図 - みる会図書館

1. UNIX MAGAZINE 2004年9月号

■ SFU の活用 [ 02 ] 自ーさせるサービス SFU はいちおう、、 UNIX もどき " なので、デーモンを動作させることができます。デーモンは、 init か起動されるタイミングで、 /etc/rc2. d の下をみて起動されます。 rc2. d だけがあることから、 SFU はつねにランレベルが 2 扱いなのだということカ貘然と想像できます。それはさておき、 rc2. d の下にあるファイルは、すべて /etc/init. d の下にあるスクリプトへのシンポリック・リンクです。 init の走」時には S で始まる名前のファイルを、終了時には K で始まる名前のファイルをそれぞれ start と stop という引数電乎び出し、デーモンの走力と終了をおこないます。今回導入したもののうち、 sshd はⅲ etd 経由で明」させることにしたので、とくに何かをする必要はありませんが、 PostgreSQL と Apache は自動的に起動してくれないと不便です。・ PostgreSQL 走カ用スクリプト # ! /bin/sh if [ $ # —lt 1 ] ; then echO "usage : $ 0 start ー stop exit 0 /usr/local/pgsql/bin/pg—ctl 号ー -D /usr/local/pgsql/data ー 1 /var/adm/log/postgres .10g $ 1 & & echo "PostgreSQL $ 1 " exit 0 図 30 データベースのイ乍成 $ createuser bar そこで、簡単なスクリプトを作ってⅲ it. d に置き、 rc2. d からシンポリック・リンクを張って自動起動のイ中間に入れてしまいましよう。どちらも起動用のコマンドが用意されているので、やることは単純です。 start/stop を受け取ったら、それをコマンドに渡すだけです。 PostgreSQL 用のスクリプトと、 Apache 用のスクリプトを以下に示します。あとは、それぞれ S40postgresql 、 K52postgresql 、 S42 httpd 、 K50httpd などという名前で /etc/rc2. d からシンポリック・リンクを張れば完了です。もちろん、スクリプトの本体は chmod a 十 x で実行ビットを立てておくことを忘れないでください。・ Apache 走カ用スクリプト # ! /bin/sh if [ $ # -lt 1 ] ; then echO "usage : $ 0 start ー stop' exit 0 /usr/local/apache/bin/apachectl $ 1 - & & echo "httpd $ 1 " exit 0 S a11 the new user be allowed to create database? (y/n) y ShaII the new user be allowed to create more new users? (y/n) n CREATE USER $ /usr/local/pgsql/bin/createdb —U bar barmt CREATE DATABASE 図 31 /usr/local/apache/mt/. htaccess の内容く FiIes mt . cfg> く Limit GET> Deny from a11 く /Limit> く /Fi1es> こまでの作業が完了したら、プラウザから http:// localhost/mt/mt-load. cgi にアクセスして、システムを初期化します。何も問題がなければ、図 33 のような画面になります。問題があれば図 34 のようにエラーが表示されるので対処してください。工ラーの原因は、 mt. cfg の記述ミスや、必要な Perl モジュールの欠如、データベースカ在しない 170 などではないかと思います。図 32 534 : 535 : 536 : /usr/local/apache/conf/httpd.conf の修下点下線部おロ ) く IfModu1e mod_alias . c> A1ias /mt/ /usr/local/apache/mt く Location /mt> Options ExecCGI AIIowOverride None く /Location> 初期化がすんだら、 /usr/local/apache/mt/mt-load. cgi を削除して、今度は http://localhost/mt/mt.cgi にアクセスします。すると、図 35 のような画面が表示されるはずです。こで、ユーザー名に MeIody 、パスワードに Nelson UNIX MAGAZINE 2004.9

