Содержание
Инструкция. Подготовка документов для регистрации ООО
-
Главная -
Инструкции -
ООО -
Регистрация ООО -
Документы
Вы можете воспользоваться онлайн сервисом «Документовед», в котором вы легко подготовите комплект документов для создания Организации.
При обнаружении несоответствия документации законодательным требованиям, налоговый инспектор возвращает ее заявителю.
В нашей пошаговой инструкции содержатся все этапы регистрации ООО, благодаря чему пройти процедуру самостоятельно будет гораздо проще.
Если у Вас возникнут затруднения, можете воспользоваться услугами сервиса Документовед и оформить все необходимые документы онлайн, это займет около 15 минут.
Начать подготовку документов для регистрации ООО
Ваше имя *
Ваш телефон *
Ваша почта *
Список инструкций по подготовке документов
Особенности новой формы Р11001
С несколькими учредителями
С одним учредителем
Смотрите также
Подготовка документов для ООО
Ваша электронная почта *
Создайте личный кабинет для получения
следующих возможностей:
-
Готовить документы.
- Задавать вопросы на линию юридической поддержки.
Ваша электронная почта*
Принимаю условия лицензионного соглашения
ООО ИНСТРУКЦИЯ, Киров (ИНН 4345125872), реквизиты, выписка из ЕГРЮЛ, адрес, почта, сайт, телефон, финансовые показатели
Обновить браузер
Обновить браузер
Возможности
Интеграция
О системе
Статистика
Контакты
CfDJ8HJyMSOWarhLkJBDZs2NT-FvR8Ja4yxWQvNR7G36a6FCWmQDYRFUHuPdh6NKtcit5MT6R_ahPIHqysGgutsizNmrcVpb6BIFUrVyTOSjwXPr1tN-hYgiF49icclflYSPkd6H7KTGO3VBB5drRoKFdmo
Описание поисковой системы
энциклопедия поиска
ИНН
ОГРН
Санкционные списки
Поиск компаний
Руководитель организации
Судебные дела
Проверка аффилированности
Исполнительные производства
Реквизиты организации
Сведения о бенефициарах
Расчетный счет организации
Оценка кредитных рисков
Проверка блокировки расчетного счета
Численность сотрудников
Уставной капитал организации
Проверка на банкротство
Дата регистрации
Проверка контрагента по ИНН
КПП
ОКПО
Тендеры и госзакупки
Поиск клиентов (B2B)
Юридический адрес
Анализ финансового состояния
Учредители организации
Бухгалтерская отчетность
ОКТМО
ОКВЭД
Сравнение компаний
Проверка товарных знаков
Проверка лицензии
Выписка из ЕГРЮЛ
Анализ конкурентов
Сайт организации
ОКОПФ
Сведения о регистрации
ОКФС
Филиалы и представительства
ОКОГУ
ОКАТО
Реестр недобросовестных поставщиков
Рейтинг компании
Проверь себя и контрагента
Должная осмотрительность
Банковские лицензии
Скоринг контрагентов
Лицензии на алкоголь
Мониторинг СМИ
Признаки хозяйственной деятельности
Репутационные риски
Комплаенс
Компания ООО ИНСТРУКЦИЯ, адрес: Кировская обл.
, г. Киров, ул. Маклина, д. 57 пом. 3 зарегистрирована 03.02.2006. Организации присвоены ИНН 4345125872, ОГРН 1064345014370, КПП 434501001. Основным видом деятельности является деятельность рекламных агентств, всего зарегистрировано 14 видов деятельности по ОКВЭД. Связи с другими компаниями отсутствуют.
Количество совладельцев (по данным ЕГРЮЛ): 1, директор — Шилов Роман Юрьевич. Размер уставного капитала 10 000₽.
Компания ООО ИНСТРУКЦИЯ не принимала участие в тендерах. В отношении компании было возбуждено 34 исполнительных производства. ООО ИНСТРУКЦИЯ участвовало в 6 арбитражных делах: в 6 в качестве ответчика.
Реквизиты ООО ИНСТРУКЦИЯ, юридический адрес, официальный сайт и выписка ЕГРЮЛ доступны в системе СПАРК (демо-доступ бесплатно).
