymiana segmentów pomiędzy pamięcią pierwszego i drugiego rzędu\nSkomplikowana wymiana — zróżnicowany rozmiar segmentów\nMniejsza przewidywalność czasu dostępu — zróżnicowany czas przesyłania zawartości segmentu


Wyprodukowany najpewniej w Niemczech, a odnaleziony na Dolnym Śląsku, gdzie dziś przywrócono mu klasę i elegancję dzięki odświeżeniu obudowy i technicznemu przeglądowi werku barometru.\nObudowa z drewna rzeźbionego i czernionego ma secesyjne kształty a wkomponowane ornamenty wraz z białymi elementami (tarcza termometru i skala barometru) rozświetlają cały przedmiot. Elegancka matowa czerń doskonale wpiszę się w nowoczesne wnętrze.\nOryginalny mechaniczny barometr z wyszukanym sercem wykonanym z mosiądzu, przeszklony jest szlifowana i fazowaną szybką oprawiona w mosiężną ramkę. Całość technicznie sprawna.\nTermometr rtęciowy w szklanej rurce, cały i nieuszkodzony, osadzony jest na mlecznej szybce szklanej ze skalą w stopniach Celsjusza.\nObudowa i mechanizm odnowiony, sprawny. Słabo widoczny jest słupek rtęci, niemniej wskazuje poprawnie. Przedmiot oryginalny i użytkowany, co niesie ze sobą drobne niedoskonałości, ślady wieku.\nŚcienna stacja pogody ma następujące wymiary:\nNasz nr magazynowy ST371\n4.26/5 (83 głosów)\nKod Produktu- nr magazynowy ST371


REMIS Z CYPRYJCZYKAMI – Jagiellonia Białystok\nStrona głównaAktualnościREMIS Z CYPRYJCZYKAMI\nREMIS Z CYPRYJCZYKAMI\nW środę (14.07) odbył się czwarty sparing Jagiellonii Białystok w trakcie przygotowań do sezonu 2021/2022 PKO BP Ekstraklasy. Żółto-Czerwoni mierzyli się z beniaminkiem cypryjskiej najwyższej klasy rozgrywkowej, Arisem Limassol, z którym zremisowali 1:1. Jedynego jagiellońskiego gola strzelił, w 84. minucie, Krzysztof Toporkiewicz.\nSpotkanie rozpoczęło się od zdecydowanych ataków Jagiellończyków. Pierwsza groźna sytuacja pod bramką Arisu Limassol miała miejsce już w 2. minucie starcia. Przed szansą na wyprowadzenie Jagiellonii na prowadzenie stanął Jesus Imaz. Niestety dla białostoczan, swoją pierwszą dobrą interwencję zanotował świetnie dysponowany tego dnia bramkarz Arisu, Michalis Papastylianou.\nPo kilku minutach bramkarz cypryjskiego ekstraklasowicza znowu miał ręce pełne roboty. Przed wyborną okazją na strzelenie gola stanął jeden z nowych zawodników Dumy Podlasia, Andrzej Trubeha. Sprowadzony niedawno z Legionovii Legionowo snajper został obsłużony dokładnym dośrodkowaniem przez Bojana Naticia. Rosły atakujący uderzył piłkę głową, ale na posterunku był golkiper cypryjskiej drużyny.\nKolejne akcje to minuta 16., ładna akcja zespołowa Jagiellonii, zakończona uderzeniem Jesusa Imaza z ostrego kąta, ale po raz kolejny dobra interwencja bramkarza Arisu, a także 19. minuta, kiedy po raz pierwszy zrobiło się goręcej pod bramką strzeżoną przez Xaviera Dziekońskiego. Akcja Arisu, przeprowadzona prawym skrzydłem, zakończona została płaskim dośrodkowaniem w nasze pole karne. Zagrożenie zażegnali defensorzy Dumy Podlasia.\nW 27. minucie Jagiellonia przeprowadziła świetny kontratak. Szybką akcję przeprowadził duet Trubeha-Romanczuk. Niestety, ostatnie podanie, którego adresatem był nasz kapitan, było za lekkie.\nOstatnim akcentem ofensywnym pierwszej połowy była sytuacja Bojana Nasticia, która miała miejsce na kilka sekund przed gwizdkiem arbitra, oznaczającym przerwę. Bośniakowi, który uderzył piłkę z lewej strony boiska, naprawdę niewiele zabrakło do szczęścia. Futbolówka o centymetry minęła słupek bramki Arisu, wobec czego obie ekipy do szatni schodziły przy bezbramkowym remisie.