2. UNIX MAGAZINE 2004年9月号

連載 / 旧 v6 の実装ー 0 図 8 並べ替えのための一日齡或の作成 760 #define DEFAULT_TABLE_SIZE 10 761 762 763 765 766 767 tablep = (struct hagent—entry (*)malloc (sizeof (struct hagent_entry * ) * DEFAULT_TABLE_SIZE) ; if (tablep = NULL) { return 0 ; table_size = DEFAULT_TABLE_SIZE; 図 9 並べ替えのための一日齡或の拡張 if (index > = table—size) { 776 778 779 780 782 783 784 785 786 787 788 789 } tableptmp = (struct hagent—entry **)malloc(sizeof (struct hagent—entry * ) * table—size * 2 ) ; if (tableptmp = = NULL) { free(tablep) ; return 0 ; bcopy(tablep, tableptmp, free(tablep) ; tablep = tableptmp; table_size * = 2 ; sizeof (struct hagent—entry * ) * table—size) ; hal-shuffle() はインターフェイス情報 (hagent-ifinfo 構造体 ) を引数にとり、あるインターフェイス情報に保持されているホームエージェントのなかで、優先度が同じ工ントリの川印をランダムに並べなおします。 760 ~ 767 行目 ( 図 8 ) で、ホームエージェント情報の並べ替えのための一時領域を作成します。この時点では、同じ優先度をもつホームエージェントの数が最大 10 個 (DE- FAULT-TABLE-SIZE) と仮定して領域を確保します。この領域は、あとに続く for ループのなかで必要に応じて拡張されます。 769 for (hap = haif-> 770 771 772 773 774 halist—pref . hagent-next-pref ; hap ; hap = haptmp) { for (haptmp = hap , index = 0 ; haptmp ; haptmp = haptmp-> hagent—next—pref) { 769 ~ 774 行目で 2 重の for ループを作ります。外側のループはホームエージェント情報全体を処理し、内側のループは同じ優先度をもつホームエージェントのグループを処理します。 if (hap->hagent-pref ! = haptmp¯> 775 hagent-pref ) break ; 775 行目は内側のループの終了条件の確認です。内側のルーフ。処理中に、優先度の異なるホームエージェントがみつかったら外側のループに戻ります。 UN 工 X MAGAZINE 2004.9 776 ~ 789 行目 ( 図 9 ) は並べ替えのための一時領域の拡張処理です。 index は同じ優先度をもつホームエージェント情報の個数を示します。一時領域に十内できるホーム工ージェント情報の数は table-size に記億されており、初期値は 10 (DEFAULT-TABLE-SIZE) です。もし、同じ優先度をもつホームエージェント情報の数が table-size の値より大きければ ( 776 行目 ) 、 778 行目で一時領域を 2 倍に拡張します。新たに確保した一時領域に過去の情報をコピーし ( 785 行目 ) 、旧い一時領域を 786 行目で解放します。 787 ~ 788 行目で一時領域を示すポインタを更新し、一時領域のサイズを示す table-size も 2 倍にしておきます。 tablep [index + + ] = haptmp ; 790 791 } 790 行目で、一時領域にホームエージェント情報へのポインタを十常内します。内側のループを抜けると、一時領域には同じ優先度をもつホームエージェント情報へのポインタが配列として内された状態になります。図 10 に一時領域とホームエージェント情報の関係を例示します。図 11 の hal-swap-preference-order() は、引数として渡された 2 つのホームエージェント情報を入れ替えます。 794 行目では、入れ替えるホームエージェント情報の片方 99

