entry - みる会図書館

1. UNIX MAGAZINE 2006年3月号

ロプログラミンク・テクニック多治見寿和 newsysIog(5) 前回は、設疋ファイルの内容から処理対象のログファイルに関する部分を検出する get-worklist 関数を紹介しました。この関数は、設定ファイルに記述された情報から、処理対象となる可能性のあるファイルを抽出します。ただし、実際に処理をおこなうかどうかは判断せず、判断を示すェントリだけを取り出すものです。今回は、取り出した情報をもとに処理すべきかどうかを判断し、実際の処理もおこなう do-entry 関数をみていきましよう。 d0 entry 関数 1 月号では、 main 関数をたんにローテートなどの処理をおこなう関数として紹介しました。しかし実際には、処理が必要かどうかを調べ、必要な場合にのみ処理を実行する関数となっています。 do-entry 関数が引数として受け取るのは、 conf-entry 構造体へのポインタです。これはちょうど get-worklist 関数カす値と同じです。 get-worklist 関数は、処理が必要なファイルに対応したエントリのリストを返します。のエントリのリストは、 conf-entry 構造体を使って表現されています。 conf-entry 構造体には次の要素を指すための next メンバーがあり、これをたどることで頂に次の要素をたどっていけます。リストとして扱うには、 conf-entry 構造体へのポインタ型を操作することになります。 do-entry 関数はこのリストを引数にとっているようにみえますが、実際には 1 つのエントリを処理するだけです。たしかに conf-entry 構造体へのポインタはリストとして扱えますが、たんなる構造体へのポインタとしての意味も UN 工 X MAGAZINE 2006.3 もちろんあります。 do-entry 関数は、引数を構造体へのポインタとして扱います。そのため、すべてのエントリを処理するには、 do-entry 関数を呼び出す側でループを作る必要があります。そこで、 main 関数では次のようなループ構造を作っていました。 while (p) { free—or-keep = do—entry(p) ; p = p->next ; if (free—or—keep = FREE_ENT ) free—entry(q) ; 変数 p には、 get-worklist 関数により返されたリストが格納されています。これを引数として do-entry 関数を呼び出せば、ちょうどリストの先頭要素を処理することになるわけです。そこで、処理を終えたときに変数 p を次の要素を指すように変更し、要素カっているあいだはループを続けるかたちになっています。一方、関数の戻り値としては fk-entry 型の値を返します。この型は列挙型で、 FREE-ENT と KEEP-ENT のいずれかとなっています。工ントリの処理がすべて終っていればそのエントリは削除できるので、その場合は FREE- ENT を返します。しかし、ファイルの圧縮などの処理カっていると、エントリを参照しなければならないため削除できないケースがあります。このような場合には KEEP- ENT を返し、エントリを削除してはならないことを示します。 do-entry 関数内でおこなう処理は、エントリの解釈の方法に依存します。 1 つのエントリには、この値を超えるとローテーションを実行するサイズ、時間単位のローテーション間隔が格納されています。これらの条件は、 1 つの 81

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工ントリで両方が指定されている場合もあります。その際は、いずれかの条件が満たされたときにローテーションを実行することになっています。逆にいうと、処理をおこなわないのはすべての条件が満たされないときです。これらに加えて、ローテーションを実行する時刻が格納されていることがあります。この場合には、ほかの条件を満たしていても、指定された時刻にならないと処理はおこなわれません。処理をおこなわないことが分かれば、すぐに関数を終了できます。この場合にはエントリを削除してかまわないので、 FREE-ENT を返すことになります。逆に、処理しなければならない場合には、 do-entry 関数という名前が示すとおり、実際にローテーション処理もおこないます。このとき、ファイルの圧縮処理カっていれば、エントリを残す必要があるので KEEP-ENT を返し、圧縮しない場合には FREE-ENT を返してエントリを削除してもらいます。 d0 ー entry 関数のソースコード関数の動作が分かったところで、いつもどおりソースコードをみていきましよう。 do-entry 関数は、 newsyslog ・ c ファイルの 440 行目付近から始まっています。局所的に利用するマクロさきほど紹介したように、関数の戻り値は fk-entry 型で、引数としては conf-entry 構造体へのポインタをとります。 static fk—entry do—entry (struct conf—entry * ent) 関数の開始直後には、次のようなマクロ定義があります。ォルト値を設定するという方法もよく用いられます。