1

MUL

TICS

の34

ビット仮

想アドレス

Operating System

 201

6

186

10

0..001

10(=6)

60xC0

0

0..000

(=0)

0PF

2

クイズ解

答MULTICSで

の仮

想ア

ドレ

ス（

２進

）が

、000000000000000110

000000

0000100010

だと

する

（先

頭か

ら順

にセ

グメ

ント

番号

、ペ

ージ

番号

、オ

フセ

ット

とす

る）

時、

以下

の説

明文

の空

欄を

埋め

よ。

その

際に

カッ

コ内

の指

示に

従っ

た語

句又

は数

字で

答え

る事

。ペ

ージ

サイ

ズは4KBと

する

。セ

グメ

ント

番号

が６

であ

るの

で、

まず

その

セグ

メン

ト番

号の

セグ

メン

トデ

ィス

クリ

プタ

を参

照す

る。

ここ

では

その

内容

の上

位１

８ビ

ット

が000000110000000000

であ

った

とし

よう

。こ

の時

、こ

のセ

グメ

ント

のペ

ージ

テー

ブル

の開

始ア

ドレ

スは０

ｘ０

０C０

０で

ある

。こ

こで

仮想

ペー

ジと

物理

ペー

ジフ

レー

ムの

対応

がそ

れぞ

れ、(0,2),(1,3),(2,1),(3,X)

だっ

たと

する

（前

者が

仮想

ペー

ジ番

号）

と、

求め

るペ

ージ

は、

仮想

ペー

ジ番

号が

０で

ある

ので

ペー

ジフ

レー

ム２

にあ

る。

ここ

にオ

フセ

ット

を加

え、

最終

的に

アク

セス

する

アド

レス

は８

２２

６（

８１

９２

＋３

４）

０ｘ

２０

２２

になる。

0..010

0010

(=34

)

34 0x22

8192

0x20

00

8226

0x20

22

セグメント番号

ページ番号

オフセット

オペレーティングシステム

146.

3 ファイル

システムの

実装

（途

中）

6.3.

1 ファイル

システムの

配置

ファイルシステムはディスク上に置く

ディスクの多くは複数の区画に分割される

各区画はそれ自身がファイルシステムである

Operating System

 201

63

ブート情

報

区画

情報

OSをロードす

るプログラム

ファイルシステム

の重要な情報

ファイルシステム中

のファイル

実体

ファイル

システムと

OSロ

ード

ディスクのセクタ０は

”MBR

”と呼ばれ，コンピュータ

のブート時に，ロードする

OSに

関する情報を保持

M

BRに続く領域は区画テーブル

各区画の開始位置，終了位置を与える

テーブル

中に“アクティブ印

”が

あると，ブート時

にBI

OS

がこの

区画

から

OSを

ロードする

M

BRは最初にアクティブな区画を見つけ，ブートブ

ロックと呼ぶ最初のブロックを読み出し，実行する

ブートブロックは

その

区画

にある

OSを

ロードする

Operating System

 201

64

6.3.

2 ファイル

の実

装

どのディスクブロックがどのファイルに属しているか

を示す経路の保持は，ファイルシステムの実装にお

いて重要な問題．

ディスク上

のファイル

をどの

ように組

織化

するか

?ディスク上ファイルを保存するための適切なデータ構造は

何か

?実現性のある三つのアプローチ

Co

ntig

uous

allo

catio

n連続割り当て

Li

nked

list

allo

catio

n連結リストの割り当て

i-n

ode

iノード

Operating System

 201

65

連続

割り当

て

ディスク上

の一

つの

連続

したディスクブロックにファイル

を保

存

ユーザ

はあらか

じめ、ファイル

のサ

イズを宣

言しなけれ

ばなら

ない

ある種の適当なアルゴリズムを使用して、ファイルが保存可能

であるディスクの領域の場所を見つける

利点

速い順アクセス

: 連続

したディスク・ブロックの

間でシークが

少ない

ランダムアクセスが

容易

：ファイル

ブロックの

位置

計算

が容

易

欠点

ファイル削除による断片化

大きなディスクスペースの獲得が困難

割

り当

て後

に成

長するファイル

スペース問

題

Operating System

 201

66

連続

割り当

て

Operating System

 201

67

ファイル

のヘッダは

とても単

純な構

成

ファイル

の最

初の

ブロックの

アドレスとブロック数

(a)