3. UNIX MAGAZINE 2004年9月号

連載 / Pe 日活用のヒントの 8 図第同函 ! 1 フルい編集 0 ! まま示也守物知りツをツい ! : アドレス ( 0 ) 、」 ngs*hi mazu* My 000 Ⅲ第 en ¥ 2 4 ¥田¥ p に h 引 lo を一 hellotk. plw ぐ能に容同 He 胸 . W は OK ロ X ロー図 9 hellotk. plw の実行結果アドレス ) ) ngs*hi ma ¥ My Doc Ⅲれ en ¥ 2 ロロ 4 靼 7 ¥ pe 日 ! を hel lotk.pl プロンプト・ウインドウは現れない。正直にいうと、私は 6 月号の記事を書いた時点では wperl.exe があることを知らなかった。そのため、 6 月号では perl.exe でコマンドプロンプト・ウインドウが出ないようにする方法として、 Cygwin の run. exe を使う方法を紹介した。お恥すかしいかぎりである。クリップポードの画像をファイルに保存する本題のプログラム save-cb-image. plw の説明に入ろう。作成した理由文書や Web ページに画面イメージを貼り付けることがあると思うが、私はこの連載の執筆でも会社の仕事でも、しばしは画面イメージを貼り付けている。そして、その作業に不便を感じていた。 Windows での画面イメージの月幻囚みは、通常は以下の手川頁でおこなう。 1. 画面イメージとして取り込みたいウインドウをアクティプな状態にして、 Alt 十 Print Screen キーを押す。これで W ⅲ dows のクリップポードにそのウインドウの画面イメージカ陬り込まれる。 Helloa Wo 0 に perl. exe と wperl. exe の違いそれでは、 perl.exe と wperl.exe の違いをみてみよう。以下のプログラムを hellotk. pl という名前で保存し、フォルダ上でダブルクリックして起動すると、図 8 のようにコマンドプロンプト・ウインドウか表示される。 # ! perl —w use StriCt ; use Tk; my $main = MainWindow—>new ; $main—>LabeI(—text = > " He110 , Wor1d! ")—>pack; $main—>Button(—text = > ) OK ) —command = > [destroy = > $main] )->pack; MainLoop ; 一方、同じファイルを hellotk. plw という名前で保存し、ダブルクリックで起動すると図 9 のようになり、コマンド 107 UNIX MAGAZINE 2004.9

4. UNIX MAGAZINE 2004年9月号

連載 / ルーティング図 8 AS パスプリペンド ( 2 ) AS-path prepend AS 1 192.168.0.0 / 16 ÄS 2 10.0.0.0 / 8 信 ) のどちらにもこのような経路変更処理が適用できますが、図の例では特定の相手への出力で AS パスプリペンドを実行します。 AS 3 から 10.0.0.0 / 8 の経路 ( 自分自身への経路 ) を広告するとき、 AS 4 の IX 経由の EBGP ピアと AS 5 の EBGP ピアに対して AS パスプリペンドを実行すると、 ()S パスプリペンドが実行されない ) AS 4 の直孑妾続の EBGP ピアが受信する経路が、最短の AS パスリストをもつようになります。この様子を図 8 に示します。 ASAO スプリペンドが実行された糸各は、パスリストが { 3 、 3 } のように 1 つよぶんに長くなっています。 AS 4 は、 AS 3 から { 3 } と { 3 、 3 } のパスリストをもつ糸各を受信し、そのうちの 1 つを最善糸登各とします。図の例では、パスリスト長の短い { 3 } のほうを最善糸各としています。明確なポリシーカ駁疋されていなければ、一般的には AS パスリストが短いものを採用するため、通常はこのようになります。その結果、 AS 6 は { 6 、 4 、 3 } と { 6 、 5 、 3 、 3 } のパスリストをもつ 2 つの糸各を受信します。 AS 6 は、にれと矛盾する明確なポリシーがなければ ) 10.0.0.0 / 8 へのトラフィックを短いパスリストの糸各に従って AS 4 に送ることになります。 AS 2 への糸各 ( 192.168.0.0 / 16 ) についても、同様の操作をおこなえば AS 3 の糸各とはまったく独立に制御できます。 AS 6 から AS 3 への糸各は AS 6 → AS 4 → AS 3 としたまま、 AS 6 から AS 2 への糸登各は AS 6 → AS 5 → AS 3 → AS 2 となるようにすることができます。 AS パスプリペンドは、特定の相手および経路に対して実 AS3 、 3 3 603 6633 Ⅸ 3 AS 5 AS 4 5 3 3 4 3 AS 6 UNIX MAGAZINE 2004.9 行できるため、各組織の柔軟なポリシーを実現するきわめて強力な機能です。もちろん、現実のネットワークでは中間ノードとなる AS 4 や AS 5 の複雑なポリシーがあるため、このようなポリシーの実現が困難な場合もあります。実際のトラフィックが通る経路は、 AS 3 のポリシーだけではなく、中継するすべての AS のポリシーがかかわります。インターネット・トラフィックの糸各は、各 AS が BGP で実現するポリシーによって彳少に操作されます。それぞれの AS がどのような糸登各を受信し、糸各にどのような操作をするかは、 AS 細織間の交渉によって決定されます。 MULTI-EXIT-DISC 属性 Multiple Exit Discriminator の略で、さらに省略して MED と呼ばれる場合もあります。、、複数の出口を区別するもの " という意味の数値メトリックです。 AS パスリスト長など、経路に関するその他の優先度が同じだった場合、 AS のどちらの出口を優先するかを決めるために使われます。、、この属性はメトリック ( 距離 ) である " ということを憶えておくとよいでしよう。なぜなら、彳する LO- CAL-PREF 属性とは対照的に、 MED メトリックは、、小さい値のほうが優先度が高い " からです。 MED は、 AS パスリスト長での選択ができなかったときに初めて比較されます。 MED の影響範囲は 1 つの AS に限られます。また、 MED を設定した AS カ随う場合は、比較はおこなわれません。つまり、経路を広告する AS X と受信する AS Y があり、 X と Y に 2 つ以上の直 4 妾続があった場合だけ、この機能が意味をもちます。 X は、 Y への接続のそれぞれに対し、異なる MED を設定します。 Y では、異なる MED をもつ同じ糸各のどちらを優先するかを決めるときに MED を比較し、値が小さい糸響各を優先します。 AS パスプリペンドと同様、 MED も特定の相手に広告する特定の経路に対して独立にメトリック値を設定できます。また、 AS Y がこの経路をさらに別の AS に伝播する場合は、 AS X の MED は取り払われます。ここから、 MED は、、隣の AS に、特定の糸各カリ用する自 AS の入口を指定するためのもの " ということができます。図 9 に MED の例を示します。この図では、 ASX カ毅定する 2 つの MED 値 ( 500 と 100 ) が、 AS X と Y の 51

