git: e8280d6473 - main - update translation of articles/ part3 to Russian

Vladlen Popolitov <[email protected]>
Newsgroups gmane.os.freebsd.devel.cvs.doc
Message-ID <[email protected]> 
The branch main has been updated by vladlen:

URL: https://cgit.FreeBSD.org/doc/commit/?id=e8280d64739d6c59351fa405c15eb43127f2da5b

commit e8280d64739d6c59351fa405c15eb43127f2da5b
Author:     Vladlen Popolitov <[email protected]>
AuthorDate: 2026-03-15 11:57:19 +0000
Commit:     Vladlen Popolitov <[email protected]>
CommitDate: 2026-03-15 11:57:19 +0000

    update translation of articles/ part3 to Russian
    
    Reviewed by: andy, marck
    Differential Revision: https://reviews.freebsd.org/D55587
---
 .../content/ru/articles/serial-uart/_index.adoc    | 18 +++---
 .../content/ru/articles/serial-uart/_index.po      | 24 ++++----
 .../content/ru/articles/solid-state/_index.adoc    | 18 +++---
 .../content/ru/articles/solid-state/_index.po      | 24 ++++----
 .../content/ru/articles/vinum/_index.adoc          | 10 ++--
 documentation/content/ru/articles/vinum/_index.po  | 14 ++---
 .../content/ru/articles/vm-design/_index.adoc      | 54 ++++++++---------
 .../content/ru/articles/vm-design/_index.po        | 70 +++++++++++-----------
 8 files changed, 116 insertions(+), 116 deletions(-)

diff --git a/documentation/content/ru/articles/serial-uart/_index.adoc b/documentation/content/ru/articles/serial-uart/_index.adoc
index a1e802e10e..d172ca320e 100644
--- a/documentation/content/ru/articles/serial-uart/_index.adoc
+++ b/documentation/content/ru/articles/serial-uart/_index.adoc
@@ -361,11 +361,11 @@ RS232-C также определяет сигнал под названием `
 |Режим тестирования
 |===
 
-=== Биты, Боды и Символы
+=== Биты, боды и символы
 
 Скорость передачи данных (Baud) — это единица измерения скорости передачи в асинхронной связи. Из-за развития технологий модемной связи этот термин часто ошибочно используют для описания скорости передачи данных в современных устройствах.
 
-Традиционно, скорость передачи (Baud Rate) представляет количество битов, фактически передаваемых по среде, а не объем данных, которые действительно перемещаются от одного устройства DTE к другому. Подсчет Baud включает служебные биты — Start, Stop и Parity, которые генерируются передающим UART и удаляются принимающим UART. Это означает, что 7-битные слова данных на самом деле занимают 10 бит для полной передачи. Следовательно, модем, способный передаваÑ
 ‚ÑŒ 300 бит в секунду, обычно может передавать только 30 7-битных слов, если используется Parity и присутствуют 
один бит Start и один бит Stop.
+Традиционно, скорость передачи (Baud Rate) представляет количество битов, фактически передаваемых по среде, а не объём данных, которые действительно перемещаются от одного устройства DTE к другому. Подсчет Baud включает служебные биты — Start, Stop и Parity, которые генерируются передающим UART и удаляются принимающим UART. Это означает, что 7-битные слова данных на самом деле занимают 10 бит для полной передачи. Следовательно, модем, способный передаваÑ
 ‚ÑŒ 300 бит в секунду, обычно может передавать только 30 7-битных слов, если используется Parity и присутствуют 
один бит Start и один бит Stop.
 
 Если используются 8-битные слова данных и биты чётности, скорость передачи данных снижается до 27,27 слов в секунду, так как теперь для передачи восьмибитных слов требуется 11 бит, а модем по-прежнему передаёт только 300 бит в секунду.
 
@@ -438,7 +438,7 @@ PC16550D::
 
 ==== NS16550AF и PC16550D — это одно и то же
 
-Компания National реорганизовала свою систему нумерации деталей несколько лет назад, и чип NS16550AFN больше не существует под этим названием. (Если у вас есть NS16550AFN, посмотрите на дату изготовления на корпусе — это четырехзначное число, обычно начинающееся с девятки. Первые две цифры обозначают год, а последние две — неделю года, когда чип был упакован. Если у вас есть NS16550AFN, скорее всего, он уже довольно старый.)
+Компания National реорганизовала свою систему нумерации деталей несколько лет назад, и чип NS16550AFN больше не существует под этим названием. (Если у вас есть NS16550AFN, посмотрите на дату изготовления на корпусе — это четырёхзначное число, обычно начинающееся с девятки. Первые две цифры обозначают год, а последние две — неделю года, когда чип был упакован. Если у вас есть NS16550AFN, скорее всего, он уже довольно старый.)
 
 Новые номера выглядят как PC16550DV, с незначительными отличиями в суффиксных буквах в зависимости от материала корпуса и его формы. (Описание системы нумерации можно найти ниже.)
 
@@ -487,7 +487,7 @@ PC16550D::
 
 Когда компания National Semiconductor разработала NS16550, она получила несколько патентов на эту конструкцию и также ограничила лицензирование, что затруднило для других производителей выпуск чипов с аналогичными характеристиками. В результате патентов обратно спроектированные конструкции и эмуляции должны были избегать нарушения пунктов, охватываемых патентами. Впоследствии эти копии почти никогда не работают точно так же, как NS16550A или PC16
 550D, которые являются компонентами, наиболее востребованными производителями компьютеров и модемов, но
 иногда они не готовы платить цену, необходимую для получения оригинальных деталей.
 
-Некоторые различия в клонах микросхем 16550A несущественны, в то время как другие могут полностью препятствовать использованию устройства с определенной операционной системой или драйвером. Эти различия могут проявиться при использовании других драйверов или при возникновении определенных комбинаций событий, которые не были хорошо протестированы или учтены в драйвере Windows(R). Это происходит потому, что большинство производителей Ð
 ¼Ð¾Ð´ÐµÐ¼Ð¾Ð² и клонов 16550 используют драйверы Microsoft из Windows(R) for Workgroups 3.11 и утилиту Microsoft(R) MS-DOS(R) в качестве осно
вных тестов на совместимость с NS16550A. Этот чрезмерно упрощенный критерий означает, что при использовании другой операционной системы могут возникнуть проблемы из-за тонких различий между клонами и оригинальными компонентами.
+Некоторые различия в клонах микросхем 16550A несущественны, в то время как другие могут полностью препятствовать использованию устройства с определённой операционной системой или драйвером. Эти различия могут проявиться при использовании других драйверов или при возникновении определённых комбинаций событий, которые не были хорошо протестированы или учтены в драйвере Windows(R). Это происходит потому, что большинство производителей Ð
 ¼Ð¾Ð´ÐµÐ¼Ð¾Ð² и клонов 16550 используют драйверы Microsoft из Windows(R) for Workgroups 3.11 и утилиту Microsoft(R) MS-DOS(R) в качестве осно
вных тестов на совместимость с NS16550A. Этот чрезмерно упрощенный критерий означает, что при использовании другой операционной системы могут возникнуть проблемы из-за тонких различий между клонами и оригинальными компонентами.
 
 National Semiconductor предоставила программу под названием COMTEST, которая выполняет тесты совместимости независимо от каких-либо драйверов ОС. Следует помнить, что цель такого типа программ — демонстрация недостатков в продуктах конкурентов, поэтому программа будет сообщать как о значительных, так и о крайне незначительных различиях в поведении тестируемого компонента.
 
@@ -540,7 +540,7 @@ National Semiconductor предоставила программу под наз
 На сегодняшний день автор данного документа не обнаружил ни одного не-National компонента, который бы показывал нулевые различия при использовании программы COMTEST. Также следует отметить, что у National было пять версий 16550 за эти годы, и новейшие компоненты ведут себя несколько иначе, чем классический NS16550AFN, который считается эталоном функциональности. COMTEST, по-видимому, закрывает глаза на различия внутри линейки продуктов National и не сообщаеÑ
 ‚ об ошибках в компонентах National (за исключением оригинальной 16550), даже когда существуют официальные errata
, описывающие ошибки в ревизиях A, B и C этих компонентов, поэтому эту предвзятость COMTEST необходимо учитывать.
 ====
 
-Важно понимать, что простое подсчитывание различий с COMTEST не дает полного представления о том, какие различия существенны, а какие нет. Например, около половины различий, обнаруженных в двух вышеупомянутых модемах с внутренними UART, были вызваны тем, что клоновые UART не поддерживают режимы пяти- и шестибитных символов. Настоящие UART 16550, 16450 и 8250 поддерживают эти режимы, и COMTEST проверяет их функциональность, поэтому фиксируется более пяти
 десяти различий. Однако почти ни один современный модем не поддерживает пяти- или шестибитные символы, 
особенно те, что обладают функциями коррекции ошибок и сжатия. Это означает, что различия, связанные с режимами пяти- и шестибитных символов, можно не учитывать.
+Важно понимать, что простое подсчитывание различий с COMTEST не даёт полного представления о том, какие различия существенны, а какие нет. Например, около половины различий, обнаруженных в двух вышеупомянутых модемах с внутренними UART, были вызваны тем, что клоновые UART не поддерживают режимы пяти- и шестибитных символов. Настоящие UART 16550, 16450 и 8250 поддерживают эти режимы, и COMTEST проверяет их функциональность, поэтому фиксируется более пяти
 десяти различий. Однако почти ни один современный модем не поддерживает пяти- или шестибитные символы, 
особенно те, что обладают функциями коррекции ошибок и сжатия. Это означает, что различия, связанные с режимами пяти- и шестибитных символов, можно не учитывать.
 
 Многие различия, о которых сообщает COMTEST, связаны с временными характеристиками. Во многих клонированных конструкциях, когда хост читает из одного порта, статусные биты в другом порте могут обновляться с иной скоростью (быстрее или медленнее), чем у _настоящего_ NS16550AFN, и COMTEST выявляет эти различия. Это означает, что количество различий может вводить в заблуждение: одно устройство может иметь всего одно или два различия, но они крайне кÑ
 €Ð¸Ñ‚ичны, тогда как другое устройство, обновляющее статусные регистры быстрее или медленнее эталонной ч
асти (что, вероятно, никогда не повлияет на работу правильно написанного драйвера), может иметь десятки зарегистрированных различий.
 
@@ -553,7 +553,7 @@ COMTEST можно использовать в качестве инструме
 Error (6)...Timeout interrupt failed: IIR = c1  LSR = 61
 ....
 
-=== 8250/16450/16550 Регистры
+=== Регистры 8250/16450/16550
 
 UART 8250/16450/16550 занимает восемь последовательных адресов портов ввода-вывода. В IBM PC определены два расположения для этих восьми портов, которые вместе известны как [.filename]#COM1# и [.filename]#COM2#. Производители PC-клонов и дополнительных карт создали два дополнительных области, известных как [.filename]#COM3# и [.filename]#COM4#, но эти дополнительные COM-порты конфликтуют с другим оборудованием на некоторых системах. Наиболее распространённый конфликт возникаÐ
 µÑ‚ с видеоадаптерами, обеспечивающими эмуляцию IBM 8514.
 
@@ -686,7 +686,7 @@ UART 8250/16450/1655 классифицирует события на четыр
 |Регистр состояния линии (LSR — Line Status Register) +
 Бит 7 -> Ошибка в FIFO приемника. На UART 8250/16450 этот бит равен нулю. Этот бит устанавливается в «1», когда любой из байтов в FIFO имеет одно или несколько из следующих условий ошибки: PE, FE или BI. +
 Бит 6 -> Передатчик пуст (TEMT). Когда установлен в «1», в FIFO передатчика или сдвиговом регистре передатчика не осталось слов. Передатчик полностью бездействует. +
-Бит 5 -> Регистр хранения передатчика пуст (THRE). Когда установлен в «1», в FIFO (или регистре хранения) теперь есть место для передачи как минимум одного дополнительного слова. Передатчик может все еще передавать данные, когда этот бит установлен в «1». +
+Бит 5 -> Регистр хранения передатчика пуст (THRE). Когда установлен в «1», в FIFO (или регистре хранения) теперь есть место для передачи как минимум одного дополнительного слова. Передатчик может все ещё передавать данные, когда этот бит установлен в «1». +
 Бит 4 -> Прерывание по Break (BI). Приемник обнаружил сигнал Break. +
 Бит 3 -> Ошибка кадрирования (FE). Обнаружен стартовый бит, но стоповый бит не появился в ожидаемое время. Принятое слово, вероятно, искажено. +
 Бит 2 -> Ошибка чётности (PE). Бит чётности для принятого слова был некорректен. +
@@ -722,7 +722,7 @@ TIL16660::
 Hayes ESP::
 Эта проприетарная внешняя карта содержит буфер передачи и приема размером 2048 байт и поддерживает скорость передачи данных до 230,4 Кбит/с. Произведено компанией Hayes.
 
-В дополнение к этим "простым" UART многие производители выпускают интеллектуальные платы для последовательной связи. Такой тип конструкции обычно включает микропроцессор, который взаимодействует с несколькими UART, обрабатывает и буферизует данные, а затем при необходимости уведомляет основной процессор ПК. Поскольку в такой системе связи UART не доступны напрямую процессору ПК, производителю не обязательно использовать UART, совместиÐ
 ¼Ñ‹Ðµ с 8250, 16450 или 16550. Это дает разработчику свободу выбора компонентов с лучшими характеристиками произÐ
²Ð¾Ð´Ð¸Ñ‚ельности.
+В дополнение к этим "простым" UART многие производители выпускают интеллектуальные платы для последовательной связи. Такой тип конструкции обычно включает микропроцессор, который взаимодействует с несколькими UART, обрабатывает и буферизует данные, а затем при необходимости уведомляет основной процессор ПК. Поскольку в такой системе связи UART не доступны напрямую процессору ПК, производителю не обязательно использовать UART, совместиÐ
 ¼Ñ‹Ðµ с 8250, 16450 или 16550. Это даёт разработчику свободу выбора компонентов с лучшими характеристиками произÐ
²Ð¾Ð´Ð¸Ñ‚ельности.
 
 [[sio]]
 == Настройка драйвера [.filename]#sio#
@@ -884,7 +884,7 @@ IRQ         2  3  4  5
 
 Показано, что порт A подключен для IRQ 5, а порт B — для IRQ 3. Столбцы IRQ на вашей конкретной плате могут отличаться — другие платы могут предоставлять перемычки для IRQ 3, 4, 5 и 7.
 