Полная проверка контрагентов в СПАРКе
- Неоплаченные долги
- Арбитражные дела
- Связи
- Реорганизации и банкротства
- Прочие факторы риска
Полная информация о компании ООО ИНСТРУКЦИЯ
299₽
- Регистрационные данные компании
- Руководитель и основные владельцы
- Контактная информация
- Факторы риска
- Признаки хозяйственной деятельности
- Ключевые финансовые показатели в динамике
- Проверка по реестрам ФНС
Купить
Пример
999₽
Включен мониторинг изменений на год
- Регистрационные данные компании
- История изменения руководителей, наименования, адреса
- Полный список адресов, телефонов, сайтов
- Данные о совладельцах из различных источников
- Связанные компании
- Сведения о деятельности
- Финансовая отчетность за несколько лет
- Оценка финансового состояния
Купить
Пример
Бесплатно
- Отчет с полной информацией — СПАРК-ПРОФИЛЬ
- Добавление контактных данных: телефон, сайт, почта
- Добавление описания деятельности компании
- Загрузка логотипа
- Загрузка документов
Редактировать данные
СПАРК-Риски для 1С
Оценка надежности и мониторинг контрагентов
Узнать подробности
Заявка на демо-доступ
Заявки с указанием корпоративных email рассматриваются быстрее.
Вход в систему будет возможен только с IP-адреса, с которого подали заявку.
Компания
Телефон
Вышлем код подтверждения
Эл. почта
Вышлем ссылку для входа
Нажимая кнопку, вы соглашаетесь с правилами использования и обработкой персональных данных
Сборка
— Выполнение операций одной и той же инструкции отдельно в процессоре OoO
Да, каждая моп планируется независимо , при условии, что нужно только дождаться готовности ее входных данных. (И для свободного цикла на порту выполнения он был назначен, когда он был отправлен в неупорядоченную серверную часть.) Как именно планируются x86 uops? Границы инструкций не имеют отношения к планировщику RS.
Для многих команд, состоящих из нескольких операций, у операций есть зависимость данных от более ранних.
Но иногда для более ранних мопов требуется, чтобы был готов только один из входов, поэтому существуют отдельные минимальные задержки для каждого входа и выхода. Что означает несколько значений или диапазонов в качестве задержки для одной инструкции?
напр. добавить eax, [rdi] требуется только, чтобы EAX был готов после завершения загрузки uop. Таким образом, задержка критического пути через EAX составляет всего 1 цикл. Но если RDI не был готов или память, на которую указывает RDI, не была готова, то операция добавления ALU не может быть выполнена. Но все же это скорее точка декодирования в uops, в отличие от P5 Pentium, который должен был выполнять загрузку и складывать в своем упорядоченном конвейере 1 .
(Или, например, для сдвигов с переменным числом на процессорах Intel дополнительные моп только для FLAGS вывода ; целочисленная часть GP готова с задержкой в 1 цикл, но результат FLAGS готов позже. Моп который производит GP-integer результат, по сути, такой же, как только uop BMI2 shlx декодирует в.
)
Но у некоторых есть некоторый ILP (на самом деле параллелизм на уровне uop). Например, xchg eax, ecx декодируется в 3 операции копирования регистров на процессорах Intel, и мы можем измерить задержку отдельно для направлений EAX->ECX и ECX->EAX за 1 и 2 такта (соответственно). Почему XCHG reg, reg представляет собой инструкцию из 3 микроопераций на современных архитектурах Intel?
Другой пример: phaddd ; он декодирует почти так же, как два shufps uops (тасовка с 2 входами) и один paddd uop, который зависит от двух тасовок. Оба тасователя считывают оба входа для подачи тасования. Ice Lake имеет блоки тасования на 2 портах и фактически может выполнять тасование uops параллельно, что дает задержку в 2 такта (uops.info), по сравнению с 3 циклами на более ранних версиях Intel из-за конфликта ресурсов для одного порта тасования. (Дополнительный порт тасования Ice Lake запускает только некоторые тасовки целых чисел, поэтому haddps по-прежнему так же плох, как и всегда на Ice Lake)
Обратите внимание, что мы не можем доказать , что именно делает каждый uop, но, учитывая измеренные задержки и общее количество uop на порт, для многих инструкций есть только один разумный дизайн, который объясняет поведение.