5. UNIX MAGAZINE 2004年9月号

連載 / 旧ルーティングべきかカ斗リ断できないのです。これは、 B と C が異なる組図 3 パスペクタ型アルゴリズム織によって管理されていることカ源因です。 AS 内部での終点 A に関するルーティング・メッセージの伝播国一一 - →一→ールーティングでは、同じネットワーク管理者が統一された単位のメトリックを利用するため、比較が可能です ()S A が B と C 向けに設定したメトリックは、相互に比較できます。なぜなら、両方とも ASA の方針のもとに決められたメトリックだからです。この場合は、両方とも 10 なので、 A → B と A → C の優先度は同じであるといえます ) 。ディスタンス・べクタ型とリンクステート型アルゴリズムには、このほかにも欠があります。 4 月号で RIP について説明した際に才甜商したように、デイスタンス・べクタ型アルゴリズムでは、無限カウント問題による経路ループが発生するおそれがあります。ルーティング・アルゴリズムのもっとも重要な仕事はループのない糸登各の言 t 算ですから、ディスタンス・べクタ型アルゴリズムは使えないことになります。リンクステート型アルゴリズムでは、計算するすべてのノードが、ルーティング・ドメイン全体のトボロジーマップを保持する必要があります。 AS 間ルーティングでは、 AS が 1 つのノードとなり、ドメインはインターネット全体となります。したがって、すべての AS がインターネット全体について、 AS レベルでのトボロジーマップをイ尉寺しなければならないことになります。さもないと、リンクステート型アルゴリズムでは AS レベルの最短糸登各カ第 - 算できません。執筆時点では、インターネットは約 18 000 個の AS から構成されています。ですから、インターネット全体の AS レベルのトボロジーマップを言当する LSDB を各ルータが保持し、トボロジーの変更に合わせて更新するのは非現実的です。 OSPF は数百ノードまでの規模のネットワークでの利用が推奨されていることからも分かるように、ンクステート型アルゴリズムでは現在のインターネットに対応できません。パスリスト A B A B C ルゴリズムカ吏われています。ノヾスペクタ型アルゴリズムは、ルーティング・メッセージのイ幻番に沿って糸各カ第 t 算されていくという点では、ディスタンス・べクタ型と同じです。ただし、ルーティング・メッセージ中のそれぞれの経路に、その経路が伝播される際に通過したノードのリストが含まれるところが異なります。ディスタンス・べクタ型では、糸各を ( 番する際にメトリックを 1 つ増やします。このため、各ノードは終点へのメトリック ( 距離 ) しか分からす、糸各ループを回避できません。これに対し、経由するノードのリストが経路に含まれるパスペクタ型では、経路がループしているかどうかは一目目尞然です。経由したノードのリストに、同じノードが 2 回以上現れていれば糸各ループです。このような糸各は、経路計算の際に簡単に除去できます。ループ回避に利用されるこのノードリストを、パスリストと呼びます。パスペクタ型アルゴリズムの動作概念を図 3 に示します。この図は、 A 、 B 、 C の 3 つのノードが数珠つなぎに接続された簡単なトボロジーになっています。終点 A に関するルーティング・メッセージはノード A によって生成さ楸 B 、 C と番していきます ( 図の上部 ) 。ルーティング・メッセージを受信したノードは、パスリストを検査します。パスリストに糸各ループがないことが確認できたら、自分のノードをパスリストのう頁に追加し、それを自身のパスリスト表 ( 経路表とは違うものです ) に保存します。次に、このノードは保存したパスリスト表のバスペクタ型アルゴリズムなかから、最善のパスリストをもつ経路を経路表に追加します。経路表に取り込まれたパスは、ほかのノードへイ番 AS 間ルーティングにはディスタンス・べクタもリンクステートも適用できないため、新しいアルゴリズムが必要されます。図 3 では、それぞれの終点に対するパスリストは 1 つしかないので、受信したパスリストは即座に糸各表でした。そこで、ディスタンス・べクタ型アルゴリズムをに取り込まれ、ほかのノードに伝播されます。各ノードは変更したンヾスペクタ型アルゴリズム " が開発されました。最終的に図の下部のようなパスリストを保持することにな全界共通の EGP として利用される BGP には、このア 47 UNIX MAGAZ 工 NE 2004.9