-Можно было бы сделать вывод, что подключение обоих портов к IRQ 3 с помощью самодельной перемычки, замыкающей все три точки соединения в колонке IRQ 3, решит проблему, но это не так. Невозможно дублировать IRQ 3, потому что выходные драйверы каждого UART соединены по схеме "монтажное И", и если один из UART управляет IRQ 3, выходной сигнал будет не таким, как ожидается. В зависимости от реализации платы расширения или материнской платы, линия IRQ 3 будÐ
 µÑ‚ постоянно находиться в высоком уровне или всегда оставаться низкой.
+Можно было бы сделать вывод, что подключение обоих портов к IRQ 3 с помощью самодельной перемычки, замыкающей все три точки соединения в колонке IRQ 3, решит проблему, но это не так. Невозможно дублировать IRQ 3, потому что выходные драйверы каждого UART соединены по схеме "монтажное И", и если один из UART управляет IRQ 3, выходной сигнал будет не таким как ожидается. В зависимости от реализации платы расширения или материнской платы, линия IRQ 3 буде
 т постоянно находиться в высоком уровне или всегда оставаться низкой.
 
 Вам необходимо разделить драйверы прерываний для двух UART, чтобы линия прерывания платы поднималась только тогда (и только тогда), когда один из UART вызывает прерывание, и оставалась низкой в противном случае. Решение было предложено Йоргом Вуншем mailto:[email protected][[email protected]]: припаять монтажную схему "монтажное ИЛИ", состоящую из двух диодов (предпочтительно германиевых или типа Шоттки) и резистора на 1 кОм. Вот схема, начиная с к
 онтактного поля 4x3 выше:
 
diff --git a/documentation/content/ru/articles/serial-uart/_index.po b/documentation/content/ru/articles/serial-uart/_index.po
index ab608b6c26..a0e7e0d534 100644
--- a/documentation/content/ru/articles/serial-uart/_index.po
+++ b/documentation/content/ru/articles/serial-uart/_index.po
@@ -1,12 +1,12 @@
 # SOME DESCRIPTIVE TITLE
 # Copyright (C) YEAR The FreeBSD Project
 # This file is distributed under the same license as the FreeBSD Documentation package.
-# Vladlen Popolitov <[email protected]>, 2025.
+# Vladlen Popolitov <[email protected]>, 2025, 2026.
 msgid ""
 msgstr ""
 "Project-Id-Version: FreeBSD Documentation VERSION\n"
 "POT-Creation-Date: 2025-11-08 16:17+0000\n"
-"PO-Revision-Date: 2025-11-12 04:45+0000\n"
+"PO-Revision-Date: 2026-03-09 04:45+0000\n"
 "Last-Translator: Vladlen Popolitov <[email protected]>\n"
 "Language-Team: Russian <https://translate-dev.freebsd.org/projects/"
 "documentation/articlesserial-uart_index/ru/>\n"
@@ -1408,7 +1408,7 @@ msgstr "Режим тестирования"
 #: documentation/content/en/articles/serial-uart/_index.adoc:408
 #, no-wrap
 msgid "Bits, Baud and Symbols"
-msgstr "Биты, Боды и Символы"
+msgstr "Биты, боды и символы"
 
 #. type: Plain text
 #: documentation/content/en/articles/serial-uart/_index.adoc:412
@@ -1435,7 +1435,7 @@ msgid ""
 "bit words if Parity is used and one Start and Stop bit are present."
 msgstr ""
 "Традиционно, скорость передачи (Baud Rate) представляет количество битов, "
-"фактически передаваемых по среде, а не объем данных, которые действительно "
+"фактически передаваемых по среде, а не объём данных, которые действительно "
 "перемещаются от одного устройства DTE к другому. Подсчет Baud включает "
 "служебные биты — Start, Stop и Parity, которые генерируются передающим UART "
 "и удаляются принимающим UART. Это означает, что 7-битные слова данных на "
@@ -1854,7 +1854,7 @@ msgstr ""
 "Компания National реорганизовала свою систему нумерации деталей несколько "
 "лет назад, и чип NS16550AFN больше не существует под этим названием. (Если у "
 "вас есть NS16550AFN, посмотрите на дату изготовления на корпусе — это "
-"четырехзначное число, обычно начинающееся с девятки. Первые две цифры "
+"четырёхзначное число, обычно начинающееся с девятки. Первые две цифры "
 "обозначают год, а последние две — неделю года, когда чип был упакован. Если "
 "у вас есть NS16550AFN, скорее всего, он уже довольно старый.)"
 
@@ -2108,9 +2108,9 @@ msgid ""
 msgstr ""
 "Некоторые различия в клонах микросхем 16550A несущественны, в то время как "
 "другие могут полностью препятствовать использованию устройства с "
-"определенной операционной системой или драйвером. Эти различия могут "
+"определённой операционной системой или драйвером. Эти различия могут "
 "проявиться при использовании других драйверов или при возникновении "
-"определенных комбинаций событий, которые не были хорошо протестированы или "
+"определённых комбинаций событий, которые не были хорошо протестированы или "
 "учтены в драйвере Windows(R). Это происходит потому, что большинство "
 "производителей модемов и клонов 16550 используют драйверы Microsoft из "
 "Windows(R) for Workgroups 3.11 и утилиту Microsoft(R) MS-DOS(R) в качестве "
@@ -2326,7 +2326,7 @@ msgid ""
 "error-correction and compression capabilities.  This means that the "
 "differences related to five- and six-bit character modes can be discounted."
 msgstr ""
-"Важно понимать, что простое подсчитывание различий с COMTEST не дает полного "
+"Важно понимать, что простое подсчитывание различий с COMTEST не даёт полного "
 "представления о том, какие различия существенны, а какие нет. Например, "
 "около половины различий, обнаруженных в двух вышеупомянутых модемах с "
 "внутренними UART, были вызваны тем, что клоновые UART не поддерживают режимы "
@@ -2395,7 +2395,7 @@ msgstr "Error (6)...Timeout interrupt failed: IIR = c1  LSR = 61\n"
 #: documentation/content/en/articles/serial-uart/_index.adoc:654
 #, no-wrap
 msgid "8250/16450/16550 Registers"
-msgstr "8250/16450/16550 Регистры"
+msgstr "Регистры 8250/16450/16550"
 
 #. type: Plain text
 #: documentation/content/en/articles/serial-uart/_index.adoc:660
@@ -2797,7 +2797,7 @@ msgstr ""
 "бездействует. +\n"
 "Бит 5 -> Регистр хранения передатчика пуст (THRE). Когда установлен в «1», в "
 "FIFO (или регистре хранения) теперь есть место для передачи как минимум "
-"одного дополнительного слова. Передатчик может все еще передавать данные, "
+"одного дополнительного слова. Передатчик может все ещё передавать данные, "
 "когда этот бит установлен в «1». +\n"
 "Бит 4 -> Прерывание по Break (BI). Приемник обнаружил сигнал Break. +\n"
 "Бит 3 -> Ошибка кадрирования (FE). Обнаружен стартовый бит, но стоповый бит "
@@ -2944,7 +2944,7 @@ msgstr ""
 "обрабатывает и буферизует данные, а затем при необходимости уведомляет "
 "основной процессор ПК. Поскольку в такой системе связи UART не доступны "
 "напрямую процессору ПК, производителю не обязательно использовать UART, "
-"совместимые с 8250, 16450 или 16550. Это дает разработчику свободу выбора "
+"совместимые с 8250, 16450 или 16550. Это даёт разработчику свободу выбора "
 "компонентов с лучшими характеристиками производительности."
 
 #. type: Title ==
@@ -3465,7 +3465,7 @@ msgstr ""
 "самодельной перемычки, замыкающей все три точки соединения в колонке IRQ 3, "
 "решит проблему, но это не так. Невозможно дублировать IRQ 3, потому что "
 "выходные драйверы каждого UART соединены по схеме \"монтажное И\", и если "
-"один из UART управляет IRQ 3, выходной сигнал будет не таким, как ожидается. "
+"один из UART управляет IRQ 3, выходной сигнал будет не таким как ожидается. "
 "В зависимости от реализации платы расширения или материнской платы, линия "
 "IRQ 3 будет постоянно находиться в высоком уровне или всегда оставаться "
 "низкой."
diff --git a/documentation/content/ru/articles/solid-state/_index.adoc b/documentation/content/ru/articles/solid-state/_index.adoc
index ee80d558a0..663594956a 100644
--- a/documentation/content/ru/articles/solid-state/_index.adoc
+++ b/documentation/content/ru/articles/solid-state/_index.adoc
@@ -46,7 +46,7 @@ endif::[]
 
 В этой статье описывается использование твердотельных дисковых устройств для создания встраиваемых систем на основе FreeBSD.
 
-Встраиваемые системы имеют преимущество в повышенной надёжности по причине отсутствия в них движущихся частей (жестких дисков). Однако, следует принять во внимание, что системе, как правило, доступно очень малое дисковое пространство и ограниченный объем запоминающего устройства.
+Встраиваемые системы имеют преимущество в повышенной надёжности по причине отсутствия в них движущихся частей (жёстких дисков). Однако, следует принять во внимание, что системе, как правило, доступно очень малое дисковое пространство и ограниченный объём запоминающего устройства.
 
 К отдельно рассматриваемым вопросам относятся типы и характеристики твердотельных носителей, подходящих для использования в качестве дисков во FreeBSD, параметры ядра, которые представляют интерес в таких условиях, механизмы [.filename]#rc.initdiskless#, автоматизирующие инициализацию таких систем и удовлетворяющие требованиям файловых систем, доступных только для чтения, а также построение файловых систем с нуля. Статья заканчивается описани
 ем некоторых общих стратегий для случаев малых систем FreeBSD и работ в режиме только для чтения.
 
@@ -57,7 +57,7 @@ toc::[]
 [[intro]]
 == Твердотельные дисковые устройства
 
-Эта статья будет ограничиваться рассмотрением твердотельных дисковых устройств, которые делаются на основе флеш-памяти. Флеш-память является твердотельным (здесь нет движущихся частей) запоминающим устройством, которое является энергонезависимым (данные остаются в памяти даже после отключения всех источников питания). Флеш-память может быть нечувствительной к сильным физическим воздействиям и достаточно быстра (решения на оснÐ
 ¾Ð²Ðµ флеш-памяти, описываемые в этой статье, гораздо медленнее, чем диски EIDE для операций записи, и горазд
о быстрее их в случае выполнения операций чтения). Одним из очень важных свойств флеш-памяти, различные варианты которого будут рассмотрены далее в этой статье, является то, что каждый сектор имеет ограниченные возможности по перезаписыванию. Вы можете только записывать, стирать и снова записывать на сектор флеш-памяти определенное количество раз до того, как сектор станет полностью неработоспособным. Хотя многие продукты на основÐ
 µ флеш-памяти автоматически перенаправляют испорченные блоки, а некоторые даже распределяют операции Ð
·Ð°Ð¿Ð¸ÑÐ¸ по всему модулю, фактом является наличие ограничения на количество операций записи, которые могут выполняться с устройством. Современные модули имеют характеристики от 1,000,000 до 10,000,000 циклов записи на сектор. Эти характеристики могут зависеть от температуры рабочей среды.
+Эта статья будет ограничиваться рассмотрением твердотельных дисковых устройств, которые делаются на основе флеш-памяти. Флеш-память является твердотельным (здесь нет движущихся частей) запоминающим устройством, которое является энергонезависимым (данные остаются в памяти даже после отключения всех источников питания). Флеш-память может быть нечувствительной к сильным физическим воздействиям и достаточно быстра (решения на оснÐ
 ¾Ð²Ðµ флеш-памяти, описываемые в этой статье, гораздо медленнее, чем диски EIDE для операций записи, и горазд
о быстрее их в случае выполнения операций чтения). Одним из очень важных свойств флеш-памяти, различные варианты которого будут рассмотрены далее в этой статье, является то, что каждый сектор имеет ограниченные возможности по перезаписыванию. Вы можете только записывать, стирать и снова записывать на сектор флеш-памяти определённое количество раз до того, как сектор станет полностью неработоспособным. Хотя многие продукты на основÐ
 µ флеш-памяти автоматически перенаправляют испорченные блоки, а некоторые даже распределяют операции Ð
·Ð°Ð¿Ð¸ÑÐ¸ по всему модулю, фактом является наличие ограничения на количество операций записи, которые могут выполняться с устройством. Современные модули имеют характеристики от 1,000,000 до 10,000,000 циклов записи на сектор. Эти характеристики могут зависеть от температуры рабочей среды.
 
 В частности, мы обсудим компактные модули флеш-памяти, совместимые со стандартом ATA, которые стали весьма популярными в качестве носителя данных для цифровых камер. Особый интерес представляет тот факт, что они соответствуют шине IDE по контактам и совместимы с набором команд ATA. Таким образом, при помощи очень простого и дешевого адаптера такие устройства могут подключаться непосредственно к шине IDE компьютера. Если поступить таким Ð
 ¾Ð±Ñ€Ð°Ð·Ð¾Ð¼, то такие операционные системы, как FreeBSD, распознают диск как обычный винчестер (весьма маленький).
 
@@ -68,7 +68,7 @@ toc::[]
 
 Для тех, кто создает встраиваемую систему FreeBSD, интерес представляют несколько параметров ядра.
 
-Все встраиваемые системы FreeBSD, которые используют флеш-память в качестве системного диска, заинтересованы в использовании дисков в памяти и файловых систем в памяти. Из-за ограниченного количества циклов записи, которые можно выполнить с флеш-памятью, диск и файловые системы на нем будут, скорее всего, монтироваться в режиме доступа только для чтения. В таком случае файловые системы типа [.filename]#/tmp# и [.filename]#/var# монтируются как файловы
 е системы в памяти для того, чтобы позволить системе создать журналы и обновить счетчики и временные фа
йлы. Файловые системы в памяти являются критическим компонентом успешной работы FreeBSD на твердотельных устройствах.
+Все встраиваемые системы FreeBSD, которые используют флеш-память в качестве системного диска, заинтересованы в использовании дисков в памяти и файловых систем в памяти. Из-за ограниченного количества циклов записи, которые можно выполнить с флеш-памятью, диск и файловые системы на нём будут, скорее всего, монтироваться в режиме доступа только для чтения. В таком случае файловые системы типа [.filename]#/tmp# и [.filename]#/var# монтируются как файловы
 е системы в памяти для того, чтобы позволить системе создать журналы и обновить счетчики и временные фа
йлы. Файловые системы в памяти являются критическим компонентом успешной работы FreeBSD на твердотельных устройствах.
 
 Вы должны удостовериться, что в конфигурационном файле вашего ядра присутствуют следующие строки:
 
@@ -82,7 +82,7 @@ options         MD_ROOT         # md device usable as a potential root device
 
 Инициализация встраиваемой системы FreeBSD после загрузки управляется [.filename]#/etc/rc.initdiskless#.
 