\nPoczątek drugiej połowy przyniósł cztery zmiany w zespole Jagiellonii Białystok. Roszady nastąpiły zarówno w bramce jak i w polu. Między słupkami Xaviera Dziekońskiego zastąpił, wracający po krótkiej przerwie spowodowanej urazem, Pavels Steinbors. Spośród zawodników z pola z murawą pożegnali się Michał Pazdan, Jesus Imaz i Przemysław Mystkowski, których zastąpili Kacper Tabiś, Bartłomiej Wdowik i Fedor Cernych. Jeśli chodzi o pozostałe zmiany w ekipie Żółto-Czerwonych, których było łącznie jedenaście, to w późniejszej fazie meczu trener Ireneusz Mamrot zdecydował się posłać w bój Oliwiera Wojciechowskiego, Jakuba Orpika, Krzysztofa Toporkiewicz, Gabora Żukowskiego, Stephena Bitoka, Jana Majsterka i Eryka Matusa.\nObraz gry nie zmienił się po zmianie stron. Wciąż zdecydowanie przeważali białostoczanie, którzy jednak nie potrafili udokumentować swojej dominacji. W 55. minucie zagotowało się pod bramką Arisu po dośrodkowaniu Bartka Wdowika z rzutu rożnego. Do piłki skakali Andrzej Trubeha i Błażej Augustyn, ale ostatecznie nie udało się żadnemu z nich umieścić piłki w bramce Cypryjczyków.\nAndrzej był zresztą zamieszany w kolejną sytuację, która miała miejsce w 58. minucie. Wówczas piłkę w pole karne Arisu dostarczył Martin Pospisil, a finalizować próbowali właśnie Trubeha oraz Fedor Cernych. Niestety, ta sztuka im się nie udała.\nPo kilku kolejnych sytuacjach, m.in. dwa strzały Bartłomieja Wdowika, przyszła 71. minuta i strata gola. Moment zawahania naszej obrony wykorzystali Cypryjczycy. Dośrodkowanie w pole karne, przedłużenie lotu piłki przez Kristisa Andreou i Theodoros Iosifidis, który strzałem głową z bliskiej odległości umieścił piłkę w bramce strzeżonej przez Pavelsa Steinborsa.\nStarta gola nie podłamała Jagiellończyków, którzy ruszyli do odrabiania strat. W 76. minucie niewiele zabrakło Israelowi Puerto, aby uprzedzić bramkarza Arisu. Kolejna natomiast okazja to minuta 84. i bramka autorstwa Krzysztofa Toporkiewicza. Młody snajper z bliska pokonał golkipera ekipy z Limassol, dobrze wykorzystując zamieszanie pod bramką naszych rywali po rzucie rożnym.\nW ostatnich minutach spotkania Jagiellończycy mieli jeszcze dwie świetne okazje do strzelenia drugiego gola, który zapewne oznaczałby zwycięstwo. Najpierw, po rzucie rożnym, strzały Cernycha i Żukowskiego obronił bramkarz, a później z pokonaniem golkipera nie poradził sobie Eryk Matus. Trzeba jednak dodać, że jeden z członków złotej drużyny juniorów młodszych trenera Wojciecha Kobeszki sprzed kilku lat nie miał łatwego zadania. W oddaniu dobrego strzału przeszkadzali mu obrońcy Arisu oraz bramkarz rywali.\nOstatecznie mecz zakończył się remisem 1:1. Był to czwarty sparing Jagiellonii Białystok podczas przygotowań do startu sezonu 2021/2022 PKO BP Ekstraklasy. Poprzednie mecze kontrolne Żółto-Czerwoni rozegrali podczas obozu w Kępie. Mierzyli się w nich z Legią Warszawa (porażka 0:2), Radomiakiem Radom (porażka 1:4) oraz Wigrami Suwałki (remis 1:1).\nŚrodowe starcie nie było ostatnim tego lata sparingiem. Duma Podlasia ma przed sobą jeszcze jeden mecz kontrolny, który zostanie rozegrany już niebawem, 17 lipca (sobota) na Stadionie Miejskim w Białymstoku. Spotkanie odbędzie się z udziałem publiczności. Mecz rozpocznie się o godz. 12:30, będzie transmitowany przez klubowe media. Ponadto sparing będzie połączony z prezentacją drużyny oraz wieloma innym atrakcjami, jak m.in. piknik. Szczegóły można znaleźć TUTAJ.\nSparing, Stadion przy ul. Wojciecha Szczepaniaka w Kielcach, 14.07.2021 r.\nJagiellonia Białystok – Aris Limassol 1:1 (0:0).\nGole: Toporkiewicz 84’ – Iosifidis 71’.\nSkład Jagiellonii: Dziekoński (Steinbors 46’) – Prikryl (Bitok 79’), Pazdan (Tabiś 46’), Augustyn (Żukowski 73’), Puerto (Matus 79’), Nastić (Majsterek 79’), Romanczuk (K) (Wojciechowski 65’), Pospisil (Orpik 65’), Mystkowski (Cernych 46’), Imaz (Wdowik 46’), Trubeha (Toporkiewicz 65’).