6. UNIX MAGAZINE 2004年9月号

連載 /FreeBSD のブートプロセスをみるスピーカー図 2 8254 プログラマブル・インターバルタイマー ( ビン配置と内部プロック図 ) D7 D6 D5 D4 D3 D2 DI DO C LKO 0 UTO GATEO GND 1 12 8254 24 13 制御レジスタ SC RW Mode SC : カウンタ選択 00 = カウンタ 0 Vcc WR RD CS AO CLK2 0 UT2 GATE2 CLKO GATEO OUTO OUTI GATEI CLKI CS RD WR AO AI 内部バス = リードノヾック・コマンド CLKI GATEI OUTI ↑ RW : 読み書きモード選択 00 = カウント値ラッチ 10 = 上位 8bit の読み書き Mode: カウントモード 000 = lnterrupt on TerminaI Count 001 = Hardware Triggerable One-Shot 01 = カウンタ 1 10 = カウンタ 2 01 = 下位 8bit の読み書き 1 1 = 1 6bit の読み書き xl 0 = Rate Generator 100 = Software Triggered Strobe BCD : カウンタ・フォーマット xl 1 = Square Wave MOde 101 = Hardware Triggered Strobe 0 = バイナリ図 3 8254 の入出力 PO RTB Vcc レ 0 バス 1 = BCD ( 10 進 4 桁 ) GATEO GATEI GATE2 8254 100Hz OUT2 OUTI 0 UTO 旧 QO 8259A INTR DRAM リフレッシュ回路 CPU 1 193 , 182HZ CLKO CLKI CLK2 76 D0—D7 C LK2 GATE2 OUT2 ノ、ンドラ割込みべクタ 32 IDT UNIX MAGAZINE 2004.9