-[.filename]#/etc/rc.d/var# монтирует [.filename]#/var# как файловую систему в памяти, создает указываемый список каталогов в [.filename]#/var# при помощи команды man:mkdir[1], изменяет режимы доступа на некоторые из этих каталогов. В процессе выполнения [.filename]#/etc/rc.d/var# задействуется еще одна переменная [.filename]#rc.conf# - `varsize`. Скрипт [.filename]#/etc/rc.d/var# создает раздел [.filename]#/var# на основе значения этой переменной из [.filename]#rc.conf#:
+[.filename]#/etc/rc.d/var# монтирует [.filename]#/var# как файловую систему в памяти, создает указываемый список каталогов в [.filename]#/var# при помощи команды man:mkdir[1], изменяет режимы доступа на некоторые из этих каталогов. В процессе выполнения [.filename]#/etc/rc.d/var# задействуется ещё одна переменная [.filename]#rc.conf# - `varsize`. Скрипт [.filename]#/etc/rc.d/var# создает раздел [.filename]#/var# на основе значения этой переменной из [.filename]#rc.conf#:
 
 [.programlisting]
 ....
@@ -117,17 +117,17 @@ varsize=8192
 
 == Создание файловой системы с нуля
 
-Так как совместимые с ATA компактные флеш-карты распознаются во FreeBSD как обычные жесткие диски IDE, то теоретически вы можете установить FreeBSD по сети при помощи дискет kern и mfsroot или с компакт-диска.
+Так как совместимые с ATA компактные флеш-карты распознаются во FreeBSD как обычные жёсткие диски IDE, то теоретически вы можете установить FreeBSD по сети при помощи дискет kern и mfsroot или с компакт-диска.
 
 Однако даже маленькая установка FreeBSD при помощи обычных процедур установки может привести к созданию системы размером, превышающим 200 мегабайт. Так как большинство людей используют устройства флеш-памяти меньшего размера (128 мегабайт считается весьма большим - 32 или даже 16 мегабайт используются гораздо чаще), то установка обычным образом не подходит-просто на диске нет места даже для самой минимальной установки.
 
-Самым простым способом обойти это ограничение на объем является установка FreeBSD обычным образом на обычный жесткий диск. После окончания установки, обрежьте операционную систему до размера, который помещается на ваш флеш-носитель, а затем полностью заархивируйте файловую систему. Следующие шаги поведут вас через процесс подготовки части флеш-памяти для вашей заархивированной файловой системы. Запомните, что из-за того, что обычная
  установка не выполнялась, такие операции, как разбиение на разделы, разметка, создание файловой систем
ы и так далее должны быть выполнены вручную. Кроме дискет kern и mfsroot вам также нужно воспользоваться дискетой fixit.
+Самым простым способом обойти это ограничение на объём является установка FreeBSD обычным образом на обычный жёсткий диск. После окончания установки, обрежьте операционную систему до размера, который помещается на ваш флеш-носитель, а затем полностью заархивируйте файловую систему. Следующие шаги поведут вас через процесс подготовки части флеш-памяти для вашей заархивированной файловой системы. Запомните, что из-за того, что обычная
  установка не выполнялась, такие операции, как разбиение на разделы, разметка, создание файловой систем
ы и так далее должны быть выполнены вручную. Кроме дискет kern и mfsroot вам также нужно воспользоваться дискетой fixit.
 
 [.procedure]
 ====
 . Разбиение вашего флеш-носителя на разделы
 +
-После загрузки при помощи дискет kern и mfsroot, выберите пункт `custom` из меню установки. Из следующего пункта меню выберите `partition`. В меню работы с разделами вы должны удалить все существующие разделы при помощи клавиши kbd:[d]. После удаления всех имеющихся разделов создайте раздел при помощи клавиши kbd:[c] и согласитесь с предлагаемым по умолчанию размером раздела. Когда вы будете опрошены на предмет типа раздела, удостоверьтесь, что значение
  типа равно `165`. Теперь запишите эту таблицу разделов на диск, нажав клавишу kbd:[w] (на этом экране эта опци
я скрыта). Если вы используете компактную флеш-карту, совместимую с ATA, вы должны выбрать FreeBSD Boot Manager. Теперь нажмите клавишу kbd:[q] для выхода из меню работы с разделами. Должно быть выдано еще раз меню для выбора менеджера загрузки - повторите то, что вы выбирали ранее.
+После загрузки при помощи дискет kern и mfsroot, выберите пункт `custom` из меню установки. Из следующего пункта меню выберите `partition`. В меню работы с разделами вы должны удалить все существующие разделы при помощи клавиши kbd:[d]. После удаления всех имеющихся разделов создайте раздел при помощи клавиши kbd:[c] и согласитесь с предлагаемым по умолчанию размером раздела. Когда вы будете опрошены на предмет типа раздела, удостоверьтесь, что значение
  типа равно `165`. Теперь запишите эту таблицу разделов на диск, нажав клавишу kbd:[w] (на этом экране эта опци
я скрыта). Если вы используете компактную флеш-карту, совместимую с ATA, вы должны выбрать FreeBSD Boot Manager. Теперь нажмите клавишу kbd:[q] для выхода из меню работы с разделами. Должно быть выдано ещё раз меню для выбора менеджера загрузки - повторите то, что вы выбирали ранее.
 . Создание файловых систем на вашем устройстве флеш-памяти
 +
 Выйдите из меню установки custom, и из главного меню установки выберите пункт `fixit`. После входа в режим работы fixit, введите следующую команду:
@@ -169,7 +169,7 @@ a:      123456  0       4.2BSD  0       0
 # route add default 192.168.0.1
 ....
 +
-Теперь, когда машина находится в сети, перепишите ваш tar-файл. Здесь вы можете столкнуться с некоторой проблемой - если объем вашей флеш-памяти равен, к примеру, 128 мегабайтам, а ваш tar-файл превышает 64 мегабайта, то вы не можете одновременно разместить tar-файл на флеш-носителе и распаковать его - вам не хватит места. Одним из решений этой проблемы, если вы используете FTP, является распаковка файла во время его передачи по FTP. Если вы передаё
 те файл именно так, то вы никогда не получите на диске одновременно архивный файл и его содержимое:
+Теперь, когда машина находится в сети, перепишите ваш tar-файл. Здесь вы можете столкнуться с некоторой проблемой - если объём вашей флеш-памяти равен, к примеру, 128 мегабайтам, а ваш tar-файл превышает 64 мегабайта, то вы не можете одновременно разместить tar-файл на флеш-носителе и распаковать его - вам не хватит места. Одним из решений этой проблемы, если вы используете FTP, является распаковка файла во время его передачи по FTP. Если вы передаё
 те файл именно так, то вы никогда не получите на диске одновременно архивный файл и его содержимое:
 +
 [source, shell]
 ....
@@ -202,7 +202,7 @@ ftp> get tarfile.tar "| zcat | tar xvf -"
 
 === Cron
 
-Во время загрузки содержимое каталогa [.filename]#/var# формируется скриптом [.filename]#/etc/rc.d/var# используя данные из [.filename]#/etc/mtree/BSD.var.dist#, поэтому в нем создается несколько стандартных каталогов, в числе которых - [.filename]#cron#, [.filename]#cron/tabs#, [.filename]#at#.
+Во время загрузки содержимое каталогa [.filename]#/var# формируется скриптом [.filename]#/etc/rc.d/var# используя данные из [.filename]#/etc/mtree/BSD.var.dist#, поэтому в нём создается несколько стандартных каталогов, в числе которых - [.filename]#cron#, [.filename]#cron/tabs#, [.filename]#at#.
 
 Однако это не решает проблему с сохранением cron-таблиц между перезагрузками. Когда система перезагружается, то файловая система [.filename]#/var#, которая располагается в памяти, будет уничтожена, вместе со всеми cron-таблицами, которые вы могли там иметь. Поэтому одним из решений может стать создание cron-таблиц для пользователей, которым они нужны, монтирование вашей файловой системы [.filename]#/# в режиме чтения и записи, и копирование этих cron-табл
 иц в безопасное место, например, в [.filename]#/etc/tabs#, и последующее добавление строки в конец скрипта [.filename]#/e
tc/rc.initdiskless# для копирования этих cron-таблиц в каталог [.filename]#/var/cron/tabs# после его создания во время инициализации системы. Вам может также потребоваться добавить строку, которая изменяет режимы доступа и права на каталоги, которые вы создали, и на файлы, которые вы скопировали в скрипте [.filename]#/etc/rc.initdiskless#.
 
diff --git a/documentation/content/ru/articles/solid-state/_index.po b/documentation/content/ru/articles/solid-state/_index.po
index 3387b5de09..afa4125ead 100644
--- a/documentation/content/ru/articles/solid-state/_index.po
+++ b/documentation/content/ru/articles/solid-state/_index.po
@@ -6,7 +6,7 @@ msgid ""
 msgstr ""
 "Project-Id-Version: FreeBSD Documentation VERSION\n"
 "POT-Creation-Date: 2024-12-29 08:30-0500\n"
-"PO-Revision-Date: 2025-11-20 04:45+0000\n"
+"PO-Revision-Date: 2025-11-25 04:45+0000\n"
 "Last-Translator: Vladlen Popolitov <[email protected]>\n"
 "Language-Team: Russian <https://translate-dev.freebsd.org/projects/"
 "documentation/articlessolid-state_index/ru/>\n"
@@ -54,9 +54,9 @@ msgid ""
 "the storage medium."
 msgstr ""
 "Встраиваемые системы имеют преимущество в повышенной надёжности по причине "
-"отсутствия в них движущихся частей (жестких дисков). Однако, следует принять "
+"отсутствия в них движущихся частей (жёстких дисков). Однако, следует принять "
 "во внимание, что системе, как правило, доступно очень малое дисковое "
-"пространство и ограниченный объем запоминающего устройства."
+"пространство и ограниченный объём запоминающего устройства."
 
 #. type: Plain text
 #: documentation/content/en/articles/solid-state/_index.adoc:53
@@ -121,7 +121,7 @@ msgstr ""
 "чтения). Одним из очень важных свойств флеш-памяти, различные варианты "
 "которого будут рассмотрены далее в этой статье, является то, что каждый "
 "сектор имеет ограниченные возможности по перезаписыванию. Вы можете только "
-"записывать, стирать и снова записывать на сектор флеш-памяти определенное "
+"записывать, стирать и снова записывать на сектор флеш-памяти определённое "
 "количество раз до того, как сектор станет полностью неработоспособным. Хотя "
 "многие продукты на основе флеш-памяти автоматически перенаправляют "
 "испорченные блоки, а некоторые даже распределяют операции записи по всему "
@@ -190,7 +190,7 @@ msgstr ""
 "Все встраиваемые системы FreeBSD, которые используют флеш-память в качестве "
 "системного диска, заинтересованы в использовании дисков в памяти и файловых "
 "систем в памяти. Из-за ограниченного количества циклов записи, которые можно "
-"выполнить с флеш-памятью, диск и файловые системы на нем будут, скорее "
+"выполнить с флеш-памятью, диск и файловые системы на нём будут, скорее "
 "всего, монтироваться в режиме доступа только для чтения. В таком случае "
 "файловые системы типа [.filename]#/tmp# и [.filename]#/var# монтируются как "
 "файловые системы в памяти для того, чтобы позволить системе создать журналы "
@@ -244,7 +244,7 @@ msgstr ""
 "в памяти, создает указываемый список каталогов в [.filename]#/var# при "
 "помощи команды man:mkdir[1], изменяет режимы доступа на некоторые из этих "
 "каталогов. В процессе выполнения [.filename]#/etc/rc.d/var# задействуется "
-"еще одна переменная [.filename]#rc.conf# - `varsize`. Скрипт [.filename]#/"
+"ещё одна переменная [.filename]#rc.conf# - `varsize`. Скрипт [.filename]#/"
 "etc/rc.d/var# создает раздел [.filename]#/var# на основе значения этой "
 "переменной из [.filename]#rc.conf#:"
 
@@ -368,7 +368,7 @@ msgid ""
 "the kern and mfsroot floppies or from a CD."
 msgstr ""
 "Так как совместимые с ATA компактные флеш-карты распознаются во FreeBSD как "
-"обычные жесткие диски IDE, то теоретически вы можете установить FreeBSD по "
+"обычные жёсткие диски IDE, то теоретически вы можете установить FreeBSD по "
 "сети при помощи дискет kern и mfsroot или с компакт-диска."
 
 #. type: Plain text
@@ -401,8 +401,8 @@ msgid ""
 "to be performed by hand.  In addition to the kern and mfsroot floppy disks, "
 "you will also need to use the fixit floppy."
 msgstr ""
-"Самым простым способом обойти это ограничение на объем является установка "
-"FreeBSD обычным образом на обычный жесткий диск. После окончания установки, "
+"Самым простым способом обойти это ограничение на объём является установка "
+"FreeBSD обычным образом на обычный жёсткий диск. После окончания установки, "
 "обрежьте операционную систему до размера, который помещается на ваш флеш-"
 "носитель, а затем полностью заархивируйте файловую систему. Следующие шаги "
 "поведут вас через процесс подготовки части флеш-памяти для вашей "
@@ -442,7 +442,7 @@ msgstr ""
 "нажав клавишу kbd:[w] (на этом экране эта опция скрыта). Если вы используете "
 "компактную флеш-карту, совместимую с ATA, вы должны выбрать FreeBSD Boot "
 "Manager. Теперь нажмите клавишу kbd:[q] для выхода из меню работы с "
-"разделами. Должно быть выдано еще раз меню для выбора менеджера загрузки - "
+"разделами. Должно быть выдано ещё раз меню для выбора менеджера загрузки - "
 "повторите то, что вы выбирали ранее."
 
 #. type: delimited block = 4
@@ -556,7 +556,7 @@ msgid ""
 "file and the tar contents on your disk at the same time:"
 msgstr ""
 "Теперь, когда машина находится в сети, перепишите ваш tar-файл. Здесь вы "
-"можете столкнуться с некоторой проблемой - если объем вашей флеш-памяти "
+"можете столкнуться с некоторой проблемой - если объём вашей флеш-памяти "
 "равен, к примеру, 128 мегабайтам, а ваш tar-файл превышает 64 мегабайта, то "
 "вы не можете одновременно разместить tar-файл на флеш-носителе и распаковать "
 "его - вам не хватит места. Одним из решений этой проблемы, если вы "
@@ -658,7 +658,7 @@ msgid ""
 msgstr ""
 "Во время загрузки содержимое каталогa [.filename]#/var# формируется скриптом "
 "[.filename]#/etc/rc.d/var# используя данные из [.filename]#/etc/mtree/BSD.var"
-".dist#, поэтому в нем создается несколько стандартных каталогов, в числе "
+".dist#, поэтому в нём создается несколько стандартных каталогов, в числе "
 "которых - [.filename]#cron#, [.filename]#cron/tabs#, [.filename]#at#."
 