Autor Wątek: Czy Świadkowie Jehowy sami nie wiedzą kto im przewodzi? (Przeczytany 3849 razy)\n« Odpowiedź #75 dnia: 03 Luty, 2020, 18:13 »\nZawsze intrygował mnie ten tytuł:\n*** dx86-18 Daty ***\n2009: 1 stycznia, nazwa „nadzorca przewodniczący” zmieniona na „koordynator grona starszych”: km 11/08 3\nSamo słowo "nadzorca" mówi o nadzorowaniu, a tu jeszcze "przewodniczący".\nCzyli zwykli "nadzorcy" nie nadzorują, skoro mają kogoś nad sobą.\n« Odpowiedź #76 dnia: 03 Luty, 2020, 18:53 »\nIdea była taka aby owemu nadzorcy trochę wody sodowej upuścić, że niby nie jest najważniejszym starszym(czyt. nadzorcą) w gronie.Niestety to nadal pokutuje że koordynator jest trochę równiejszy pośród równych.Jeśli gość jest ok to zachowuje się jak ktoś pomniejszy(czyt. usługujący).A jeśli nie to......dużo by o tym pisać.\n« Odpowiedź #77 dnia: 04 Luty, 2020, 17:26 »\nA może te tytułowe "przewodzenie" to od tego "przewodu":\nNo tu chyba ten "przewód" jest jako sznur, czy kabel.\n« Odpowiedź #78 dnia: 05 Luty, 2020, 08:44 »\nWcześniej Russell był tym przewodzącym "przewodem":\n« Ostatnia zmiana: 05 Luty, 2020, 08:52 wysłana przez Roszada »\n« Odpowiedź #79 dnia: 12 Luty, 2020, 11:38 »\nZorganizowani... 2015 s. 18 - "szafarz wierny i roztropny"\nZorganizowani... 2020 s. 19 - "zarządca wierny i roztropny"\n« Odpowiedź #80 dnia: 12 Luty, 2020, 12:16 »\nO przewodzeniu (tak samo jak w 2015):\n*** od s. 22-23 ***\nObejmuje to również pokorne stosowanie się do wskazówek podawanych na przykład przez nadzorców obwodów i starszych zboru. Wspomniani bracia też zaliczają się do ‛tych, którzy nam przewodzą’ i którym powinniśmy być posłuszni i ulegli (Hebr. 13:7, 17). Nawet jeśli nie w pełni rozumiemy powody niektórych decyzji, wiemy, że popieranie ich zawsze wychodzi nam na dobre. Dzięki takiemu posłuszeństwu wobec Słowa Jehowy i Jego organizacji cieszymy się Bożym błogosławieństwem.