7. UNIX MAGAZINE 2004年9月号

文房具としての図 14 pkgsrc の内容 # cd /usr/pkgsrc 津載最 06 # 1s CVS Makefi1e Packages . txt README archivers audiO benchmarks biology bootstrap c ad chat C omms crOSS databases devel distfiles doc editors emulators finance fonts 図 15 pkgsrc/editros の内容 # cd /usr/pkgsrc/editors # 1s CVS Makefi1e TeXmacs elvis elvis—xll emacs games geography graphics ham inputmethod lang licenses mail math mb one meta¯pkgs lyx-qt lyx—xforms manedit sam speedbar ssam m 1 S C multimedia net neWS packages parallel pkgchk. conf pkgchk. conf . 01d pkglocate pkgtools tamago ted ted—cs VIgor pr int security shells sysutils templates textproc time WWW X11 VIm vim¯gtk vim—gtk2 emacs—noxll emacs—packages emacs20 leim 1eim20 lp e CVS を利用する場合は、 OS のソースツリーや xsrc を取得した場合と同じように、以下のコマンドを実行します。 # cd /usr # cvs —d :pserver: anoncvs@anoncvs . NetBSD. org: - # cvs update —dP # cd /usr/pkgsrc アップデートは以下のようにします。 /cvsroot checkout —P pkgsrc FTP で取得するファイルは pkgsrc. tar. gz です。ファよい方法かもしれません。す。 CVS はなにかと時間がかかりがちなので、なかなかデートするときは CVS を利用する、という方法も使えまのなので、最初に取得するときは FTP で、次からアップんが、 CVS で取得したものを tar. gz 形式にまとめたもす。もちろん、その時点での最新バージョンではありませ定期的に pkgsrc が tar. gz 形式としてまとめられていままた、 NetBSD およびそのミラー FTP サーバーには、 148 ・ ftp://ftp.NetBSD.org/pub/NetBSD/ イルの所在は以下のとおりです。 NetBSD-current/tar-files/ 取得したら展開しておきましよう。 # tar zxvf pkgsrc . tar ・ gz —C /usr 使いたい / ヾッケージをみつけよう pkgsrc のファイルを取得したら、なかをみてみましょう。図 14 のように、何やらたくさんのディレクトリがありーこに表示されているディレクトリは、パッケーますね。ジのおおまかなカテゴリーです。たとえば、エデイタをインストールしたければ、 editors というディレクトリのなかから、実際のパッケージに対応するディレクトリを探します ( 図 15 ) 。用意されているパッケージは、現在のところ約 5000 にものほります。こんなにたくさんのパッケージのなかから、自分の使いたいものをどうやって探せばいいのでしょうか。前述のようにパッケージはアプリケーションのカごとに整理されているので、それをヒントに探しテゴリーていくのもいいかもしれません。しかし、パッケージの索引があればもっと便利です。 UNIX MAGAZINE 2004.9

8. UNIX MAGAZINE 2004年9月号

連載 /UNIX Communication Notes 図 4 負荷分散装置を多孱爿ヒしたアクセスの土勤勺分散大阪負荷分散装置 195 サ。東京負荷分散装置負荷分散装置第鋼第第第第をクライアントクライアントクライアント一方、 DNS を使う方法は、 AS を越えたところでも実装・クライアントからのアクセスを受けるサーバーできる。これは、 DNS で 1 つのサーバー名に対して複数サーバークラスタの A レコードを対応させ、問合せを受けるたびに異なる A の 2 つをいかに分散させるかである。レコードを結果として返す、いわゆる、、 DNS ラウンドロビアクセスを受けるサーバーの分散ン (DNS round robin)" と呼ばれる手法である。複数の A レコードについては、地理的に分散した地にサーバークライアントからのアクセスを分散させる代表的な方法を配置すれば、クライアントからのアクセスを分散させるには、次のようなものがある。ことができる。この手法は、最近は - ヨ殳的におこなわれる・ anyc ast の利用ようになってきている。・ DNS による複数サーバーへのう攵誘導クラスタの分散 anycast を利用する方法では、同一の IP アドレスを割り地理的分散を実現するもう 1 つの要素が、サーバークラ当てたサーバーを複数用意してネットワークに接続し、経スタ単位の分散である。これは、負荷分散装置の多段化に路制御を正しくおこなうことで、クライアント側から糸各よって実現するケースが多い。図 4 に示したように、地理的に近いサーバーに誘導する。あるサーバーがダウンした的に離れた 2 カ所にの例では東京と大阪 ) に置いたクラ場合には、そこへの糸各は無効になり、トラフィックは稼スタを指し示すような負荷分散装置を用意し、負荷分散装動中のほかのサーバーへ誘導されるという便利な機構であ置の多段化によって分散の度合いを高めようというものでる。この方法は同一の AS (Autonomous System) のなある。この場合、負荷分散装置間での通信を前述の Eth- かで用いられることが多く、実装は比較的簡単である。図 ernet 転送型でおこなうのは難しいので、通常はレイヤ 3 3 に、 anycast の概念的な構成を示す。ネットワークに接 NAT 型で設定する。続された 2 台のサーバーが同じ IP アドレスをもっている状況を意図的に作りだすのが anycast のミソである。そバックエンド・サーバーの分散して、図の例では 192.218.1.0 / 30 の糸各をアナウンスすデータは、最終的にはバックエンド・サーバーに蓄積されば、ネットワーク内での anycast を使う用意ができる。 43 UNIX MAGAZINE 2004.9