 #. type: delimited block = 4
diff --git a/documentation/content/ru/articles/vinum/_index.adoc b/documentation/content/ru/articles/vinum/_index.adoc
index b958205042..ddebec7ce0 100644
--- a/documentation/content/ru/articles/vinum/_index.adoc
+++ b/documentation/content/ru/articles/vinum/_index.adoc
@@ -118,7 +118,7 @@ image::vinum-striped.png[]
 .Организация `RAID`-5
 image::vinum-raid5-org.png[]
 
-По сравнению с зеркалированием, `RAID-5` имеет преимущество в виде значительно меньшего требуемого объема хранилища. Скорость чтения аналогична таковой при чередующейся организации, но скорость записи значительно ниже — примерно 25% от скорости чтения. Если один диск выходит из строя, массив может продолжать работу в деградировавшем режиме, при котором чтение с оставшихся доступных дисков продолжается в обычном режиме, а чтение с откÐ
 °Ð·Ð°Ð²ÑˆÐµÐ³Ð¾ диска пересчитывается из соответствующих блоков всех оставшихся дисков.
+По сравнению с зеркалированием, `RAID-5` имеет преимущество в виде значительно меньшего требуемого объёма хранилища. Скорость чтения аналогична таковой при чередующейся организации, но скорость записи значительно ниже — примерно 25% от скорости чтения. Если один диск выходит из строя, массив может продолжать работу в деградировавшем режиме, при котором чтение с оставшихся доступных дисков продолжается в обычном режиме, а чтение с откÐ
 °Ð·Ð°Ð²ÑˆÐµÐ³Ð¾ диска пересчитывается из соответствующих блоков всех оставшихся дисков.
 
 [[vinum-objects]]
 == Объекты [.filename]#vinum#
@@ -132,7 +132,7 @@ image::vinum-raid5-org.png[]
 
 Следующие разделы статьи описывают, каким образом эти объекты обеспечивают функциональность, требуемую для [.filename]#vinum#.
 
-=== Учет размера томов
+=== Учёт размера томов
 
 Плексы могут включать несколько поддисков, распределенных по всем дискам в конфигурации [.filename]#vinum#. В результате, размер отдельного диска не ограничивает размер плекса или тома.
 
@@ -363,7 +363,7 @@ image::vinum-raid10-vol.png[]
 [[vinum-object-naming]]
 == Именование объектов
 
-[.filename]#vinum# назначает стандартные имена для плексов и поддисков, хотя их можно изменить. Не рекомендуется изменять стандартные имена, так как это не дает значительных преимуществ и может вызвать путаницу.
+[.filename]#vinum# назначает стандартные имена для плексов и поддисков, хотя их можно изменить. Не рекомендуется изменять стандартные имена, так как это не даёт значительных преимуществ и может вызвать путаницу.
 
 Имена могут содержать любые непустые символы, но рекомендуется ограничиваться буквами, цифрами и символами подчёркивания. Имена томов, плексов и поддисков могут быть длиной до 64 символов, а имена дисков — до 32 символов.
 
@@ -573,7 +573,7 @@ Subdisk root.p1.s0:
 
 Можно заметить, что параметр `size` для поддельного раздела `a` совпадает с указанным выше значением, в то время как параметр `offset` представляет собой сумму смещения внутри раздела [.filename]#vinum# `h` и смещения этого раздела в устройстве или слайсе. Это стандартная настройка, необходимая для избежания проблемы, описанной в crossref:vinum[vinum-root-panic, Nothing Boots, the Bootstrap Panics]. Весь раздел `a` полностью находится внутри раздела `h`, содержащего все данные [.filename]#
 vinum# для этого устройства.
 
-В приведенном выше примере все устройство выделено под [.filename]#vinum#, и не осталось корневого раздела, существовавшего до [.filename]#vinum#.
+В приведённом выше примере все устройство выделено под [.filename]#vinum#, и не осталось корневого раздела, существовавшего до [.filename]#vinum#.
 
 === Устранение неполадок
 
@@ -583,7 +583,7 @@ Subdisk root.p1.s0:
 
 Если по какой-либо причине система не продолжает загрузку, процесс можно прервать, нажав kbd:[space] при появлении 10-секундного предупреждения. Переменную загрузчика `vinum.autostart` можно проверить, введя команду `show`, и изменить с помощью `set` или `unset`.
 
-Если модуль ядра [.filename]#vinum# еще не был в списке модулей для автоматической загрузки, введите `load geom_vinum`.
+Если модуль ядра [.filename]#vinum# ещё не был в списке модулей для автоматической загрузки, введите `load geom_vinum`.
 
 Когда всё готово, процесс загрузки можно продолжить, введя `boot -as`, где `-as` указывает ядру запросить корневую файловую систему для монтирования (`-a`) и остановить процесс загрузки в однопользовательском режиме (`-s`), при этом корневая файловая система монтируется в режиме только для чтения. Таким образом, даже если смонтирован только один слой многокомпонентного тома, не возникает риска несогласованности данных между слоями.
 
diff --git a/documentation/content/ru/articles/vinum/_index.po b/documentation/content/ru/articles/vinum/_index.po
index ed0dc23ab6..affce6fe8a 100644
--- a/documentation/content/ru/articles/vinum/_index.po
+++ b/documentation/content/ru/articles/vinum/_index.po
@@ -1,12 +1,12 @@
 # SOME DESCRIPTIVE TITLE
 # Copyright (C) YEAR The FreeBSD Project
 # This file is distributed under the same license as the FreeBSD Documentation package.
-# Vladlen Popolitov <[email protected]>, 2025.
+# Vladlen Popolitov <[email protected]>, 2025, 2026.
 msgid ""
 msgstr ""
 "Project-Id-Version: FreeBSD Documentation VERSION\n"
 "POT-Creation-Date: 2025-11-08 16:17+0000\n"
-"PO-Revision-Date: 2025-11-12 04:45+0000\n"
+"PO-Revision-Date: 2026-03-08 09:11+0000\n"
 "Last-Translator: Vladlen Popolitov <[email protected]>\n"
 "Language-Team: Russian <https://translate-dev.freebsd.org/projects/"
 "documentation/articlesvinum_index/ru/>\n"
@@ -430,7 +430,7 @@ msgid ""
 "from the corresponding block from all the remaining drives."
 msgstr ""
 "По сравнению с зеркалированием, `RAID-5` имеет преимущество в виде "
-"значительно меньшего требуемого объема хранилища. Скорость чтения аналогична "
+"значительно меньшего требуемого объёма хранилища. Скорость чтения аналогична "
 "таковой при чередующейся организации, но скорость записи значительно ниже — "
 "примерно 25% от скорости чтения. Если один диск выходит из строя, массив "
 "может продолжать работу в деградировавшем режиме, при котором чтение с "
@@ -526,7 +526,7 @@ msgstr ""
 #: documentation/content/en/articles/vinum/_index.adoc:176
 #, no-wrap
 msgid "Volume Size Considerations"
-msgstr "Учет размера томов"
+msgstr "Учёт размера томов"
 
 #. type: Plain text
 #: documentation/content/en/articles/vinum/_index.adoc:180
@@ -1324,7 +1324,7 @@ msgid ""
 msgstr ""
 "[.filename]#vinum# назначает стандартные имена для плексов и поддисков, хотя "
 "их можно изменить. Не рекомендуется изменять стандартные имена, так как это "
-"не дает значительных преимуществ и может вызвать путаницу."
+"не даёт значительных преимуществ и может вызвать путаницу."
 
 #. type: Plain text
 #: documentation/content/en/articles/vinum/_index.adoc:435
@@ -2092,7 +2092,7 @@ msgid ""
 "In the above example, the entire device is dedicated to [.filename]#vinum# "
 "and there is no leftover pre-[.filename]#vinum# root partition."
 msgstr ""
-"В приведенном выше примере все устройство выделено под [.filename]#vinum#, и "
+"В приведённом выше примере все устройство выделено под [.filename]#vinum#, и "
 "не осталось корневого раздела, существовавшего до [.filename]#vinum#."
 
 #. type: Title ===
@@ -2132,7 +2132,7 @@ msgid ""
 "If the [.filename]#vinum# kernel module was not yet in the list of modules "
 "to load automatically, type `load geom_vinum`."
 msgstr ""
-"Если модуль ядра [.filename]#vinum# еще не был в списке модулей для "
+"Если модуль ядра [.filename]#vinum# ещё не был в списке модулей для "
 "автоматической загрузки, введите `load geom_vinum`."
 
 #. type: Plain text
diff --git a/documentation/content/ru/articles/vm-design/_index.adoc b/documentation/content/ru/articles/vm-design/_index.adoc
index e0847dea68..d852955a4f 100644
--- a/documentation/content/ru/articles/vm-design/_index.adoc
+++ b/documentation/content/ru/articles/vm-design/_index.adoc
@@ -59,11 +59,11 @@ toc::[]
 [[introduction]]
 == Введение
 
-Перед тем, как перейти непосредственно к существующей архитектуре, потратим немного времени на рассмотрение вопроса о необходимости поддержки и модернизации любого длительно живущего кода. В мире программирования алгоритмы становятся более важными, чем код, и именно из-за академических корней BSD изначально большое внимание уделялось проработке алгоритмов. Внимание, уделенное архитектуре, в общем отражается на ясности и гибкости
  кода, который может быть достаточно легко изменен, расширен или с течением времени заменен. Хотя некотÐ
¾Ñ€Ñ‹Ðµ считают BSD "старой" операционной системой, те их нас, кто работает над ней, видят ее скорее системой со "зрелым" кодом с различными компонентами, которые были заменены, расширены или изменены современным кодом. Он развивается, и FreeBSD остается передовой системой, вне зависимости от того, насколько старой может быть часть кода. Это важное отличие, которое, к сожалению, не всеми понимается. Самой большой ошибкой, которую может допустить
  программист, является игнорирование истории, и это именно та ошибка, которую сделали многие другие сов
ременные операционные системы. Самым ярки примером здесь является Windows NT(R), и последствия ужасны. Linux также в некоторой степени совершил эту ошибку-достаточно, чтобы мы, люди BSD, по крайней мере по разу отпустили по этому поводу шутку. Проблема Linux заключается просто в отсутствии опыта и истории для сравнения идей, проблема, которая легко и быстро решается сообществом Linux точно так же, как она решается в сообществе BSD-постоянной работой н
 ад кодом. Разработчики Windows NT(R), с другой стороны, постоянно совершают те же самые ошибки, что были решенÑ
‹ в UNIX(R) десятки лет назад, а затем тратят годы на их устранение. Снова и снова. Есть несколько случаев "проработка архитектуры отсутствует" и "мы всегда правы, потому что так говорит наш отдел продаж". Я плохо переношу тех, кого не учит история.
+Перед тем, как перейти непосредственно к существующей архитектуре, потратим немного времени на рассмотрение вопроса о необходимости поддержки и модернизации любого длительно живущего кода. В мире программирования алгоритмы становятся более важными, чем код, и именно из-за академических корней BSD изначально большое внимание уделялось проработке алгоритмов. Внимание, уделенное архитектуре, в общем отражается на ясности и гибкости
  кода, который может быть достаточно легко изменен, расширен или с течением времени заменен. Хотя некотÐ
¾Ñ€Ñ‹Ðµ считают BSD "старой" операционной системой, те их нас, кто работает над ней, видят её скорее системой со "зрелым" кодом с различными компонентами, которые были заменены, расширены или изменены современным кодом. Он развивается, и FreeBSD остаётся передовой системой, вне зависимости от того, насколько старой может быть часть кода. Это важное отличие, которое, к сожалению, не всеми понимается. Самой большой ошибкой, которую может допустить
  программист, является игнорирование истории, и это именно та ошибка, которую сделали многие другие сов
ременные операционные системы. Самым ярки примером здесь является Windows NT(R), и последствия ужасны. Linux также в некоторой степени совершил эту ошибку-достаточно, чтобы мы, люди BSD, по крайней мере по разу отпустили по этому поводу шутку. Проблема Linux заключается просто в отсутствии опыта и истории для сравнения идей, проблема, которая легко и быстро решается сообществом Linux точно так же, как она решается в сообществе BSD-постоянной работой н
 ад кодом. Разработчики Windows NT(R), с другой стороны, постоянно совершают те же самые ошибки, что были решенÑ
‹ в UNIX(R) десятки лет назад, а затем тратят годы на их устранение. Снова и снова. Есть несколько случаев "проработка архитектуры отсутствует" и "мы всегда правы, потому что так говорит наш отдел продаж". Я плохо переношу тех, кого не учит история.
 
 Большинство очевидной сложности архитектуры FreeBSD, особенно в подсистеме VM/Swap, является прямым следствием того, что она решает серьезные проблемы с производительностью, которые проявляются при различных условиях. Эти проблемы вызваны не плохой проработкой алгоритмов, а возникают из окружающих факторов. В любом прямом сравнении между платформами эти проблемы проявляются, когда системные ресурсы начинают истощаться. Так как я описы
 ваю подсистему VM/Swap во FreeBSD, то читатель должен всегда иметь в виду два обстоятельства:
 
-. Самым важным аспектом при проектировании производительности является то, что называется "оптимизацией критического маршрута". Часто случается, что оптимизация производительности дает прирост объема кода ради того, чтобы критический маршрут работал быстрее.
+. Самым важным аспектом при проектировании производительности является то, что называется "оптимизацией критического маршрута". Часто случается, что оптимизация производительности даёт прирост объёма кода ради того, чтобы критический маршрут работал быстрее.
 . Четкость общей архитектуры оказывается лучше сильно оптимизированной архитектуры с течением времени. Когда как обобщенная архитектура может быть медленнее, чем оптимизированная архитектура, при первой реализации, при обобщенной архитектуре легче подстраиваться под изменяющиеся условия и чрезмерно оптимизированная архитектура оказывается непригодной.
 