この場合には、最初の定義の部分をたとえは次のようにします。 #ifndef REASON_MAX # define REASON_MAX #endif / * REASON_MAX * / 80 #define REASON_MAX 80 このマクロは関数の内部でのみ使用するため、局所的な疋義という意味も含め、ここで定義しています。局所的に利用されるマクロなので、関数を抜けたあとは不要になります。そのため、関数の末尾で次のようにマクロの定義を無効にしています。 #undef REASON_MAX このような局所的な定義では、あらかじめ値が定義されているときにはそちらを使い、定義されていなければデフ 82 これは、 ifndef で REASON-MAX が定義されていない場合を調べ、その場合にのみ値を定義するという方法です。 C 言語のソースコードでは、インデントを使って入れ子構造を表しますが、 ifdef などのプリプロセッサ命令で条件判断をおこなう場合には、インデントが用いられることはあまりありません。これは、プリプロセッサ命令が、、行頭から " 始まっていなければならないという決まりがあるためです。ただし、インデントがまったく使われないわけではありません。たしかに、プリプロセッサ命令は行頭に # 記号がなければなりませんが、上の例のように、その後ろの部分には空白文字を含めることができます。 # の直後に置く空白文字の数を調整すれば、インデントを入れることが叮能なわけです。さらに、上記の例では endif の行に、どの ifndef に対応するものかが分かるようにコメントを付けています。の例のような短いコードであればよけいに思えるかもしれませんが、長いコードを括っているときなどにはたいへん肩効です。 C 言語の場合、通常は中括弧の対応を調べれば、有効範囲がどこまでかはすぐに分かります。ェデイタにもそれを調べる機能があるのが普通です。しかし、 ifdef などの有効範囲は簡単には分かりません。プログラムを読みやすくするためには、このような工夫も大切です。 do-entry 関数のソースコードでは、不要になったマク口を無効にしていました。これと同じようなコードにしたいと思うかもしれません。しかし、あらかじめ値が指定されていた場合には、無効にしてしまうと別の問題が生じるかもしれません。もともと定義がなかった場合にのみ無効にできるというのか想でしよう。これを実現するには、マクロを 1 つだけ使う方法では困難です。というのも、マクロは実際の値を保持するために使っていますが、そのほかに、あらかじめ値が指定されていたかどうかの情報を保持する必要があるからです。これは、もう 1 つ別のマクロを用いることで、たとえは次のように簡単に実現できます。 UNIX MAGAZINE 2006 . 3

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図 4 system-call() はレジスタの内容をスタックに保存する EBX ECX EDX ESI EDI EBP EAX DS ES EAX EIP CS EFLAGS ESP SS syste m_call() int 0X80 CPU が割込みハンドラを呼び出すときには、いくつかのレジスタの内容をカーネルモード・スタックに待避させます ( 図 3 ) 。しかし、それ以外のレジスタに対しては何もおこないません。 CPU カ舸もしてくれないからといって、消えてよいわけではありません。それらのレジスタの内容は、 int 命令を実行する直前の状態を表すコンテキストの一部であり、どこかに保存しておく必要があります。そして、カーネルからユーザーモードに戻るときに、もとの状態に戻さなければなりません。そこで system-call() は、最初にそれらのレジスタの内容をスタックに待避させます。この段階でのスタックの様子を図 4 に示します。スタカ嶝場する理由はあとで説明します。ここでは、 EBP レジスタがプロセスの状態を管理する構造体を指すことだげ億えておいてください。 230 行目ではプロセスのた態フラグを調べ、システムコールのトレースが指示されているかを判断します。もしフラグがセットされている場合は、 syscall_trace_entry() へジャンプします。 232 ~ 233 行目では、システムコール番号の有効性をチェックしています。 232 行目の nr_syscalls は、コンパイル時に、、 294 " に置き換えられます。この数字は、 Linux カーネルで定義されているシステムコール番号の上限を表します。 0235 : 0236 : 0237 : 0238 : 0241 : 0242 : 0243 : call *sys-call—table( , %eax, 4 ) movl %eax, 24(%esp) # 戻り値 syscall—exit : cli # 割込み禁止 movl TI-f1ags(%ebp) , %ecx testw $—TIF_ALLWORK_MASK , %cx Jne syscall—exit—work 0227 : 0230 : 0231 : 0232 : 0233 : movl $—THREAD_SIZE, %ebp andl %esp , %ebp testw $ 0X181 , TI_f1ags(%ebp) Jnz syscall—trace_entry cmpl $(nr—syscalls) , %eax J ae syscall-badsys 227 行目では、カレントプロセスのプロセス・デスクリプタへのポインタを EBP に設疋します。 