например для phaddd мы знаем, что ЦП имеет SIMD-целочисленные блоки сложения и целочисленные блоки тасования, поэтому реализация phaddd как 3 мопов наиболее очевидно может быть выполнена путем декодирования двух жестко зашитых шаблонов тасования и простого 9.0011 paddd юоп.
Сноска 1:
Оптимизация для P5, по-видимому, включала использование подмножества RISCier x86, например, избегание операндов источника памяти, за исключением mov , и определенно избегание инструкций назначения памяти. Это потому, что это был конвейер по порядку , а также невозможность взлома инструкций, состоящих из нескольких операций, для их независимого планирования.
Дополнительная литература: p5 по сравнению с более поздними микроархитектурами: https://agner.org/optimize/. Также https://www.realworldtech.com/sandy-bridge/ очень хорош.
http://www.lighterra.com/papers/modernmicroprocessors/ отлично подходит, если вы его не читали, но он не вдается в уровень детализации вашего вопроса.
Архитектура процессора
— внеочередное выполнение в сравнении со спекулятивным выполнением
Мне все еще трудно понять, как Meltdown использует спекулятивное исполнение. Пример в документе (тот самый, о котором я упоминал здесь ранее) использует только IMO OoO — @Name в комментарии
Meltdown оптимистично основан на процессорах Intel предполагает , что нагрузки не будут давать сбоев, и что если сбойная нагрузка достигает портов загрузки, то это результат ошибочно предсказанного ранее ответвления. Таким образом, load uop помечается, так что он выйдет из строя, если достигнет выхода на пенсию, но выполнение продолжится спекулятивно с использованием данных, которые запись таблицы страниц говорит, что вам не разрешено читать из пользовательского пространства .
Вместо того, чтобы инициировать дорогостоящее восстановление при исключении при выполнении загрузки, он ждет, пока он окончательно не завершится, потому что это дешевый способ для механизма справиться с промахом ветвления -> случай плохой загрузки.
В аппаратных средствах трубе проще сохранить трубу, если вы не нужно чтобы он остановился/заглох для корректности. например Загрузка, при которой вообще нет записи в таблице страниц и, следовательно, промах TLB, должна ждать. Но ожидание даже при попадании TLB в (для записи с разрешениями, которые блокируют ее использование) будет дополнительной сложностью. Обычно сбой страницы возникает только после неудачного обхода страницы (который не находит запись для виртуального адреса) или при прекращении загрузки или сохранения, которые не соответствуют разрешениям записи TLB, с которой она столкнулась.
В современном конвейерном процессоре OoO, все инструкции рассматриваются как спекулятивные до момента выведения из эксплуатации . Только на пенсии инструкции становятся неспекулятивными. На самом деле механизм неупорядоченного выполнения не знает и не заботится о том, спекулирует ли он на одной стороне ветки, которая была предсказана, но еще не выполнена, или спекулирует на прошлых потенциально неисправных нагрузках.
«Предположение» о том, что загрузка не вызывает сбоев или инструкции ALU не вызывают исключений, происходит даже в процессорах, которые на самом деле не считаются спекулятивными, но выполнение полностью не по порядку превращает это в просто еще один вид спекуляций.
Меня не слишком беспокоит точное определение «спекулятивного исполнения» и то, что считается, а что нет. Меня больше интересует, как на самом деле работают современные внеочередные проекты, и что на самом деле проще даже не пытаться отличить спекулятивное от неспекулятивного до конца конвейера. Этот ответ даже не пытается обратиться к более простым упорядоченным конвейерам со спекулятивной выборкой инструкций (на основе прогнозирования ветвлений), но не с выполнением или где-то между этим и полномасштабным алгоритмом Томасуло с планировщиком ROB + с OoO exec + в -порядок выхода на пенсию для точных исключений.
Например, только после выхода из эксплуатации хранилище может когда-либо фиксировать из буфера хранилища в кэш L1d, но не раньше.
И чтобы поглотить короткие пакеты и промахи кеша, это также не должно происходить в рамках выхода на пенсию. Таким образом, одна из единственных неспекулятивных вещей, вышедших из строя, — это перевод магазинов в L1d; они определенно произошли с точки зрения состояния архитектуры, поэтому они должны быть завершены, даже если произойдет прерывание/исключение.