Jazda na suwak i korytarz życia. Co to jest? Jakie są kary?\ntokfm.pl 06.12.2019 08:45\nDo tej pory jazda na tzw. suwak była wyłącznie elementem kultury - kierowca mógł ją stosować, ale nie musiał. Dziś to się zmienia. - Kończy się taka pewna epoka w Polsce polegająca na tym, że kierowcy poruszający się pasem bez ograniczeń [tym, który się nie kończy - red.] uważali, że są ważniejsi i że im pierwszeństwo się po prostu należy - mówił w Pierwszym Śniadaniu w TOK-u dr Jonatan Hasiewicz, radca prawny, inżynier ruchu drogowego.\nJak jeździć "na suwak"?\nPolicjanci apelują o dokładne zapoznanie się z przepisami - zarówno jeśli chodzi o tworzenie tzw. korytarza życia, jak i jazdy "na suwak".\nPrzy jeździe "na suwak" pierwszeństwo mają kierowcy, którym kończy się pas, ale Radosław Kobryś z Biura Ruchu Drogowego Komendy Głównej Policji apeluje, aby zawsze pamiętać o zdrowym rozsądku. - Nie możemy wyłączać ostrożności i nie możemy nadużywać swojego pierwszeństwa, bo w przypadku jazdy "na suwak" mamy do czynienia z takim odwróconym pierwszeństwem - stwierdza w rozmowie z TOK FM.\nCzyli najpierw wjeżdżają kierowcy z boku, a potem jedzie ten, który porusza się po głównym pasie. Ważne jednak jest to, aby kierujący, którzy z są boku, dojechali do samego końca swojego pasa, a nie próbowali zmieniać pas wcześniej.\nNastępnie kierowcy mają kontynuować jazdę naprzemiennie - wpuszczając przed siebie jeden pojazd.\n- Przy trzech pasach ruchu natomiast i w sytuacji, gdy kończą się oba skrajne pasy - kierowca będący na tym pasie ruchu, który jest nieograniczony [nie kończy się - red.] ma obowiązek przepuścić obu kierowców ze skrajnych pasów - zaznacza dr Hasiewicz.\nObowiązek jazdy "na suwak" ma zmniejszyć zatory drogowe i poprawić bezpieczeństwo w przypadku wykonywania manewru zmiany pasa ruchu, kiedy na jezdni z co najmniej dwoma pasami w jednym kierunku, jeden z nich się kończy.\nJak tworzyć "korytarz życia"?\nJeśli chodzi zaś o tworzenie "korytarzy życia" dla służb ratowniczych - zasada jest prosta: kierujący poruszający się drogą z dwoma pasami ruchu w tym samym kierunku będą mieli obowiązek zjechać odpowiednio jak najbliżej lewej i prawej krawędzi jezdni.\nNa trzypasmowej drodze kierowcy na prawym pasie dojeżdżają maksymalnie do jego prawej krawędzi, kierowcy na środkowym - również do prawej, a kierowcy na lewym pasie - odbijają do lewej.\nWprowadzenie obowiązku tworzenia "korytarzy życia" ma zapewnić krótszy czas przejazdu służb ratowniczych do poszkodowanych.\nCo grozi kierowcom lekceważącym nowe przepisy? Mandat - wystawiony za niezastosowanie przepisu z ustawy Prawo o Ruchu Drogowym. Jego wysokość będzie wynosić od 20 do 500 zł.


Nowoczesny salon łazienek w Warszawie | Elstor\nŁazienka to wyjątkowe miejsce. I nie chodzi tylko o jej praktyczne przeznaczenie. Przede wszystkim to miejsce, gdziem można się zrelaksować po ciężkim dniu pracy, czy wyjątkowo trudnym dniu. A czy jest coś lepszego, niż relaks w eleganckim miejscu?\nDlatego poszczególne elementy kompozycyjne, które służą jednocześnie do wykończenia łazienki, powinny spełniać również swoją funkcję estetyczną. Jeśli ktoś poszukuje zarówno inspiracji, jak też modnych, wysokiej jakości materiałów, powinien odwiedzić salon łazienek w Warszawie. Dostępne tam rozwiązania wpasują się w nawet najbardziej wybredne gusta.\nJedną z głównych cech wystroju wnętrza, powinna być jego wizualna spójność. Poszczególne elementy muszą ze sobą współgrać. Tylko dzięki temu można uzyskać naprawdę estetyczny efekt. Poszczególne propozycje, które oferuje salon łazienek w Warszawie, wpisują się w nowoczesne trendy, jeśli chodzi o aranżację łazienki. Dlatego wśród nowoczesnych, smukłych baterii umywalkowych, czy prysznicowych, można znaleźć również te, utrzymane w stylistyce retro. Dzięki temu o wiele łatwiej o odpowiedni wybór poszczególnych elementów.\nIstotna jest także sama, szeroka gama umywalek, czy innych elementów armatury sanitarnej. Wszystko dlatego, że współczesny rynek dostarcza różnego typu rozwiązań. Dużą popularność zyskały toalety wiszące z zabudowanym stelażem. Wszystko dlatego, że jest to praktyczne, ale też eleganckie rozwiązanie, które umożliwia stworzenie chociażby dodatkowej półeczki, gdziem można przechowywać przybory toaletowe.\nRównie modne są umywalki stojące. Ich uzupełnieniem są eleganckie blaty, które wykonuje się z wysokiej jakości materiałów. Prezentują się bardzo prestiżowo w łazienkach.\nNależy także pamiętać o odpowiednim oświetleniu. Zarówno lampie centralnej, jak również tej, która znajduje się nad lustrem. Alternatywą dla lampy są ledowe, podświetlane lustra, które nadają wnętrzu nowoczesnego wyglądu.\nOdwiedziny w salonie łazienek to możliwość zaczerpnięcia inspiracji, ale również dokonania kompletnych zakupów, które pozwolą na właściwe wykończenie oraz aranżację łazienki.\nPoprzedni wpisJak znaleźć odpowiednie okna loftowe?\nNastępny wpisPerfumy orientalne — czy warto z nich korzystać?