90 こで ESP レジ 235 行目の sys-call-table は、各システムコールのサービスルーチンのアドレスが本内されているテープルです。このテープルも entry. S て疋義されています。 IA-32 のイ反想アドレスの大きさは 4 バイトなので、システムコール番号 (EAX レジスタの内容 ) を 4 倍した値をインデックスとし、 sys-call-table から取り出したアドレスを呼び出します。システムコールを実装するサービスルーチンは、 EAX レジスタに戻り値を格納して戻ると決まっているので、この値をスタック上に保存されたレジスタ値 ( 図 4 ) に上書きします。 ESP の内容に 24 バイト加えたところは、 226 行目で EAX の内容を待避させた位置を指しています。そして、の値はユーザーモードへ戻るときに 256 行目の pop 命令によって EAX にロードされます。 241 ~ 243 行目では、プロセス・デスクリプタを調べ、以下の状態を表すフラグのどれかがセットされていれば、 syscall-exit-work() へジャンプします。再スケジュールを促す。・システムコールをトレースする。保留中のシグナルがある。 UNIX MAGAZINE 2006 . 3

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特集 V Linux のプロセス [ 3 ] 図 3 害盻入みとスタックのえユーザーモードスタック図 2 カーネルモードに入るためのゲートスタックが伸びる方向カーネルモードスタックスタックポインタ→ - EIP が CS 自割込み発生動・←前のスタック EFLAGS 的ポインタ ESP 待 SS させるユーザープロセスカーネルユーザープロセス TSS espO ss0 ・割込みゲート・タスクゲートット値を CS および EIP レジスタにロードする ( 特権 Linux カーネルでは、トラップゲートを用いてシステムレベルが移行する ) 。コールを実装しています。そして、トラップゲートには、 Linux カーネルでは、べクタ 0X80 のゲート・デスクリ特権レベルを上げる際におこなうチェックのパラメータや、プタには system-call() のアドレスが設疋されています。実行ポインタのアドレス ( ェントリポイント ) などがカーこのため、 int 0X80 を実行した CPU は、 system-call() ネルによって登録されています。から実行を開始します。 int 命令によるべクタ 0X80 のソフトウェア割込みが発見慣れない言葉がたくさん出てきて面喰らったかもしれ生すると、 CPU は次の順でトラップゲートの処理をおこませんが、こでのポイントは、スタックポインタか哽新さないますれることと、 system-call() カ剛乎び出されることです。 1. IDT (lnterrupt Descriptor TabIe : 割込みデスクリの 2 点を頭に入れておきましよう。プタ・テープル ) から、 0X80 に対応するゲート・デス system-call( ) クリプタを読み取る。 2. ゲート・デスクリプタからセグメント・セレクタを読み system-call() は、すべてのシステムコールのエントリ取る。ポイントとなるサプルーチンです。そのコードは、以下の 3. GDT (Global Descriptor Table : グローバルデスクように arch/i386/kernel/entry. S で疋義されています。リプタ・テープル ) から、セグメント・セレクタに対応 ENTRY(system-ca11) 0224 : するセグメント・デスクリプタを読み取る。 %eax # システムコール番号を保存 0225 : pushl 4. セグメント・デスクリプタの権限をチェックする。 0226 : cld pushl %es 5. ゲート・デスクリプタの権限をチェックする。 %ds pushl %eax pushl 6. 特権レベルを移行させるため、 TSS の SS と ESP フィ pushl %ebp ールドが指すスタックへ SS と ESP レジスタの内容を pushl %edi pushl ブッシュする。その後、 TSS の SS と ESP フィールド pushl %edx の内容を SS と ESP レジスタにロードする ( 図 3 ) 。 pushl pushl %ebx 7. EFLAGS 、 CS 、 EIP の各レジスタの値をスタックにプ %edx movl $ (——USER-DS) , ッシュする。 movl %edx , %ds movl %edx , %es 8. ゲート・デスクリプタのセグメント・セレクタとオフセ 89 UNIX MAGAZINE 2006 . 3