 Любой код, который должен выжить и поддаваться поддержке годы, должен поэтому быть тщательно продуман с самого начала, даже если это стоит потери производительности. Двадцать лет назад были те, кто отстаивал преимущество программирования на языке ассемблера перед программированием на языке высокого уровня, потому что первый генерировал в десять раз более быстрый код. В наши дни ошибочность этого аргумента очевидна - можно провестÐ
 ¸ параллели с построением алгоритмов и обобщением кода.
@@ -71,11 +71,11 @@ toc::[]
 [[vm-objects]]
 == Объекты VM
 
-Лучше всего начать описание VM-системы FreeBSD с попытки взглянуть на нее с точки зрения пользовательского процесса. Каждый пользовательский процесс имеет единое, принадлежащее только ему и неразрывное адресное пространство VM, содержащее несколько типов объектов памяти. Эти объекты имеют различные характеристики. Код программы и ее данные являются единым файлом, отображаемым в память (это выполняющийся двоичный файл), однако код прог
 раммы доступен только для чтения, когда как данные программы размещаются в режиме копирования-при-запи
си. BSS программы представляет собой всего лишь выделенную область памяти, заполненную, если это требовалось, нулями, что называется обнулением страниц памяти по требованию. Отдельные файлы могут также отображаться в адресное пространство, именно так работают динамические библиотеки. Такие отображения требуют изменений, чтобы оставаться принадлежащими процессу, который их выполнил. Системный вызов fork добавляет переводит проблему 
 управления VM полностью в новую плоскость, вдобавок к уже имеющимся сложностям.
+Лучше всего начать описание VM-системы FreeBSD с попытки взглянуть на нее с точки зрения пользовательского процесса. Каждый пользовательский процесс имеет единое, принадлежащее только ему и неразрывное адресное пространство VM, содержащее несколько типов объектов памяти. Эти объекты имеют различные характеристики. Код программы и её данные являются единым файлом, отображаемым в память (это выполняющийся двоичный файл), однако код прог
 раммы доступен только для чтения, когда как данные программы размещаются в режиме копирования-при-запи
си. BSS программы представляет собой всего лишь выделенную область памяти, заполненную, если это требовалось, нулями, что называется обнулением страниц памяти по требованию. Отдельные файлы могут также отображаться в адресное пространство, именно так работают динамические библиотеки. Такие отображения требуют изменений, чтобы оставаться принадлежащими процессу, который их выполнил. Системный вызов fork добавляет переводит проблему 
 управления VM полностью в новую плоскость, вдобавок к уже имеющимся сложностям.
 
-Иллюстрирует сложность страница данных двоичной программы (которая является страницей копируемой-при-записи). Двоичная программа содержит секцию предварительно инициализированных данных, которая первоначально отображается непосредственно из файла программы. Когда программа загружается в Vm-пространство процесса, эта область сначала отображается в память и поддерживается бинарным файлом программы, позволяя VM-системе освобождÐ
 °Ñ‚ÑŒ/повторно использовать страницу, а потом загружать ее снова из бинарного файла. Однако в момент, когд
а процесс изменяет эти данные, VM-система должна сделать копию страницы, принадлежащую только этому процессу. Так как эта копия была изменена, то VM-система не может больше освобождать эту страницу, так как впоследствии ее невозможно будет восстановить.
+Иллюстрирует сложность страница данных двоичной программы (которая является страницей копируемой-при-записи). Двоичная программа содержит секцию предварительно инициализированных данных, которая первоначально отображается непосредственно из файла программы. Когда программа загружается в Vm-пространство процесса, эта область сначала отображается в память и поддерживается бинарным файлом программы, позволяя VM-системе освобождÐ
 °Ñ‚ÑŒ/повторно использовать страницу, а потом загружать её снова из бинарного файла. Однако в момент, когд
а процесс изменяет эти данные, VM-система должна сделать копию страницы, принадлежащую только этому процессу. Так как эта копия была изменена, то VM-система не может больше освобождать эту страницу, так как впоследствии её невозможно будет восстановить.
 
-Вы тут же заметите, что то, что сначала было простым отображением файла в память, становится гораздо более сложным предметом. Данные могут модифицироваться постранично, когда как отображение файла выполняется для многих страниц за раз. Сложность еще более увеличивается, когда процесс выполняет вызов fork. При этом порождаются два процесса-каждый со с собственным адресным пространством, включающим все изменения, выполненные исходным
  процессом до вызова функции `fork()`. Было бы глупо для VM-системы делать полную копию данных во время вызов
а `fork()`, так как весьма вероятно, что один из двух процессов будет нужен только для чтения из той страницы, что позволяет использование исходной страницы. То, что было страницей, принадлежащей только процессу, сделается снова страницей, копируемой при записи, так как каждый из процессов (и родитель, и потомок) полагают, что их собственные изменения после разветвления будут принадлежать только им, и не затронут родственный процесс.
+Вы тут же заметите, что то, что сначала было простым отображением файла в память, становится гораздо более сложным предметом. Данные могут модифицироваться постранично, когда как отображение файла выполняется для многих страниц за раз. Сложность ещё более увеличивается, когда процесс выполняет вызов fork. При этом порождаются два процесса-каждый со с собственным адресным пространством, включающим все изменения, выполненные исходным
  процессом до вызова функции `fork()`. Было бы глупо для VM-системы делать полную копию данных во время вызов
а `fork()`, так как весьма вероятно, что один из двух процессов будет нужен только для чтения из той страницы, что позволяет использование исходной страницы. То, что было страницей, принадлежащей только процессу, сделается снова страницей, копируемой при записи, так как каждый из процессов (и родитель, и потомок) полагают, что их собственные изменения после разветвления будут принадлежать только им, и не затронут родственный процесс.
 
 FreeBSD управляет всем этим при помощи многоуровневой модели VM-объектов. Исходный файл с двоичной программой переносится на самый нижний уровень объектов VM. Уровень страниц, копируемых при записи, находится выше него, и хранит те страницы, которые были скопированы из исходного файла. Если программа модифицирует страницы данных, относящиеся к исходному файлу, то система VM обнаруживает это и переносит копию этой страницы на более высоки
 й уровень. Когда процесс разветвляется, добавляются новые уровни VM-объектов. Это можно показать на прос
том примере. Функция `fork()` является общей операцией для всех систем *BSD, так что в этом примере будет рассматриваться программа, которая запускается, а затем разветвляется. Когда процесс запускается, VM-система создает некоторый уровень объектов, обозначим его A:
 
@@ -95,31 +95,31 @@ image::fig4.png[]
 
 В этом случае количество потомков B становится равным одному и все обращения к B теперь выполняются через C1. Это означает, что B и C1 могут быть объединены. Все страницы в B, которые также существуют и в C1, во время объединения из B удаляются. Таким образом, хотя оптимизация на предыдущем шаге может не делаться, мы можем восстановить мертвые страницы при окончании работы процессов или при вызове `exec()`.
 
-Такая модель создает некоторое количество потенциальных проблем. Первая, с которой вы можете столкнуться, заключается в сравнительно большой последовательности уровней объектов VM, на сканирование которых тратится время и память. Большое количество уровней может возникнуть, когда процессы разветвляются, а затем разветвляются еще раз (как порожденные, так и порождающие). Вторая проблема заключается в том, что вы можете столкнуться 
 с мертвыми, недоступными страницами глубоко в иерархии объектов VM. В нашем последнем примере если как р
одитель, так и потомок изменяют одну и ту же страницу, они оба получают собственные копии страницы, а исходная страница в B становится никому не доступной. такая страница в B может быть высвобождена.
+Такая модель создает некоторое количество потенциальных проблем. Первая, с которой вы можете столкнуться, заключается в сравнительно большой последовательности уровней объектов VM, на сканирование которых тратится время и память. Большое количество уровней может возникнуть, когда процессы разветвляются, а затем разветвляются ещё раз (как порожденные, так и порождающие). Вторая проблема заключается в том, что вы можете столкнуться 
 с мертвыми, недоступными страницами глубоко в иерархии объектов VM. В нашем последнем примере если как р
одитель, так и потомок изменяют одну и ту же страницу, они оба получают собственные копии страницы, а исходная страница в B становится никому не доступной. такая страница в B может быть высвобождена.
 
-FreeBSD решает проблему с глубиной вложенности с помощью приема оптимизации, который называется "All Shadowed Case". Этот случай возникает, если в C1 либо C2 возникает столько случаев копирования страниц при записи, что они полностью закрывают все страницы в B. Допустим, что такое произошло в C1. C1 может теперь полностью заменить B, так что вместо цепочек C1->B->A и C2->B->A мы теперь имеем цепочки C1->A и C2->B->A. Но посмотрите, что получается-теперь B имеет только
  одну ссылку (C2), так что мы можем объединить B и C2. В конечном итоге B будет полностью удален и мы имеем цеÐ
¿Ð¾Ñ‡ÐºÐ¸ C1->A и C2->A. Часто B будет содержать большое количество страниц, и ни C1, ни C2 не смогут полностью их заменить. Если мы снова породим процесс и создадим набор уровней D, при этом, однако, более вероятно, что один из уровней D постепенно сможет полностью заместить гораздо меньший набор данных, представленный C1 и C2. Та же самая оптимизация будет работать в любой точке графа и главным результатом этого является то, что даже на сильно загруже
 нной машине с множеством порождаемых процессов стеки объектов VM не часто бывают глубже четырех уровнеÐ
¹. Это так как для порождающего, так и для порожденного процессов, и остается в силе как в случае, когда ветвление делает родитель, так и в случае, когда ветвление выполняет потомок.
+FreeBSD решает проблему с глубиной вложенности с помощью приема оптимизации, который называется "All Shadowed Case". Этот случай возникает, если в C1 либо C2 возникает столько случаев копирования страниц при записи, что они полностью закрывают все страницы в B. Допустим, что такое произошло в C1. C1 может теперь полностью заменить B, так что вместо цепочек C1->B->A и C2->B->A мы теперь имеем цепочки C1->A и C2->B->A. Но посмотрите, что получается-теперь B имеет только
  одну ссылку (C2), так что мы можем объединить B и C2. В конечном итоге B будет полностью удален и мы имеем цеÐ
¿Ð¾Ñ‡ÐºÐ¸ C1->A и C2->A. Часто B будет содержать большое количество страниц, и ни C1, ни C2 не смогут полностью их заменить. Если мы снова породим процесс и создадим набор уровней D, при этом, однако, более вероятно, что один из уровней D постепенно сможет полностью заместить гораздо меньший набор данных, представленный C1 и C2. Та же самая оптимизация будет работать в любой точке графа и главным результатом этого является то, что даже на сильно загруже
 нной машине с множеством порождаемых процессов стеки объектов VM не часто бывают глубже четырёх уровнеÐ
¹. Это так как для порождающего, так и для порожденного процессов, и остаётся в силе как в случае, когда ветвление делает родитель, так и в случае, когда ветвление выполняет потомок.
 
-Проблема с мертвой страницей все еще имеет место, когда C1 или C2 не полностью перекрывают B. Из-за других применяемых нами методов оптимизации этот случай не представляет большой проблемы и мы просто позволяем таким страницам существовать. Если система испытывает нехватку оперативной памяти, она выполняет их выгрузку в область подкачки, что занимает некоторое пространство в области подкачки, но это все.
+Проблема с мертвой страницей все ещё имеет место, когда C1 или C2 не полностью перекрывают B. Из-за других применяемых нами методов оптимизации этот случай не представляет большой проблемы и мы просто позволяем таким страницам существовать. Если система испытывает нехватку оперативной памяти, она выполняет их выгрузку в область подкачки, что занимает некоторое пространство в области подкачки, но это все.
 
 Преимущество модели VM-объектов заключается в очень быстром выполнении функции `fork()`, так как при этом не выполняется реального копирования данных. Минусом этого подхода является то, что вы можете построить сравнительно сложную иерархию объектов VM, которая несколько замедляет обработку ситуаций отсутствия страниц памяти, и к тому же тратится память на управление структурами объектов VM. Приемы оптимизации, применяемые во FreeBSD, позво
 ляют снизить значимость этих проблем до степени, когда их можно без особых потерь игнорировать.
 
 [[swap-layers]]
 == Уровни области подкачки
 
-Страницы с собственными данными первоначально являются страницами, копируемыми при записи или заполняемыми нулями. Когда выполняется изменение, и, соответственно, копирование, начальное хранилище объекта (обычно файл) не может больше использоваться для хранения копии страницы, когда VM-системе нужно использовать ее повторно для других целей. В этот момент на помощь приходит область подкачки. Область подкачки выделяется для органи
 зации хранилища памяти, которая иначе не может быть доступна. FreeBSD создает структуру управления подкачÐ
ºÐ¾Ð¹ для объекта VM, только когда это действительно нужно. Однако структура управления подкачкой исторически имела некоторые проблемы:
+Страницы с собственными данными первоначально являются страницами, копируемыми при записи или заполняемыми нулями. Когда выполняется изменение, и, соответственно, копирование, начальное хранилище объекта (обычно файл) не может больше использоваться для хранения копии страницы, когда VM-системе нужно использовать её повторно для других целей. В этот момент на помощь приходит область подкачки. Область подкачки выделяется для органи
 зации хранилища памяти, которая иначе не может быть доступна. FreeBSD создает структуру управления подкачÐ
ºÐ¾Ð¹ для объекта VM, только когда это действительно нужно. Однако структура управления подкачкой исторически имела некоторые проблемы:
 
-* Во FreeBSD 3.X в структуре управления областью подкачки предварительно выделяется массив, который представляет целый объект, требующий хранения в области подкачки-даже если только несколько страниц этого объекта хранятся в области подкачки. Это создает проблему фрагментации памяти ядра в случае, когда в память отображаются большие объекты или когда ветвятся процессы, занимающие большой объем памяти при работе (RSS).
-* Также для отслеживания памяти подкачки в памяти ядра поддерживается "список дыр", и он также несколько фрагментирован. Так как "список дыр" является последовательным списком, то производительность при распределении и высвобождении памяти в области подкачки неоптимально и ее сложность зависит от количества страниц как O(n).
+* Во FreeBSD 3.X в структуре управления областью подкачки предварительно выделяется массив, который представляет целый объект, требующий хранения в области подкачки-даже если только несколько страниц этого объекта хранятся в области подкачки. Это создает проблему фрагментации памяти ядра в случае, когда в память отображаются большие объекты или когда ветвятся процессы, занимающие большой объём памяти при работе (RSS).
+* Также для отслеживания памяти подкачки в памяти ядра поддерживается "список дыр", и он также несколько фрагментирован. Так как "список дыр" является последовательным списком, то производительность при распределении и высвобождении памяти в области подкачки неоптимально и её сложность зависит от количества страниц как O(n).
 * Также в процессе высвобождения памяти в области подкачки требуется выделение памяти в ядре, и это приводит к проблемам блокировки при недостатке памяти.
-* Проблема еще более обостряется из-за дыр, создаваемых по чередующемуся алгоритму.
+* Проблема ещё более обостряется из-за дыр, создаваемых по чередующемуся алгоритму.
 * Кроме того, список распределения блоков в области подкачки легко оказывается фрагментированным, что приводит к распределению непоследовательных областей.
 * Память ядра также должна распределяться по ходу работы для дополнительных структур по управлению областью подкачки при выгрузке страниц памяти в эту область.
 