KulturaDobra.pl | Opór\nDramat wojenny/dramat historyczny\nDaniel Craig, Leiv Schreiber, Jamie Bell, George MacKay, Tomas Arana, Rolandas Boravskis, Alexa Davalos\nTen znany film jest opartą na prawdziwej historii opowieścią o żydowskim oddziale partyzanckim założonym w czasie II wojny światowej przez braci Bielskich (Tewje, Zusa, Izreala i Arona). Oddział ten działał wówczas na terenach dzisiejszej Białorusi i w skutek jego aktywności powstała też swego rodzaju leśna osada, złożona ze zbiegłych przed nazistowskimi prześladowaniami Żydów, która zwana była „Jerozolimą”.\nGdyby ów film rozpatrywać tylko od strony pokazanych w nim wątków oraz scen, to można by go nawet ocenić pozytywnie. W obrazie tym widzimy bowiem przywódcę owych partyzantów, czyli Tewjego Bielskiego, jako dzielnego obrońcę sprawiedliwości, który w ostatecznym rozrachunku nie koncentruje się na dokonywaniu krwawej zemsty na Niemcach, ale buduje silną i zjednoczoną społeczność zbiegłych Żydów. Mamy tu też pozytywne odniesienia do wiary w Boga, gdyż jedna z postaci występujących w filmie przechodzi swą drogę od zwątpienia w istnienie Stwórcy do Jego ponownego uznania. Ponadto w produkcji tej nie ma wiele nieskromności, obsceniczności i seksu, a przemoc choć owszem jest tutaj często pokazywana to nie wydaje się być ona obrazowana tak, by wzbudzała w widzach uczucia jakiejś chorej przyjemności i ekscytacji z tym związanej.\nProblem polega jednak na tym, iż omawiany film ukazuje historię braci Bielskich i ich osady w skrajnie zmanipulowany sposób, starannie unikając tych faktów historycznych, które pokazują ich w bardziej niekorzystnym świetle. I tak np. nie ma tu mowy o tym, iż bracia Bielscy w czasie swych napadów na wioski gwałcili mieszkające tam kobiety, a w założonej przez siebie osadzie otaczali się swego rodzaju haremem. W filmie tym nie widać też tego, że Bielscy dawali zwyczajnym mieszkańcom „Jerozolimy” bardzo skromną żywność, podczas, gdy ich własne stoły uginały się od ciężaru wytrawnego jedzenia i napojów. Bielscy regularnie nadużywali alkoholu oraz nie stronili od wulgarnego języka – na co również trudno jest wpaść oglądając „Opór”. Nie wspomina się tutaj także o zbrodni w Nalibokach, o udział w której podejrzewani są partyzanci od Bielskiego, ale akurat to można twórcom filmu darować, gdyż badania historyczne nie dają póki co pewności, czy podwładni Bielskich w tym uczestniczyli.\nUjmując więc problem z filmem „Opór” w skrócie: twórcy tego obrazu przerobili mocno dwuznaczną moralnie, lecz niestety prawdziwą historię aktywności braci Bielskich w czasie II wojny światowej na piękną bajkę o o dzielnych i szlachetnych bojownikach o sprawiedliwość oraz żyjącej ze sobą w harmonii leśnej społeczności żydowskich uciekinierów. A tak się robić nie powinno w przypadku tych filmów fabularnych, które przedstawia się widzom jako będące opartymi na autentycznych wydarzeniach.