Con

tiguo

us a

lloca

tion

of d

isk sp

ace

for 7

file

s(b

) St

ate o

f the

disk

afte

r file

s Dan

d F

have

bee

n re

mov

ed

断片

断片

na me

start

leng

th

Ａ０

４

Ｂ４

３

Ｃ７

６

Ｄ１３

５

Ｅ１８

１２

Ｆ３０

６

Ｇ３６

３

na me

start

leng

th

Ａ０

４

Ｂ４

３

Ｃ７

６

Ｅ１８

１２

Ｇ３６

３

連結

リスト割

り当

て

Operating System

 201

68

各

ファイル

はディスクブロックの

連結

リストとして保

持各

ブロックの

最初

のワードは

，次

のブロックを指

すポインタ

ディスク・ブロックは隣接している必要はない

Allo

catio

nSt

orin

g a

file

as a

link

ed li

st o

f di

sk b

lock

s

連結

リストの

是非

利

点

断片化なし

順アクセスは高速

欠

点

ランダムアクセスは

非常

に遅

い

データ保存領域が２のべき乗でなくなる（次ポインタ必

要）

欠

点の

克服

→U

se F

ile A

lloca

tion

Tabl

e (F

AT)

インデックス付与

FA

Tをメモリに置くので高速

Operating System

 201

69

メモリ上

のテーブル

を用

いた連

結リスト割

当

Operating System

 201

610

連結リストは，ファイル割り当てテーブ

ルとしてメモリ上に置く

・テーブル

をＦＡＴ（File Allo

catio

n Table)

と呼ぶ

・ブロック全体をデータに割り当て

（前

出問

題の

解決

！）

・ランダムアクセスが可能。ファイル内

オフセット検出のためチェーンを

たどる必要がある

・テーブル

の肥

大化

！20

GB,1KB

ブロックなら20

00万

エントリ

つまり80

MB必

要(4B/エントリ)

↓ディスクブロックを大きく，たとえば

1KBか

ら32

KBへして対応

・MS‐DO

Sで採

用

・ディスク容

量が

大きくなるとテーブ

ルをメモリに置

くの

が困

難

4→7→

2→10

→12

6→3→

11→14

ファイル

Aの終端

ファイル

Bの終端

i-nod

e on

Mul

ti-le

vel I

ndex

ed F

iles

i-n

ode(

inde

x no

de)は

各ファイルの属性

とブロックアドレスを列

挙したもの

大

きさが

決まっている

使用（オープン）しているファイル分の

み必要

ディスクの

大きさによらない！

利点

最後のポインタにより、ファイルを容易

に伸縮できる

小

さいファイル

は深

い木

走査

のオー

バーヘッドが無い

欠点

大きなファイルは多くのブロックが必要

Operating System

 201

611

An example i‐n

ode

6.3.

3 ディレクトリの

実装

(1)

ディレクトリは

その

中にファイル

に関

するエントリを含

む

主

たる機

能は

，データの

場所

を発

見するの

に必

要な情

報にファイルの

ASC

II名を写

像することである

N

ame ➞

disk

add

ress

of t

he e

ntire

file

N

ame ➞

the

num

ber o

f firs

t bl

ock

(for l

inke

d lis

t sch

emes

)

Nam

e➞

the

num

ber o

f the

i-n

ode

どこに、ファイルの属性を保つか

?

2つの

方法

が有

効:

ディレクトリのエントリ中

該

当する

i-nod

e の

中

Operating System

 201

612

ディレクトリの

実装

(2)

Operating System

 201

613

(a)

簡単なディレクトリ：固定長のエントリ、ディスクアドレス、属性を保持

(b)ディレクトリ中の各エントリは対応する

i-nod

eの参照に利用

iノード番

号

固定長サイズのフィールド中に入りきれない長いファイル名ではどうなるか？

ディレクトリ中

の長

い名

前問

題の

解決

法は

次の

二つ！

(a) I

n-lin

eブロック内部に保持

(b) I

n a

heap

ヒープに展開

ディレクトリの

実装

(3)

長い名前の問題

M

S-D

OS

:1-8文

字の

基本

名＋

1-3文

字の付加的な拡張子

U

NIX

V7

:拡張子も含めて

1-14

文字

更

に:制

限を設

けて

～25

6文字

解決

:ディレクトリエントリの

長さを予

め決

めない

インライン

ヒープ

エントリ長

●ファイル１へのポインタ

ファイル属性

●ファイルの属性

ディレクトリ名

＋”¥

0”

欠点

:

ファイルを削除した後の断片化

ページ境界を跨ることによるページフォルト

ファイル名の順探索の遅さ

Operating System

 201

614

デイレクトリの

実装

(4)

Operating System

 201

615

Two ways o

f han

dling long

 file nam

es in

 dire

ctor

In‐line

In a hea

p

長いディレクトリ名の場合，探査の過程を早くするためにさまざまなテクニック

を使

うことが

できる

ハ

ッシュテーブル

の活

用探査結果のキャッシング

6.3.