 Очевидно, что мест для усовершенствований предостаточно. Во FreeBSD 4.X подсистема управления областью подкачки была полностью переписана мною:
 
-* Структуры управления областью подкачки распределяются при помощи хэш-таблицы, а не через линейный массив, что дает им фиксированный размер при распределении и работу с гораздо меньшими структурами.
+* Структуры управления областью подкачки распределяются при помощи хэш-таблицы, а не через линейный массив, что даёт им фиксированный размер при распределении и работу с гораздо меньшими структурами.
 * Вместо того, чтобы использовать однонаправленный связный список для отслеживания выделения пространства в области подкачки, теперь используется побитовая карта блоков области подкачки, выполненная в основном в виде древовидной структуры с информацией о свободном пространстве, находящейся в узлах структур. Это приводит к тому, что выделение и высвобождение памяти в области подкачки становится операцией сложности O(1).
-* Все дерево также распределяется заранее для того, чтобы избежать распределения памяти ядра во время операций с областью подкачки при критически малом объеме свободной памяти. В конце концов, система обращается к области подкачки при нехватке памяти, так что мы должны избежать распределения памяти ядра в такие моменты для избежания потенциальных блокировок.
+* Все дерево также распределяется заранее для того, чтобы избежать распределения памяти ядра во время операций с областью подкачки при критически малом объёме свободной памяти. В конце концов, система обращается к области подкачки при нехватке памяти, так что мы должны избежать распределения памяти ядра в такие моменты для избежания потенциальных блокировок.
 * Для уменьшения фрагментации дерево может распределять большой последовательный кусок за раз, пропуская меньшие фрагментированные области.
 
 Я не сделал последний шаг к заведению "указателя на распределение", который будет передвигаться по участку области подкачки при выделении памяти для обеспечения в будущем распределения последовательных участков, или по крайней мере местоположения ссылки, но я убежден, что это может быть сделано.
@@ -135,25 +135,25 @@ FreeBSD решает проблему с глубиной вложенности
 
 В любом случае, бит использования страницы очищается, и в некоторый более поздний момент VM-система обращается к странице снова и обнаруживает, что этот бит установлен. Это указывает на то, что страница активно используется. Периодически проверяя этот бит, накапливается история использования (в виде счетчика) физической страницы. Когда позже VM-системе требуется высвободить некоторые страницы, проверка истории выступает указателем Ð
 ¿Ñ€Ð¸ определении наиболее вероятной кандидатуры для повторного использования.
 
-Для тех платформ, что не имеют этой возможности, система эмулирует этот бит. Она снимает отображение или защищает страницу, что приводит к ошибке доступа к странице, если к странице выполняется повторное обращение. При возникновении этой ошибки система просто помечает страницу как используемую и снимает защиту со страницы, так что она может использоваться. Хотя использование такого приема только для определения использования стра
 ницы весьма накладно, это выгоднее, чем повторно использовать страницу для других целей и обнаружить, ч
то она снова нужна процессу и подгружать ее с диска.
+Для тех платформ, что не имеют этой возможности, система эмулирует этот бит. Она снимает отображение или защищает страницу, что приводит к ошибке доступа к странице, если к странице выполняется повторное обращение. При возникновении этой ошибки система просто помечает страницу как используемую и снимает защиту со страницы, так что она может использоваться. Хотя использование такого приема только для определения использования стра
 ницы весьма накладно, это выгоднее, чем повторно использовать страницу для других целей и обнаружить, ч
то она снова нужна процессу и подгружать её с диска.
 
-FreeBSD использует несколько очередей страниц для обновления выбора страниц для повторного использования, а также для определения того, когда же грязные страницы должны быть сброшены в хранилище. Так как таблицы страниц во FreeBSD являются динамическими объектами, практически ничего не стоит вырезать страницу из адресного пространства любого использующего ее процесса. После того, как подходящая страница, на основе счетчика использован
 ия, выбрана, именно это и выполняется. Система должна отличать между чистыми страницами, которые теорет
ически могут быть высвобождены в любое время, и грязными страницами, которые сначала должны быть переписаны в хранилище перед тем, как их можно будет использовать повторно. После нахождения подходящей страницы она перемещается в неактивную очередь, если она является грязной, или в очередь кэша, если она чистая. Отдельный алгоритм, основывающийся на отношении количества грязных страниц к чистым, определяет, когда грязные страницы в Ð
 ½ÐµÐ°ÐºÑ‚ивной очереди должны быть сброшены на диск. Когда это выполнится, сброшенные страницы перемещаютс
я из неактивной очереди в очередь кэша. В этот момент страницы в очереди кэша могут быть повторно активизированы VM со сравнительно малыми накладными расходами. Однако страницы в очереди кэша предполагается "высвобождать немедленно" и повторно использовать в LRU-порядке (меньше всего используемый), когда системе потребуется выделение дополнительной памяти.
+FreeBSD использует несколько очередей страниц для обновления выбора страниц для повторного использования, а также для определения того, когда же грязные страницы должны быть сброшены в хранилище. Так как таблицы страниц во FreeBSD являются динамическими объектами, практически ничего не стоит вырезать страницу из адресного пространства любого использующего её процесса. После того, как подходящая страница, на основе счетчика использован
 ия, выбрана, именно это и выполняется. Система должна отличать между чистыми страницами, которые теорет
ически могут быть высвобождены в любое время, и грязными страницами, которые сначала должны быть переписаны в хранилище перед тем, как их можно будет использовать повторно. После нахождения подходящей страницы она перемещается в неактивную очередь, если она является грязной, или в очередь кэша, если она чистая. Отдельный алгоритм, основывающийся на отношении количества грязных страниц к чистым, определяет, когда грязные страницы в Ð
 ½ÐµÐ°ÐºÑ‚ивной очереди должны быть сброшены на диск. Когда это выполнится, сброшенные страницы перемещаютс
я из неактивной очереди в очередь кэша. В этот момент страницы в очереди кэша могут быть повторно активизированы VM со сравнительно малыми накладными расходами. Однако страницы в очереди кэша предполагается "высвобождать немедленно" и повторно использовать в LRU-порядке (меньше всего используемый), когда системе потребуется выделение дополнительной памяти.
 
 Стоит отметить, что во FreeBSD VM-система пытается разделить чистые и грязные страницы во избежание срочной необходимости в ненужных сбросах грязных страниц (что отражается на пропускной способности ввода/вывода) и не перемещает беспричинно страницы между разными очередями, когда подсистема управления памятью не испытывает нехватку ресурсов. Вот почему вы можете видеть, что при выполнении команды `systat -vm` в некоторых системах значение
  счетчика очереди кэша мало, а счетчик активной очереди большой. При повышении нагрузки на VM-систему онÐ
° прилагает большие усилия на поддержку различных очередей страниц в соотношениях, которые являются наиболее эффективными.
 
-Годами ходили современные легенды, что Linux выполняет работу по предотвращению выгрузки на диск лучше, чем FreeBSD, но это не так. На самом деле FreeBSD старается сбросить на диск неиспользуемые страницы для освобождения места под дисковый кэш, когда как Linux хранит неиспользуемые страницы в памяти и оставляет под кэш и страницы процессов меньше памяти. Я не знаю, остается ли это правдой на сегодняшний день.
+Годами ходили современные легенды, что Linux выполняет работу по предотвращению выгрузки на диск лучше, чем FreeBSD, но это не так. На самом деле FreeBSD старается сбросить на диск неиспользуемые страницы для освобождения места под дисковый кэш, когда как Linux хранит неиспользуемые страницы в памяти и оставляет под кэш и страницы процессов меньше памяти. Я не знаю, остаётся ли это правдой на сегодняшний день.
 
 [[prefault-optimizations]]
 == Оптимизация ошибок доступа к страницам и их обнуления
 
-Полагая, что ошибка доступа к странице памяти в VM не является операцией с большими накладными расходами, если страница уже находится в основной памяти и может быть просто отображена в адресное пространство процесса, может оказаться, что это станет весьма накладно, если их будет оказываться регулярно много. Хорошим примером этой ситуации является запуск таких программ, как man:ls[1] или man:ps[1], снова и снова. Если бинарный файл программы о
 тображен в память, но не отображен в таблицу страниц, то все страницы, к которым обращалась программа, оÐ
ºÐ°Ð¶ÑƒÑ‚ся недоступными при каждом запуске программы. Это не так уж необходимо, если эти страницы уже присутствуют в кэше VM, так что FreeBSD будет пытаться восстанавливать таблицы страниц процесса из тех страниц, что уже располагаются в VM-кэше. Однако во FreeBSD пока не выполняется предварительное копирование при записи определенных страниц при выполнении вызова exec. Например, если вы запускаете программу man:ls[1] одновременно с работающей `vmstat 1`,
  то заметите, что она всегда выдает некоторое количество ошибок доступа к страницам, даже когда вы запуÑ
ÐºÐ°ÐµÑ‚е ее снова и снова. Это ошибки заполнения нулями, а не ошибки кода программы (которые уже были обработаны). Предварительное копирование страниц при выполнении вызовов exec или fork находятся в области, требующей более тщательного изучения.
+Полагая, что ошибка доступа к странице памяти в VM не является операцией с большими накладными расходами, если страница уже находится в основной памяти и может быть просто отображена в адресное пространство процесса, может оказаться, что это станет весьма накладно, если их будет оказываться регулярно много. Хорошим примером этой ситуации является запуск таких программ, как man:ls[1] или man:ps[1], снова и снова. Если бинарный файл программы о
 тображен в память, но не отображен в таблицу страниц, то все страницы, к которым обращалась программа, оÐ
ºÐ°Ð¶ÑƒÑ‚ся недоступными при каждом запуске программы. Это не так уж необходимо, если эти страницы уже присутствуют в кэше VM, так что FreeBSD будет пытаться восстанавливать таблицы страниц процесса из тех страниц, что уже располагаются в VM-кэше. Однако во FreeBSD пока не выполняется предварительное копирование при записи определённых страниц при выполнении вызова exec. Например, если вы запускаете программу man:ls[1] одновременно с работающей `vmstat 1`,
  то заметите, что она всегда выдает некоторое количество ошибок доступа к страницам, даже когда вы запуÑ
ÐºÐ°ÐµÑ‚е её снова и снова. Это ошибки заполнения нулями, а не ошибки кода программы (которые уже были обработаны). Предварительное копирование страниц при выполнении вызовов exec или fork находятся в области, требующей более тщательного изучения.
 
-Большой процент ошибок доступа к страницам, относится к ошибкам при заполнении нулями. Вы можете обычно видеть это, просматривая вывод команды `vmstat -s`. Это происходит, когда процесс обращается к страницам в своей области BSS. Область BSS предполагается изначально заполненной нулями, но VM-система не заботится о выделении памяти до тех пор, пока процесс реально к ней не обратится. При возникновении ошибки VM-система должна не только выделиÑ
 ‚ÑŒ новую страницу, но и заполнить ее нулями. Для оптимизации операции по заполнению нулями в системе VM иÐ
¼ÐµÐµÑ‚ся возможность предварительно обнулять страницы и помечать их, и запрашивать уже обнуленные страницы при возникновении ошибок заполнения нулями. Предварительное заполнение нулями происходит, когда CPU простаивает, однако количество страниц, которые система заранее заполняет нулями, ограничено, для того, чтобы не переполнить кэши памяти. Это прекрасный пример добавления сложности в VM-систему ради оптимизации критического пути.
 
+Большой процент ошибок доступа к страницам, относится к ошибкам при заполнении нулями. Вы можете обычно видеть это, просматривая вывод команды `vmstat -s`. Это происходит, когда процесс обращается к страницам в своей области BSS. Область BSS предполагается изначально заполненной нулями, но VM-система не заботится о выделении памяти до тех пор, пока процесс реально к ней не обратится. При возникновении ошибки VM-система должна не только выделиÑ
 ‚ÑŒ новую страницу, но и заполнить её нулями. Для оптимизации операции по заполнению нулями в системе VM иÐ
¼ÐµÐµÑ‚ся возможность предварительно обнулять страницы и помечать их, и запрашивать уже обнуленные страницы при возникновении ошибок заполнения нулями. Предварительное заполнение нулями происходит, когда CPU простаивает, однако количество страниц, которые система заранее заполняет нулями, ограничено, для того, чтобы не переполнить кэши памяти. Это прекрасный пример добавления сложности в VM-систему ради оптимизации критического пути.
 
 
 [[page-table-optimizations]]
 == Оптимизация таблицы страниц
 
-Оптимизация таблицы страниц составляет самую содержательную часть архитектуры VM во FreeBSD и она проявляется при появлении нагрузки при значительном использовании `mmap()`. Я думаю, что это на самом деле особенность работы большинства BSD-систем, хотя я не уверен, когда это проявилось впервые. Есть два основных подхода к оптимизации. Первый заключается в том, что аппаратные таблицы страниц не содержат постоянного состояния, а вместо этого Ð
 ¼Ð¾Ð³ÑƒÑ‚ быть сброшены в любой момент с малыми накладными расходами. Второй подход состоит в том, что кажда
я активная таблица страниц в системе имеет управляющую структуру `pv_entry`, которая связана в структуру `vm_page`. FreeBSD может просто просматривать эти отображения, которые существуют, когда как в Linux должны проверяться все таблицы страниц, которые _могут_ содержать нужное отображение, что в некоторых ситуация дает увеличение сложности O(n^2). Из-за того, что FreeBSD стремится выбрать наиболее подходящую к повторному использованию или сбросу в обла
 сть подкачки страницу, когда ощущается нехватка памяти, система дает лучшую производительность при наÐ
³Ñ€ÑƒÐ·ÐºÐµ. Однако во FreeBSD требуется тонкая настройка ядра для соответствия ситуациям с большим совместно используемым адресным пространством, которые могут случиться в системе, обслуживающей сервер телеконференций, потому что структуры `pv_entry` могут оказаться исчерпанными.
+Оптимизация таблицы страниц составляет самую содержательную часть архитектуры VM во FreeBSD и она проявляется при появлении нагрузки при значительном использовании `mmap()`. Я думаю, что это на самом деле особенность работы большинства BSD-систем, хотя я не уверен, когда это проявилось впервые. Есть два основных подхода к оптимизации. Первый заключается в том, что аппаратные таблицы страниц не содержат постоянного состояния, а вместо этого Ð
 ¼Ð¾Ð³ÑƒÑ‚ быть сброшены в любой момент с малыми накладными расходами. Второй подход состоит в том, что кажда
я активная таблица страниц в системе имеет управляющую структуру `pv_entry`, которая связана в структуру `vm_page`. FreeBSD может просто просматривать эти отображения, которые существуют, когда как в Linux должны проверяться все таблицы страниц, которые _могут_ содержать нужное отображение, что в некоторых ситуация даёт увеличение сложности O(n^2). Из-за того, что FreeBSD стремится выбрать наиболее подходящую к повторному использованию или сбросу в обла
 сть подкачки страницу, когда ощущается нехватка памяти, система даёт лучшую производительность при наÐ
³Ñ€ÑƒÐ·ÐºÐµ. Однако во FreeBSD требуется тонкая настройка ядра для соответствия ситуациям с большим совместно используемым адресным пространством, которые могут случиться в системе, обслуживающей сервер телеконференций, потому что структуры `pv_entry` могут оказаться исчерпанными.
 