9. UNIX MAGAZINE 2004年9月号

文房具としての図 12 X サーバーによる自動生成 # XFree86 —configure ( 一瞬画面が切り替わる ) XFree86 detected your mouse at device /dev/wsmouse . PIease check your config if the mouse is still ot operational , as by default XFree86 tries tO autodetect the protocol . Your XF86Config file is /root/XF86Config. new To test the server, run 'XFree86 —xf86config /root/XF86Config ・ new' るときには、このオプションはトラブルのもとになることがあります。時間がかかっても -u を付けずにすべて作りなおすことをお勧めします。ビルドが終ったら、「ユーザーランドのアップデート」の節で説明したのと同じようにインストールしましよう。もちろん、 -x オプションを忘れずに付けてください。 # cd /usr/src # . /build . sh —x install=/ Copying set ・・・・・・のところで xbase や xcomp 、 xfont 、 xserver の文字か現れればインストールは完了です。言綻しよう最近の X は、設定ファイルがなくても起動する仕組みが導入されました。しかし、これは XF86Config でいうところの、、 Device " セクション、すなわちビデオまわりに関してだけのようです。 NetBSD ではポインタデバイスとして wsmouse を利用していますが、これをみつけることができずに起動できません・・というわけで、設疋ファイルを用意しましよう。設疋ファイルを生成するには、自分ですべて用意する ( ! ) ほかに、以下のツールを利用する方法があります。・ X サーバーによる自動生成・ xf86config ・ xf86cfg 最初の方法は、 x サーバー自体が自動的にハードウェア構成を認識して、設疋ファイルを生成してくれるというものです 8 。 2 番目は、 xf86config というツールを利用して 8 これが可能であれは第定ファイルなしの走」も簡単にできそうですが、ちょっと眺めたかぎりでは、定ファイルの自動生成と言ファイルなしの走」では、まったく違うカ式でハードウェアを認識しているようです。 146 生成する方法です。これは図 10 のように、 CUI (Char- acter User lnterface) べースで設疋していきます。最後の方法は、 xf86cfg9 というツールを利用するもので、 GUI (Graphical User lnterface) べースで設定を進めていきます。設疋ファイルがない状態で起動すると、図 11 のように X か起動してツールカれます。設定の初期値は、最初の X サーバーによる自動生成で生成されたものになり、さらに細かな設定を加えていくことができます。また、すでに設疋ファイルがある場合は、その設疋ファイルを変更していくことになります。こでは、お手軽に X サーバーによる自動生成を試してみましよう 10 。 /usr/X11R6/bin にパスが通っていることを確認したら、図 12 のようなコマンドを実行してみてください。一瞬画面が切り替わったあと、そのまま終ってしまったようにみえるかもしれませんが、心配は無用です。コメントを見ると、「 /root/XF86Config. new にあるから試してや ~ 」と書いてあります。言われたとおりに試してみると・ # XFree86 -xf86config /root/XF86Config ・ new ( 画面が切り替わる ) 図 13 のようになりましたか ? 味もそっけもない画面ですが、これで大成功です。 exit して X を終了し、設疋ファイルを所定の位置にコピーしておきましよう。 # cp XF86Config. new /etc/X11/XF86Config 9 xf86config と似ていて紛らわしいです 10 といいつつ、私がふだん使っているのは CUI の xf86config だったりし。でも、計ます。たんに昔から使ってるからというだけの理由ですが・算機を乗り換えるたびに言きを作りなおさなくてはならないので、そろそろ自動生成にしようかとも思っています。 UNIX MAGAZINE 2004.9