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Mar. 2006 2006 年 3 月 1 日発行 ( 毎月 1 回 1 日発行 ) 第 21 巻第 3 号通巻 233 号昭和 63 年 9 月 5 日第三種郵便物認可ユニックス・マガジン仮想ストレージとしてのファイルシステム一理想的なファイルシステム・ストレージのモデル化・ファイルシステムの構造・ VFS の多層構造化三二・ラ。」のン幻ョ」じリっ住引せもプゴセ芳の第匕了天文学とリ N Ⅸ M 円プログラミングの基礎国立天文台のネットワークネットワーク回線の変更プログラミング・テクニック newsyslog—do_entry 関数リ N Ⅸ便利鮎 M00 引 e の活用法し inux のツールたち Mandriva Linux 2006 文房具としてのリ N Ⅸ プライベート認証局の構築

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} else if (ent—>hours く = (ent->flags & CE-TRIMAT) ) { ent—>rotate ァイルがみあたらない (modtime が負の ) 場合にはロー指定された時間以上使っているか、もしくは以前のログフ時間間隔が指定されている場合、現在のログファイルをローテーションの実行 ent—>rotate (modtime くの ) ) { ( (modtime > = ent—>hours) Ⅱ } else if ((ent—>hours > 0 ) & & - テーションをおこないます。ーションをおこなうかどうかが設疋されているため、そのに到達するまでに、エントリの rotate フィールドにローテ最後は実際にローテーションをおこなう処理です。 if (temp—reason[O] ! = if (ent—>rotate) { 値を確認してローテーションを実施します。 86 れらの処理の関係でエントリを削除できなくなることがあルを圧縮する準備を整えます。最初に紹介したように、なったり、必要であればシグナルを送る準備やログファイこの関数のなかで、ログファイルのバックアップをおこ free—or—keep = do—rotate(ent) ; お任せです。実際のローテーション処理は、 do_rotate 関数にすべてを出力するようにしています。ョンが指定されている場合には、どんな処理をおこなうか設疋されていなくても、実際の処理は実行しない一 n オプシ力するのはこれまでと同様です。さらに、 verbose 変数が続いて、 verbose 変数の値にもとづいてメッセージを出必要があるのです。り当てる前に、文字列を十帑内するのに必要なサイズを知るントリ用として使う領域を最小限に抑えるため、領域を割にコピーするのは二度手間にみえるかもしれませんが、工 son という一時変数に設疋してから r-reason フィールドの r-reason フィールドにコヒーしています。 temp-rea- まず、ローテーションする理由を示す文字列を、エントリ temp—reason) ; ent—>r_reason strdup ( 疇 - るため、削除してよいかどうかを戻り値として返すので、それをそのまま do-entry 関数の戻り値として使います。ローテーションをおこなわない場合には、 verbose 変数の値にもとづいて、このログファイルを無視する旨を出力します。 } else { if (verbose) printf ( ”ーー > , skipping\n" ) ; return (free—or—keep) , 最後に、 free-or-keep 変数の値を戻り値として関数を終了します。今月は、前回とりあげた、処理対象となるログファイルに関するエントリのリストを取り出す get-worklist 関数に続き、実際にローテーションをおこなうかどうかを判断する do-entry 関数を紹介しました。関数の内容としては判断をおこなうだけですが、内部で do-rotate 関数を呼び出すことにより、関数の終了時にはローテーション処理も実行されます。ローテーションをおこなうかどうかは時刻と時間間隔とサイズの 3 つの条件により判断しますが、時刻がもっとも優先順位カ皜く、これカ甘旨定されていると、ほかの条件を満たしていても、時刻の条件が満たされないかぎり口一テーションは実行されないようになっています。この優先順位の関係を文章だけで説明するのはなかなか骨の折れる作業ですが、今回はソースコードをみながら順に追っていったので、どういう条件のときにローテーションがおこなわれるかがよく分かったのではないでしようか。 ( たじみ・ひさかず ) ☆ UNIX MAGAZINE 2006 . 3