 И в Linux, и во FreeBSD требуются доработки в этой области. FreeBSD пытается максимизировать преимущества от потенциально редко применяемой модели активного отображения (к примеру, не всем процессам нужно отображать все страницы динамической библиотеки), когда как Linux пытается упростить свои алгоритмы. FreeBSD имеет здесь общее преимущество в производительности за счет использования дополнительной памяти, но FreeBSD выглядит хуже в случае, когда Ð
 ±Ð¾Ð»ÑŒÑˆÐ¾Ð¹ файл совместно используется сотнями процессов. Linux, с другой стороны, выглядит хуже в случае, коÐ
³Ð´Ð° много процессов частично используют одну и ту же динамическую библиотеку, а также работает неоптимально при попытке определить, может ли страница повторно использоваться, или нет.
 
@@ -167,19 +167,19 @@ FreeBSD использует несколько очередей страниц
 
 === Что это за алгоритм чередования, который вы упоминали в списке недостатков подсистемы управления разделом подкачки во FreeBSD 3.X?
 
-FreeBSD использует в области подкачки механизм чередования, с индексом по умолчанию, равным четырем. Это означает, что FreeBSD резервирует пространство для четырех областей подкачки, даже если у вас имеется всего лишь одна, две или три области. Так как в области подкачки имеется чередование, то линейное адресное пространство, представляющее "четыре области подкачки", будет фрагментироваться, если у вас нет на самом деле четырех областей поÐ
 ´ÐºÐ°Ñ‡ÐºÐ¸. Например, если у вас две области A и B, то представление адресного пространства для этой области п
одкачки во FreeBSD будет организовано с чередованием блоков из 16 страниц:
+FreeBSD использует в области подкачки механизм чередования, с индексом по умолчанию, равным четырем. Это означает, что FreeBSD резервирует пространство для четырёх областей подкачки, даже если у вас имеется всего лишь одна, две или три области. Так как в области подкачки имеется чередование, то линейное адресное пространство, представляющее "четыре области подкачки", будет фрагментироваться, если у вас нет на самом деле четырёх областей поÐ
 ´ÐºÐ°Ñ‡ÐºÐ¸. Например, если у вас две области A и B, то представление адресного пространства для этой области п
одкачки во FreeBSD будет организовано с чередованием блоков из 16 страниц:
 
 ....
 A B C D A B C D A B C D A B C D
 ....
 
-FreeBSD 3.X использует "последовательный список свободных областей" для управления свободными областями в разделе подкачки. Идея состоит в том, что большие последовательные блоки свободного пространства могут быть представлены при помощи узла односвязного списка ([.filename]#kern/subr_rlist.c#). Но из-за фрагментации последовательный список сам становится фрагментированным. В примере выше полностью неиспользуемое пространство в A и B будет показан
 о как "свободное", а C и D как "полностью занятое". Каждой последовательности A-B требуется для учета узел сÐ
¿Ð¸ÑÐºÐ°, потому что C и D являются дырами, так что узел списка не может быть связан со следующей последовательностью A-B.
+FreeBSD 3.X использует "последовательный список свободных областей" для управления свободными областями в разделе подкачки. Идея состоит в том, что большие последовательные блоки свободного пространства могут быть представлены при помощи узла односвязного списка ([.filename]#kern/subr_rlist.c#). Но из-за фрагментации последовательный список сам становится фрагментированным. В примере выше полностью неиспользуемое пространство в A и B будет показан
 о как "свободное", а C и D как "полностью занятое". Каждой последовательности A-B требуется для учёта узел сÐ
¿Ð¸ÑÐºÐ°, потому что C и D являются дырами, так что узел списка не может быть связан со следующей последовательностью A-B.
 
 Почему мы организуем чередование в области подкачки вместо того, чтобы просто объединить области подкачки в одно целое и придумать что-то более умное? Потому что гораздо легче выделять последовательные полосы адресного пространства и получать в результате автоматическое чередование между несколькими дисками, чем пытаться выдумывать сложности в другом месте.
 
 Фрагментация вызывает другие проблемы. Являясь последовательным списком в 3.X и имея такое огромную фрагментацию, выделение и освобождение в области подкачки становится алгоритмом сложности O(N), а не O(1). Вместе с другими факторами (частое обращение к области подкачки) вы получаете сложность уровней O(N^2) и O(N^3), что плохо. В системе 3.X также может потребоваться выделение KVM во время работы с областью подкачки для создания нового узла спиÑ
 ÐºÐ°, что в условии нехватки памяти может привести к блокировке, если система попытается сбросить страни
цы в область подкачки.
 
-В 4.X мы не используем последовательный список. Вместо этого мы используем базисное дерево и битовые карты блоков области подкачки, а не ограниченный список узлов. Мы принимаем предварительное выделение всех битовых карт, требуемых для всей области подкачки, но при этом тратится меньше памяти, потому что мы используем битовые карты (один бит на блок), а не связанный список узлов. Использование базисного дерева вместо последовательноÐ
 ³Ð¾ списка дает нам производительность O(1) вне зависимости от фрагментации дерева.
+В 4.X мы не используем последовательный список. Вместо этого мы используем базисное дерево и битовые карты блоков области подкачки, а не ограниченный список узлов. Мы принимаем предварительное выделение всех битовых карт, требуемых для всей области подкачки, но при этом тратится меньше памяти, потому что мы используем битовые карты (один бит на блок), а не связанный список узлов. Использование базисного дерева вместо последовательноÐ
 ³Ð¾ списка даёт нам производительность O(1) вне зависимости от фрагментации дерева.
 
 === Как разделение чистых и грязных (неактивных) страниц связано с ситуацией, когда вы видите маленький счетчик очереди кэша и большой счетчик активной очереди в выдаче команды systat -vm? Разве системная статистика не считает активные и грязные страницы вместе за счетчик активной очереди?
 
@@ -189,18 +189,18 @@ FreeBSD 3.X использует "последовательный список
 
 === В примере с / vmstat 1 могут ли некоторые ошибки доступа к странице быть ошибками страниц данных (COW из выполнимого файла в приватные страницы)? То есть я полагаю, что ошибки доступа к страницам являются частично ошибками при заполнении нулями, а частично данных программы. Или вы гарантируете, что FreeBSD выполняет предварительно COW для данных программы?
 
-Ошибка COW может быть ошибкой при заполнении нулями или данных программы. Механизм в любом случае один и тот же, потому что хранилище данных программы уже в кэше. Я на самом деле не рад ни тому, ни другому. FreeBSD не выполняет предварительное COW данных программы и заполнение нулями, но она _выполняет_ предварительно отображение страниц, которые имеются в ее кэше.
+Ошибка COW может быть ошибкой при заполнении нулями или данных программы. Механизм в любом случае один и тот же, потому что хранилище данных программы уже в кэше. Я на самом деле не рад ни тому, ни другому. FreeBSD не выполняет предварительное COW данных программы и заполнение нулями, но она _выполняет_ предварительно отображение страниц, которые имеются в её кэше.
 
 === В вашем разделе об оптимизации таблицы страниц, не могли бы вы более подробно рассказать о pv_entry и vm_page (или vm_page должна быть vm_pmap-как в 4.4, cf. pp. 180-181 of McKusick, Bostic, Karel, Quarterman)? А именно какое действие/реакцию должно потребоваться для сканирования отображений?
 
-`vm_page` представляет собой пару (object,index#). `pv_entry` является записью из аппаратной таблицы страниц (pte). Если у вас имеется пять процессов, совместно использующих одну и ту же физическую страницу, и в трех таблицах страниц этих процессов на самом деле отображается страница, то страница будет представляться одной структурой `vm_page` и тремя структурами `pv_entry`.
+`vm_page` представляет собой пару (object,index#). `pv_entry` является записью из аппаратной таблицы страниц (pte). Если у вас имеется пять процессов, совместно использующих одну и ту же физическую страницу, и в трёх таблицах страниц этих процессов на самом деле отображается страница, то страница будет представляться одной структурой `vm_page` и тремя структурами `pv_entry`.
 
-Структуры `pv_entry` представляют страницы, отображаемые MMU (одна структура `pv_entry` соответствует одной pte). Это означает, что, когда нам нужно убрать все аппаратные ссылки на `vm_page` (для того, чтобы повторно использовать страницу для чего-то еще, выгрузить ее, очистить, пометить как грязную и так далее), мы можем просто просмотреть связный список структур `pv_entry`, связанных с этой `vm_page`, для того, чтобы удалить или изменить pte из их таблиц страниц.
 
+Структуры `pv_entry` представляют страницы, отображаемые MMU (одна структура `pv_entry` соответствует одной pte). Это означает, что, когда нам нужно убрать все аппаратные ссылки на `vm_page` (для того, чтобы повторно использовать страницу для чего-то ещё, выгрузить её, очистить, пометить как грязную и так далее), мы можем просто просмотреть связный список структур `pv_entry`, связанных с этой `vm_page`, для того, чтобы удалить или изменить pte из их таблиц страниц.
 
 
 В Linux нет такого связного списка. Для того, чтобы удалить все отображения аппаратной таблицы страниц для `vm_page`, linux должен пройти по индексу каждого объекта VM, который _может_ отображать страницу. К примеру, если у вас имеется 50 процессов, которые все отображают ту же самую динамическую библиотеку и хотите избавиться от страницы X в этой библиотеке, то вам нужно пройтись по индексу всей таблицы страниц для каждого из этих 50 процессов, даÐ
 ¶Ðµ если только 10 из них на самом деле отображают страницу. Так что Linux использует простоту подхода за сче
т производительности. Многие алгоритмы VM, которые имеют сложность O(1) или (N малое) во FreeBSD, в Linux приобретают сложность O(N), O(N^2) или хуже. Так как pte, представляющий конкретную страницу в объекте, скорее всего, будет с тем же смещением во всех таблицах страниц, в которых они отображаются, то уменьшение количества обращений в таблицы страниц по тому же самому смещению часто позволяет избежать разрастания кэша L1 для этого смещения, что приво
 дит к улучшению производительности.
 
 Во FreeBSD введены дополнительные сложности (схема с `pv_entry`) для увеличения производительности (уменьшая количество обращений _только_ к тем pte, которые нужно модифицировать).
 
-Но во FreeBSD имеется проблема масштабирования, которой нет в Linux, потому что имеется ограниченное число структур `pv_entry`, и это приводит к возникновению проблем при большом объеме совместно используемых данных. В этом случае у вас может возникнуть нехватка структур `pv_entry`, даже если свободной памяти хватает. Это может быть достаточно легко исправлено увеличением количества структур `pv_entry` при настройке, но на самом деле нам нужно найти лÑ
 ƒÑ‡ÑˆÐ¸Ð¹ способ делать это.
+Но во FreeBSD имеется проблема масштабирования, которой нет в Linux, потому что имеется ограниченное число структур `pv_entry`, и это приводит к возникновению проблем при большом объёме совместно используемых данных. В этом случае у вас может возникнуть нехватка структур `pv_entry`, даже если свободной памяти хватает. Это может быть достаточно легко исправлено увеличением количества структур `pv_entry` при настройке, но на самом деле нам нужно найти лÑ
 ƒÑ‡ÑˆÐ¸Ð¹ способ делать это.
 
 Что касается использования памяти под таблицу страниц против схемы с `pv_entry`: Linux использует "постоянные" таблицы страниц, которые не сбрасываются, но ему не нужны `pv_entry` для каждого потенциально отображаемого pte. FreeBSD использует "сбрасываемые" таблицы страниц, но для каждого реально отображаемого pte добавляется структура `pv_entry`. Я думаю, что использование памяти будет примерно одинакова, тем более что у FreeBSD есть алгоритмическое преимущ
 ество, заключающееся в способности сбрасывать таблицы страниц с очень малыми накладными расходами.
diff --git a/documentation/content/ru/articles/vm-design/_index.po b/documentation/content/ru/articles/vm-design/_index.po
index 089a4d860c..5127516f19 100644
--- a/documentation/content/ru/articles/vm-design/_index.po
+++ b/documentation/content/ru/articles/vm-design/_index.po
@@ -1,12 +1,12 @@
 # SOME DESCRIPTIVE TITLE
 # Copyright (C) YEAR The FreeBSD Project
 # This file is distributed under the same license as the FreeBSD Documentation package.
-# Vladlen Popolitov <[email protected]>, 2025.
+# Vladlen Popolitov <[email protected]>, 2025, 2026.
 msgid ""
 msgstr ""
 "Project-Id-Version: FreeBSD Documentation VERSION\n"
 "POT-Creation-Date: 2025-06-29 21:20+0100\n"
-"PO-Revision-Date: 2025-07-05 04:45+0000\n"
+"PO-Revision-Date: 2026-03-08 09:11+0000\n"
 "Last-Translator: Vladlen Popolitov <[email protected]>\n"
 "Language-Team: Russian <https://translate-dev.freebsd.org/projects/"
 "documentation/articlesvm-design_index/ru/>\n"
@@ -133,9 +133,9 @@ msgstr ""
 "Внимание, уделенное архитектуре, в общем отражается на ясности и гибкости "
 "кода, который может быть достаточно легко изменен, расширен или с течением "
 "времени заменен. Хотя некоторые считают BSD \"старой\" операционной "
-"системой, те их нас, кто работает над ней, видят ее скорее системой со "
+"системой, те их нас, кто работает над ней, видят её скорее системой со "
 "\"зрелым\" кодом с различными компонентами, которые были заменены, расширены "
-"или изменены современным кодом. Он развивается, и FreeBSD остается передовой "
+"или изменены современным кодом. Он развивается, и FreeBSD остаётся передовой "
 "системой, вне зависимости от того, насколько старой может быть часть кода. "
 "Это важное отличие, которое, к сожалению, не всеми понимается. Самой большой "
 "ошибкой, которую может допустить программист, является игнорирование "
@@ -182,7 +182,7 @@ msgid ""
 msgstr ""
 "Самым важным аспектом при проектировании производительности является то, что "
 "называется \"оптимизацией критического маршрута\". Часто случается, что "
-"оптимизация производительности дает прирост объема кода ради того, чтобы "
+"оптимизация производительности даёт прирост объёма кода ради того, чтобы "
 "критический маршрут работал быстрее."
 
 #. type: Plain text
@@ -244,7 +244,7 @@ msgstr ""
 "точки зрения пользовательского процесса. Каждый пользовательский процесс "
 "имеет единое, принадлежащее только ему и неразрывное адресное пространство "
 "VM, содержащее несколько типов объектов памяти. Эти объекты имеют различные "
-"характеристики. Код программы и ее данные являются единым файлом, "
+"характеристики. Код программы и её данные являются единым файлом, "
 "отображаемым в память (это выполняющийся двоичный файл), однако код "
 "программы доступен только для чтения, когда как данные программы размещаются "
 "в режиме копирования-при-записи. BSS программы представляет собой всего лишь "
@@ -276,11 +276,11 @@ msgstr ""
 "непосредственно из файла программы. Когда программа загружается в Vm-"
 "пространство процесса, эта область сначала отображается в память и "
 "поддерживается бинарным файлом программы, позволяя VM-системе освобождать/"
-"повторно использовать страницу, а потом загружать ее снова из бинарного "
+"повторно использовать страницу, а потом загружать её снова из бинарного "
 "файла. Однако в момент, когда процесс изменяет эти данные, VM-система должна "
 "сделать копию страницы, принадлежащую только этому процессу. Так как эта "
 "копия была изменена, то VM-система не может больше освобождать эту страницу, "
-"так как впоследствии ее невозможно будет восстановить."
+"так как впоследствии её невозможно будет восстановить."
 