4 共

有ファイル

二人のユーザがひとつのファイルをリンクで共有

一方の更新を他方が知り得ないと言う問題

解

決案

:ディスクブロックディレクトリに

置か

ずファイル

自身

に配

置

ディレクトリは

これ

を指

し示

す

Ｂの

ディレクトリには

シンボリックを置く

Operating System

 201

616

共有

ファイル

Operating System

 201

617

(a) リ

ンク前の状況

(b) リ

ンク作成後

(c)元

の所有者が削除した場合

ファイル

は通

常ディスク上

に保

存され

る．その

結果

，ファイル

管理

が必

要である．

メモリ空

間管

理と同

様の

問題

がある

連続割り当ては成長するファイルの場合は難しい

連結リスト割り当ては順アクセスが遅い

しか

し，ディスクアクセスが

はるか

に遅

いことが

より困

難である

共有

ファイル

i-n

odeに

関する課

題

所有者がファイルを削除するまでの間，ファイルを残す

シンボリックリンクに関

する課

題

Extra

I/O

ove

rhea

d余

分な

I/Oオーバーヘッド

余

分に

i-nod

e an

d di

sk b

lockが

必要

共有ファイルに伴う課題

あるディレクトリ下にリンクされたファイルを複数回発見

その結果，バックアップ時に同じファイルを何回も記録する

Operating System

 201

618

6.3.

5 ディスク空

間の

管理

Bloc

k Si

ze

多くの

ファイル

システムは

固定

サイズの

ブロック方

式を採

用

ファイル

ブロックは

どれ

くらいの

大きさか

?

大き過ぎると内部浪費となる

: 低い空

間利

用率

小

さすぎとディスクシークの

頻発

を誘

う: 低

いデータ転

送レート

Operating System

 201

619

・Da

rk line

 (left h

and scale) gives data rate of a

 disk

・Do

tted lin

e (righ

t han

d scale) gives disk

 space efficiency 

・All files 2

KB

空きブロックの

管理

Operating System

 201

620

(a) 空

きリストを連結リストに格納

(b) ビ

ットマップ

256個

のブロック

を保持

空きブロックの

管理

空

きリストの

ポインタが

1ブロック分

だけ必

要

ファイル

が作

られ

るとき，ポインタの

詰まったブロックか

ら必

要なブロック

を取

ってくる

それ

が無

くなれ

ば，ディスクか

らブロックをとってくる

Operating System

 201

621

(a)で

はメモリ内

のポインタブロックに空

きが

二つしか

ない．この

状況

で3ブ

ロックの

大きさの

ファイル

が開

放され

ると，ポインタブロックが

溢れ

ディスクに書

き出

され

(b)に

なる．これ

は大

量の

入出

力の

原因

となる．こ

れを防

ぐには

，メモリ上

のポインタブロックを半

分に分

割し片

方をディスクに書

き込

み，残

りに

3ブロックを

追加

する．

新たに３

ブロック

ディスクの

クォータ機

構

人

々が

あまりに多

くの

ディスクスペースを得

るの

を防

ぐ

op

en fi

le ta

ble 構

造の

中に第

二の

テーブル

を利

用

Operating System

 201

622

Quo

tas for kee

ping

 track of each user’s disk use

/ColorImageDict > /JPEG2000ColorACSImageDict > /JPEG2000ColorImageDict > /AntiAliasGrayImages false /CropGrayImages true /GrayImageMinResolution 300 /GrayImageMinResolutionPolicy /OK /DownsampleGrayImages true /GrayImageDownsampleType /Bicubic /GrayImageResolution 300 /GrayImageDepth -1 /GrayImageMinDownsampleDepth 2 /GrayImageDownsampleThreshold 1.50000 /EncodeGrayImages true /GrayImageFilter /DCTEncode /AutoFilterGrayImages true /GrayImageAutoFilterStrategy /JPEG /GrayACSImageDict > /GrayImageDict > /JPEG2000GrayACSImageDict > /JPEG2000GrayImageDict > /AntiAliasMonoImages false /CropMonoImages true /MonoImageMinResolution 1200 /MonoImageMinResolutionPolicy /OK /DownsampleMonoImages true /MonoImageDownsampleType /Bicubic /MonoImageResolution 1200 /MonoImageDepth -1 /MonoImageDownsampleThreshold 1.50000 /EncodeMonoImages true /MonoImageFilter /CCITTFaxEncode /MonoImageDict > /AllowPSXObjects false /CheckCompliance [ /None ] /PDFX1aCheck false /PDFX3Check false /PDFXCompliantPDFOnly false /PDFXNoTrimBoxError true /PDFXTrimBoxToMediaBoxOffset [ 0.00000 0.00000 0.00000 0.00000 ] /PDFXSetBleedBoxToMediaBox true /PDFXBleedBoxToTrimBoxOffset [ 0.00000 0.00000 0.00000 0.00000 ] /PDFXOutputIntentProfile () /PDFXOutputConditionIdentifier () /PDFXOutputCondition () /PDFXRegistryName () /PDFXTrapped /False

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