10. UNIX MAGAZINE 2004年9月号

図 3 圧縮属性をカラーで表示する言聢全般表示ファイルの種オフラインファイルーフォ井ダの表示このフォルダに使用している表示方法朝細表示や並べて表示など ) をすべてのフォルダに通用できます。図 4 スパーステータの圧縮によるキ厖里ファイルサイスとー里ファイルサイスの違い 0 VC N フォルダオプション ②区 3 2 1 1 12 7 1 10 1 1 1 109 LC N 6 4 5 詳細設定曰フォルダとデスりトップの項目の説明をポップアップで表示する曰フォルダのヒントにファイルサイズ情報を表示するロマイコンビューダこコントロールバネルを表示するロログオン時に以前のフォルダウインドウを表示する団各フォルダの表示設定を保存する団簡易ファイルの共有を使用する能奨 ) ロ縮小版をキャッシュしない団登録されている拡張子は表示しないロ号物プロセスでフォルダウインドウを問く論理的なファイルサイズ物理的なファイルサイズ睹号化や圧縮された NTFS 方イルをカう、一で表示る 9 8 253 254 255 256 14 1 3 12 既定値に戻す ( 旦 ) 〔ュコーコー 332 333 334 335 ラの表示メニューから、、詳細表示の設定 " を選び、、、属性 " : イ磨誤クラスタ番号 ) が 0 から 19 までのデータだが、このをチェックする。これによって、工クスプローラで詳細表うち、 VCN 4 ~ 7 と 12 ~ 15 の合計 2 工クステント ( ラ示をおこなった場合、ファイルの属性欄に圧縮されているン ) についてはデータが空なため、実際にはクラスタは割ことを示す、、 C " という文字が表示される。り当てられていない。アプリケーションがこのようなファェクスプローラには、属性を色分けして表示する機能もイルを読み込むと、ファイルシステム・ドライバは VCN ある。これを利用したいときは、工クスプローラのツールごとに言囚みをおこない、クラスタが割り当てられていなメニューから、、フォルダオプション " を選ぶか、コントローいことが分かるとアプリケーションに対して、、データがなル・パネルで同じく、、フォルダオプション " を開き、、、表示 " い " と通知する。一方、アプリケーションからスパースデータブで、、暗号化や圧縮された NTFS ファイルをカラーでタに該当する領域に書込みがおこなわれた場合にはクラス表示する " をチェックする ( 図 3 ) 。タを割り当て、通常と同様にデータを書き込む。また、引数に対象のファイルやフォルダを指定してこの結果、図 5 に示すように、実際には 3 つの工クステ COMPACT コマンドを実行すると、それぞれの圧縮状態ントのみにクラスタが割り当てられる。したがって、論理 ( 圧縮の有無や圧縮率など ) カ俵示される。的にはファイルカ甘旨示したファイルサイズカ尉寺されるが、 NTFS 圧縮の仕組み物理的なファイルサイズはスパースデータの部分を除いた NTFS には、、、スパースファイル " と呼ばれる圧縮機能ものになる。もある。これは、循環ログやデータベースなどのアプリケスパースファイルを作成するには、 DeviceIoControl() ーションのデータなど、多くの領域が空であるファイルにで FSCTL-SET-SPARSE を指定する。対して、実際にデータが書き込まれていない領域にはクラこまでに、 NTFS において、未使用領域の多いファスタを割り当てないように指定するものである。このようイルを圧縮する手法を説明したが、もちろんスパースデーなファイルを、スパース (sparse= 疎 ) ファイルと呼ぶ。タ以外の領域も圧縮できる。 NTFS のファイル圧縮では、これを効果的に使うことによって、クラスタの肩活用がファイルデータは 16 クラスタ単位に分割される。そして、可能になる。その 16 クラスタごとのデータを圧縮した場合、すくなくとも 1 クラスタぶんのデータ領域が節約できるかを解析す NTFS の圧縮手法の 1 つは、このスパースデータをファイルから削除することである。たとえば、図 4 のファイルる。そして、節約できなければ、圧縮せずにそのままのデーでは、 MFT レコードは VCN (Virtual Cluster Number タとしてイ尉寺する。 16 17 68 UN 工 X MAGAZINE 2004.9