 #. type: Plain text
 #: documentation/content/en/articles/vm-design/_index.adoc:118
@@ -302,7 +302,7 @@ msgstr ""
 "Вы тут же заметите, что то, что сначала было простым отображением файла в "
 "память, становится гораздо более сложным предметом. Данные могут "
 "модифицироваться постранично, когда как отображение файла выполняется для "
-"многих страниц за раз. Сложность еще более увеличивается, когда процесс "
+"многих страниц за раз. Сложность ещё более увеличивается, когда процесс "
 "выполняет вызов fork. При этом порождаются два процесса-каждый со с "
 "собственным адресным пространством, включающим все изменения, выполненные "
 "исходным процессом до вызова функции `fork()`. Было бы глупо для VM-системы "
@@ -463,7 +463,7 @@ msgstr ""
 "которой вы можете столкнуться, заключается в сравнительно большой "
 "последовательности уровней объектов VM, на сканирование которых тратится "
 "время и память. Большое количество уровней может возникнуть, когда процессы "
-"разветвляются, а затем разветвляются еще раз (как порожденные, так и "
+"разветвляются, а затем разветвляются ещё раз (как порожденные, так и "
 "порождающие). Вторая проблема заключается в том, что вы можете столкнуться с "
 "мертвыми, недоступными страницами глубоко в иерархии объектов VM. В нашем "
 "последнем примере если как родитель, так и потомок изменяют одну и ту же "
@@ -505,8 +505,8 @@ msgstr ""
 "представленный C1 и C2. Та же самая оптимизация будет работать в любой точке "
 "графа и главным результатом этого является то, что даже на сильно "
 "загруженной машине с множеством порождаемых процессов стеки объектов VM не "
-"часто бывают глубже четырех уровней. Это так как для порождающего, так и для "
-"порожденного процессов, и остается в силе как в случае, когда ветвление "
+"часто бывают глубже четырёх уровней. Это так как для порождающего, так и для "
+"порожденного процессов, и остаётся в силе как в случае, когда ветвление "
 "делает родитель, так и в случае, когда ветвление выполняет потомок."
 
 #. type: Plain text
@@ -518,7 +518,7 @@ msgid ""
 "the system runs low on memory it will swap them out, eating a little swap, "
 "but that is it."
 msgstr ""
-"Проблема с мертвой страницей все еще имеет место, когда C1 или C2 не "
+"Проблема с мертвой страницей все ещё имеет место, когда C1 или C2 не "
 "полностью перекрывают B. Из-за других применяемых нами методов оптимизации "
 "этот случай не представляет большой проблемы и мы просто позволяем таким "
 "страницам существовать. Если система испытывает нехватку оперативной памяти, "
@@ -566,7 +566,7 @@ msgstr ""
 "копируемыми при записи или заполняемыми нулями. Когда выполняется изменение, "
 "и, соответственно, копирование, начальное хранилище объекта (обычно файл) не "
 "может больше использоваться для хранения копии страницы, когда VM-системе "
-"нужно использовать ее повторно для других целей. В этот момент на помощь "
+"нужно использовать её повторно для других целей. В этот момент на помощь "
 "приходит область подкачки. Область подкачки выделяется для организации "
 "хранилища памяти, которая иначе не может быть доступна. FreeBSD создает "
 "структуру управления подкачкой для объекта VM, только когда это "
@@ -587,7 +587,7 @@ msgstr ""
 "области подкачки-даже если только несколько страниц этого объекта хранятся в "
 "области подкачки. Это создает проблему фрагментации памяти ядра в случае, "
 "когда в память отображаются большие объекты или когда ветвятся процессы, "
-"занимающие большой объем памяти при работе (RSS)."
+"занимающие большой объём памяти при работе (RSS)."
 
 #. type: Plain text
 #: documentation/content/en/articles/vm-design/_index.adoc:197
@@ -600,7 +600,7 @@ msgstr ""
 "Также для отслеживания памяти подкачки в памяти ядра поддерживается \"список "
 "дыр\", и он также несколько фрагментирован. Так как \"список дыр\" является "
 "последовательным списком, то производительность при распределении и "
-"высвобождении памяти в области подкачки неоптимально и ее сложность зависит "
+"высвобождении памяти в области подкачки неоптимально и её сложность зависит "
 "от количества страниц как O(n)."
 
 #. type: Plain text
@@ -618,7 +618,7 @@ msgid ""
 "The problem is further exacerbated by holes created due to the interleaving "
 "algorithm."
 msgstr ""
-"Проблема еще более обостряется из-за дыр, создаваемых по чередующемуся "
+"Проблема ещё более обостряется из-за дыр, создаваемых по чередующемуся "
 "алгоритму."
 
 #. type: Plain text
@@ -656,7 +656,7 @@ msgid ""
 "linear array giving them a fixed allocation size and much finer granularity."
 msgstr ""
 "Структуры управления областью подкачки распределяются при помощи хэш-"
-"таблицы, а не через линейный массив, что дает им фиксированный размер при "
+"таблицы, а не через линейный массив, что даёт им фиксированный размер при "
 "распределении и работу с гораздо меньшими структурами."
 
 #. type: Plain text
@@ -684,7 +684,7 @@ msgid ""
 msgstr ""
 "Все дерево также распределяется заранее для того, чтобы избежать "
 "распределения памяти ядра во время операций с областью подкачки при "
-"критически малом объеме свободной памяти. В конце концов, система обращается "
+"критически малом объёме свободной памяти. В конце концов, система обращается "
 "к области подкачки при нехватке памяти, так что мы должны избежать "
 "распределения памяти ядра в такие моменты для избежания потенциальных "
 "блокировок."
@@ -806,7 +806,7 @@ msgstr ""
 "и снимает защиту со страницы, так что она может использоваться. Хотя "
 "использование такого приема только для определения использования страницы "
 "весьма накладно, это выгоднее, чем повторно использовать страницу для других "
-"целей и обнаружить, что она снова нужна процессу и подгружать ее с диска."
+"целей и обнаружить, что она снова нужна процессу и подгружать её с диска."
 
 #. type: Plain text
 #: documentation/content/en/articles/vm-design/_index.adoc:245
@@ -834,7 +834,7 @@ msgstr ""
 "для повторного использования, а также для определения того, когда же грязные "
 "страницы должны быть сброшены в хранилище. Так как таблицы страниц во "
 "FreeBSD являются динамическими объектами, практически ничего не стоит "
-"вырезать страницу из адресного пространства любого использующего ее "
+"вырезать страницу из адресного пространства любого использующего её "
 "процесса. После того, как подходящая страница, на основе счетчика "
 "использования, выбрана, именно это и выполняется. Система должна отличать "
 "между чистыми страницами, которые теоретически могут быть высвобождены в "
@@ -889,7 +889,7 @@ msgstr ""
 "деле FreeBSD старается сбросить на диск неиспользуемые страницы для "
 "освобождения места под дисковый кэш, когда как Linux хранит неиспользуемые "
 "страницы в памяти и оставляет под кэш и страницы процессов меньше памяти. Я "
-"не знаю, остается ли это правдой на сегодняшний день."
+"не знаю, остаётся ли это правдой на сегодняшний день."
 
 #. type: Title ==
 #: documentation/content/en/articles/vm-design/_index.adoc:255
@@ -928,10 +928,10 @@ msgstr ""
 "присутствуют в кэше VM, так что FreeBSD будет пытаться восстанавливать "
 "таблицы страниц процесса из тех страниц, что уже располагаются в VM-кэше. "
 "Однако во FreeBSD пока не выполняется предварительное копирование при записи "
-"определенных страниц при выполнении вызова exec. Например, если вы "
+"определённых страниц при выполнении вызова exec. Например, если вы "
 "запускаете программу man:ls[1] одновременно с работающей `vmstat 1`, то "
 "заметите, что она всегда выдает некоторое количество ошибок доступа к "
-"страницам, даже когда вы запускаете ее снова и снова. Это ошибки заполнения "
+"страницам, даже когда вы запускаете её снова и снова. Это ошибки заполнения "
 "нулями, а не ошибки кода программы (которые уже были обработаны). "
 "Предварительное копирование страниц при выполнении вызовов exec или fork "
 "находятся в области, требующей более тщательного изучения."
@@ -958,7 +958,7 @@ msgstr ""
 "области BSS. Область BSS предполагается изначально заполненной нулями, но VM-"
 "система не заботится о выделении памяти до тех пор, пока процесс реально к "
 "ней не обратится. При возникновении ошибки VM-система должна не только "
-"выделить новую страницу, но и заполнить ее нулями. Для оптимизации операции "
+"выделить новую страницу, но и заполнить её нулями. Для оптимизации операции "
 "по заполнению нулями в системе VM имеется возможность предварительно "
 "обнулять страницы и помечать их, и запрашивать уже обнуленные страницы при "
 "возникновении ошибок заполнения нулями. Предварительное заполнение нулями "
@@ -1006,9 +1006,9 @@ msgstr ""
 "связана в структуру `vm_page`. FreeBSD может просто просматривать эти "
 "отображения, которые существуют, когда как в Linux должны проверяться все "
 "таблицы страниц, которые _могут_ содержать нужное отображение, что в "
-"некоторых ситуация дает увеличение сложности O(n^2). Из-за того, что FreeBSD "
+"некоторых ситуация даёт увеличение сложности O(n^2). Из-за того, что FreeBSD "
 "стремится выбрать наиболее подходящую к повторному использованию или сбросу "
-"в область подкачки страницу, когда ощущается нехватка памяти, система дает "
+"в область подкачки страницу, когда ощущается нехватка памяти, система даёт "
 "лучшую производительность при нагрузке. Однако во FreeBSD требуется тонкая "
 "настройка ядра для соответствия ситуациям с большим совместно используемым "
 "адресным пространством, которые могут случиться в системе, обслуживающей "
@@ -1093,11 +1093,11 @@ msgid ""
 msgstr ""
 "FreeBSD использует в области подкачки механизм чередования, с индексом по "
 "умолчанию, равным четырем. Это означает, что FreeBSD резервирует "
-"пространство для четырех областей подкачки, даже если у вас имеется всего "
+"пространство для четырёх областей подкачки, даже если у вас имеется всего "
 "лишь одна, две или три области. Так как в области подкачки имеется "
 "чередование, то линейное адресное пространство, представляющее \"четыре "
 "области подкачки\", будет фрагментироваться, если у вас нет на самом деле "
-"четырех областей подкачки. Например, если у вас две области A и B, то "
+"четырёх областей подкачки. Например, если у вас две области A и B, то "
 "представление адресного пространства для этой области подкачки во FreeBSD "
 "будет организовано с чередованием блоков из 16 страниц:"
 
@@ -1126,7 +1126,7 @@ msgstr ""
 ".c#). Но из-за фрагментации последовательный список сам становится "
 "фрагментированным. В примере выше полностью неиспользуемое пространство в A "
 "и B будет показано как \"свободное\", а C и D как \"полностью занятое\". "
-"Каждой последовательности A-B требуется для учета узел списка, потому что C "
+"Каждой последовательности A-B требуется для учёта узел списка, потому что C "
 "и D являются дырами, так что узел списка не может быть связан со следующей "
 "последовательностью A-B."
 
@@ -1182,7 +1182,7 @@ msgstr ""
 "требуемых для всей области подкачки, но при этом тратится меньше памяти, "
 "потому что мы используем битовые карты (один бит на блок), а не связанный "
 "список узлов. Использование базисного дерева вместо последовательного списка "
-"дает нам производительность O(1) вне зависимости от фрагментации дерева."
+"даёт нам производительность O(1) вне зависимости от фрагментации дерева."
 
 #. type: Title ===
 #: documentation/content/en/articles/vm-design/_index.adoc:331
@@ -1244,7 +1244,7 @@ msgstr ""
 "Механизм в любом случае один и тот же, потому что хранилище данных программы "
 "уже в кэше. Я на самом деле не рад ни тому, ни другому. FreeBSD не выполняет "
 "предварительное COW данных программы и заполнение нулями, но она _выполняет_ "
-"предварительно отображение страниц, которые имеются в ее кэше."
+"предварительно отображение страниц, которые имеются в её кэше."
 
 #. type: Title ===
 #: documentation/content/en/articles/vm-design/_index.adoc:346
@@ -1267,7 +1267,7 @@ msgid ""
 msgstr ""
 "`vm_page` представляет собой пару (object,index#). `pv_entry` является "
 "записью из аппаратной таблицы страниц (pte). Если у вас имеется пять "
-"процессов, совместно использующих одну и ту же физическую страницу, и в трех "
+"процессов, совместно использующих одну и ту же физическую страницу, и в трёх "
 "таблицах страниц этих процессов на самом деле отображается страница, то "
 "страница будет представляться одной структурой `vm_page` и тремя структурами "
 "`pv_entry`."
@@ -1285,7 +1285,7 @@ msgstr ""
 "Структуры `pv_entry` представляют страницы, отображаемые MMU (одна структура "
 "`pv_entry` соответствует одной pte). Это означает, что, когда нам нужно "
 "убрать все аппаратные ссылки на `vm_page` (для того, чтобы повторно "
-"использовать страницу для чего-то еще, выгрузить ее, очистить, пометить как "
+"использовать страницу для чего-то ещё, выгрузить её, очистить, пометить как "
 "грязную и так далее), мы можем просто просмотреть связный список структур "
 "`pv_entry`, связанных с этой `vm_page`, для того, чтобы удалить или изменить "
 "pte из их таблиц страниц."
@@ -1346,7 +1346,7 @@ msgid ""
 msgstr ""
 "Но во FreeBSD имеется проблема масштабирования, которой нет в Linux, потому "
 "что имеется ограниченное число структур `pv_entry`, и это приводит к "
-"возникновению проблем при большом объеме совместно используемых данных. В "
+"возникновению проблем при большом объёме совместно используемых данных. В "
 "этом случае у вас может возникнуть нехватка структур `pv_entry`, даже если "
 "свободной памяти хватает. Это может быть достаточно легко исправлено "
 "увеличением количества структур `pv_entry` при настройке, но на самом деле "
lmpx.com only provides a reader for public news (NNTP) servers. It is not affiliated with the servers or forums shown here and is not responsible for the content of articles, which is written by their respective authors.