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く、 pt-regs 構造体 ( 図 5 ) の大きさである 60 バイトを引くことになります。 456 行目の childregs は、カーネルモード・スタックの底にびったり合わせて pt-regs 構造体のデータを書き込めるアドレスを指します。そして、 467 行目では、 childregs から 8 バイトを引いたアドレスを設定しなおします。つまり、図 7 に示したように 8 バイトの余白を作ります。この余白はあまり重要ではないので、気にしないで読み進めましよう。 469 行目では、システムコールからユーザーモードへ戻るとき、 EAX レジスタにロードされる値を 0 に設定しています。 fork や clone システムコールを発行した場合、子プロセス側の戻り値が 0 になるのはこの値が返ってくるからです。 470 行目では、子プロセスカ吏用するユーザーモード・スタックのアドレスを設疋しています。 0129 : 0130 : andl %esp , %ebp popl %eax Jmp syscall—exit 0472 : 0473 : 0474 : 0475 : 0515 : 0521 : 0522. p—>thread. esp childregs ; p—>thread. espO = childregs + 1 ; p—>thread. eip = ret—from—fork; return err ; 472 行目と 475 行目では、前回説明した switch-to() により ESP と EIP レジスタにロードされる初期値を言定しています。このため、スケジューラによって子プロセスが選択されると、子プロセスの第一歩は ret-from-fork() から始まります。同様に 473 行目では、 --switch-to() によって TSS の espO にロードされるアドレスを設疋しています。 ret-from fork() ret-from-fork() は、新たに生成されたプロセスカ働き出す直前に最後の仕上げをおこなうサプルーチンです。コードは、 arch/i386/kernel/entry. S で次のように定義されています。 0125 : 0126 : 0127 : 0128 : 98 ENTRY (ret_from-fork) pushl %eax ca11 schedule_tail movl $—THREAD_SIZE , %ebp 前回、説明したように、スケジューラカ噺しく生成された子プロセスを選択すると、プロセスを切り替えるために context-switch() を呼び出します。そして、 context- switch() は、スタックに ret-from-fork() のアドレスをブッシュしてから --switch-to() へジャンプします。最後に、 --switch-to() が ret 命令を実行すると、スタックから ret-from-fork() のアドレスが EIP レジスタにロードされます。ここまでが、プロセスを切り替えるための処理です。 --switch-to() では、 prev プロセスへのポインタを戻り値として返します。その戻り値は、 EAX レジスタに帑内されています。 126 行目では、 schedule-tail() に渡す引数 (prev プロセスへのポインタ ) をスタックにブッシュしています (schedule-tail() については彳します ) 。 128 行目では、カレントプロセスのプロセス・デスクリプタへのポインタを EBP に設定します。 129 行目では、 126 行目で移動させたスタックポインタの位置をもとに戻しています。 130 行目からジャンプしている syscaILexit() では、さきほど述べた、カーネルモード・スタックに待避されたレジスタをロードしてユーザーモードへ戻る処理をおこないます。文字の説明だけでは分かりにくいかもしれないので、親プロセスと子プロセスの処理の流れを図 8 に示しました。親プロセスは int 0X80 を実行するとカーネルモードへ移行し、 system-call() へジャンプします。このとき、部のレジスタの内容は自動的に、残りのレジスタは sys- tem-call() によってカーネルモード・スタックに待避されます。システムコールのサービスルーチンを呼び出したあとで、カーネルモード・スタックからレジスタの内容を口ードし、さらに iret 命令カラ長りのレジスタをロードして、ューザーモードへ戻ります。このとき、制御は int 命令の次の命令へジャンプします。一方、子プロセスのほうは、スケジューラに選択されるまでランキューのなかで待ちます。その後、スケジューラ UN 工 X MAGAZINE 2006 . 3

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UNiKNF ( 0 n t e n t s 2 0 0 6 / 0 3 [ 特集 ] 26 仮想ストレージとしてのファイルシステム奥山健一長い歴史をもちながら軽視されている仮想化技術が、ファイルシステムである。ストレージを仮想化する技術としての機能に焦点を絞り、詳細に解説。ストレージのモデル化をおこない、理想的なファイルシステムの構造について考えていく。し inux のプロセス白崎博生今回はまず、プロセスとスレッド、タスクの概念、システムコールの働きについて説明する。続いて、し inux カーネル 2.6.13 のソースコードに沿って、プロセスを生成する fo 「 k システムコール、終了させる exit システムコールにおける処理を解説する。 87 連載 UNIX Communication Notes ・・・・・・山口英情報資産の運用管理ネットワーク・ミニ実験室・・・・・・荒井美千子 BIND9 の Dynamic Update 国立天文台のネットワーク・・・・・・大江将史ネットワーク回線の変更文房具としての UN Ⅸ・・・・・・宮地利幸、森島直人プライベート認証局ーールート証明書の発行天文学と UN Ⅸ・・・・・台坂博 M 円プログラミングの基礎プログラミング・テクニック・・・・・・多治見寿和 newsyslog の d0 entry 関数 Pe 活用のヒント今津英世 RSS ファイルの生成 COVER, CONTENTS DESIGN, ILLUSTRATION ・ MORIYA, KAZUO (AUDREY THE DESIGN)