Механизм отказа при достижении выхода на пенсию — хороший способ избежать дорогостоящей работы в тени неверного прогноза перехода. Это также дает ЦП правильное архитектурное состояние (значения регистров и т. д.), если исключение действительно срабатывает. Вам это нужно, независимо от того, позволяете ли вы механизму OoO продолжать выполнять инструкции после того, как вы обнаружили исключение.
Промахи веток являются особыми : есть буферы, которые записывают микро — архитектурное состояние (например, распределение регистров) в ветках, поэтому восстановление ветки может откатиться к этому вместо очистки конвейера и перезапуска с последнего известно-хорошее пенсионное состояние.
Ветви действительно неправильно предсказывают изрядное количество в реальном коде. Другие исключения очень редки.
Современные высокопроизводительные процессоры могут сохранять (не по порядку) выполнение мопов до промаха ветвления, при этом отбрасывая мопы и результаты выполнения после этой точки. Быстрое восстановление намного дешевле, чем отбрасывать и перезапускать все из состояния выхода на пенсию, которое потенциально далеко отстает от точки, в которой был обнаружен неверный прогноз.
Напр. в цикле инструкции, обрабатывающие счетчик циклов, могут значительно опережать остальную часть тела цикла и обнаруживать неправильное предсказание в конце достаточно быстро, чтобы перенаправить внешний интерфейс и, возможно, не потерять большую реальную пропускную способность, особенно если узкое место была задержка цепочки зависимостей или что-то другое, кроме пропускной способности uop.
Этот оптимизированный механизм восстановления используется только для ветвей (поскольку буферы моментальных снимков состояния ограничены), поэтому промахи ветвей обходятся относительно дешево по сравнению с полной очисткой конвейера.
(например, на Intel машина упорядочивания памяти очищается, счетчик производительности machine_clears.memory_ordering : Каковы затраты на задержку и пропускную способность при совместном использовании области памяти производителем и потребителем между гипер-родными братьями и сестрами по сравнению с обычными братьями и сестрами?)
Исключения случаются, однако; ошибки страниц случаются в ходе нормальной работы. например сохранить на страницу, доступную только для чтения, запускает копирование при записи. Загрузка или сохранение на несопоставленной странице запускает постраничную загрузку или обработку отложенного сопоставления. Но между каждой ошибкой страницы обычно выполняются от тысяч до миллионов инструкций, даже в процессе, который часто выделяет новую память. (1 микросекунда или миллисекунда на процессоре с частотой 1 ГГц). В коде, который не отображает новую память, вы можете работать намного дольше без исключений. В основном просто прерывание таймера, время от времени чистое числовое перемалывание без ввода-вывода.
Но в любом случае, вы не хотите инициировать сброс конвейера или что-то дорогое, пока не будете уверены, что исключение действительно сработает. И что вы уверены, что у вас есть правильное исключение . например возможно, адрес загрузки для более ранней загрузки с ошибкой не был готов как можно скорее, поэтому первая выполняемая загрузка с ошибкой не была первой в порядке выполнения программы. Ожидание выхода на пенсию — дешевый способ получить точные исключения. Дешево с точки зрения дополнительных транзисторов для обработки этого случая и позволяя обычному механизму вывода из эксплуатации точно определить, какое исключение срабатывает быстро.
Бесполезная работа по выполнению инструкций после инструкции, помеченной как ошибка при выводе на пенсию, стоит совсем немного энергии, и ее не стоит блокировать, поскольку исключения очень редки.
Это объясняет, почему имеет смысл разрабатывать аппаратное обеспечение, изначально уязвимое для Meltdown.
Очевидно, что , а не , продолжать делать это безопасно, теперь, когда мы подумали о Meltdown.
Недорогое исправление Meltdown
Нам не нужно блокировать спекулятивное выполнение после сбойной загрузки; нам просто нужно убедиться, что он на самом деле не использует конфиденциальные данные. Проблема заключается не в спекулятивной успешной загрузке, Meltdown основан на следующих инструкциях, использующих эти данные для создания зависящих от данных микроархитектурных эффектов. (например, касание строки кэша на основе данных).
Таким образом, если загрузочные порты маскируют загруженные данные нулем или чем-то подобным, а также устанавливают флаг ошибки при удалении, выполнение продолжается, но не может получить никакой информации о секретных данных. Это должно занять примерно 1 дополнительную задержку ворот критического пути, что, вероятно, возможно в портах нагрузки без ограничения тактовой частоты или добавления дополнительного цикла задержки.