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プログラミング・テクニック・図 1 free-or-keep のネ殞用ヒとメッセージの出力 free—or—keep = FREE—ENT ; if (verbose) { if (ent->flags & CE-COMPACT) printf ("%s く %dZ> : else if (ent->flags & CE—BZCOMPACT) printf ("%s く %dJ>: else printf ("%s く %d> : #ifdef REASON_MAX # define REASON_MAX_LOCAL REASON_MAX #else / * REASON—MAX * / # define REASON_MAX_LOCAL 80 #endif / * REASON-MAX * / ent—>log, ent->log, ent—>log, ent—>numlogs) ; ent—>numlogs) ; ent—>numlogs) ; こでは、最後にマクロを無効にするという考え方を変え、ユーザーが定義する可能性のあるマクロの値は勝手に定義しないという方針にしています。上のコードであれば、この部分を通過しても REASON-MAX マクロの状態は変わらないため、別の部分に悪影響を与えることはありません。ただし、プログラム中で REASON-MAX-LO- CAL というマクロカ吏われていないことを確認し、 REA- SON-MAX カ吏用されている部分を REASON-MAX- LOCAL に変更するという手間はかかります。 do-entry 関数のソースコードに戻りましよう。続いて、関数の戻り値として用いる free-or-keep を初期化しています。さらに、 verbose カ痕の場合には、実行する処理に関するメッセージを出力しています ( 図 1 ) 。出力するメッセージは、ローテートしたファイルを圧縮 modtime = age—old—log(ent->log) ; ent—>fsize sizefile(ent—>log) ; sizefile 関数と age-old-log 関数を利用しています。次は、ログファイルに関する情報の取得です。これには、ファイルの作成する方法によって異なります。に面倒です。ログファイルの最終更新時刻を調べても、最ローテートした時刻を返します。この値を調べるのは意外 age-old 」 og 関数は、指定されたログファイルを最後にない場合には、一 1 を返します。ファイルのサイズとなります。指定されたログファイルがグファイル名を渡すので、こで返される値は現在のログロバイト単位で返します。引数として現在注目しているロ sizefile 関数は、引数で指定されたファイルの大きさをキ UNIX MAGAZ 工 NE 2006.3 後に更新された、つまり最後にログが追加された時刻を取得することになります。ファイルの作成時刻なら正しい情報が得られると考えるかもしれませんが、ローテーションを実施した時点で新しいログファイルを作成しているとはかぎりません。この段階ではファイルを作らず、あとでログを書き出す必要が生じたときに作成している可能性もあります。 age-old-log 関数では、ローテーションした旧いログが格納されているファイルの最終更新時刻を、最後にローテートした時刻としています。これを調べるために、ログファイル名の後ろに、、 .0 " カ咐いたファイルや、圧縮した際の拡張子の付いたファイルを検索し、その最終更新時刻を取得しています。戻り値としては、時刻そのものを返すのではなく、現在時刻との差、つまり現在のログファイルがどのくらいの期間存在しているかを表す値を 1 時間単位で返します。これらの値を取得したあと、エントリの rotate と first- rotate メンバーを 0 に初期化し、さきほと陬得したログファイルのサイズを表す fsize の値を調べます。 ent—>rotate ent—>firstcreate if (ent->fsize く 0 ) { この値が負の数となるのは、ログファイルがないときです。この場合には、オプションやフラグの値にもとづいてファイルを作成しなければなりません。この処理では、ファイルを作成しなかった場合にその理由をメッセージとして出力します。そこでまず、そのメッセージをイ尉寺づ - る temp-reason 配列を空文字列にします。 temp—reason [ 0 ] newsyslog コマンドの一 C オプションは、拓疋された回数によって未カ畯わります。 1 回の場合、設疋ファイルで C フラグが指定されているログファイルがファイルシステ 83