hotchpotch/wikipedia-multilingual-ir-pairs huggingface dataset:
菅江真澄 著作物
雄賀良能多奇（オガラノタキ） - 1807年（文化4年）3月、（八森町）岩館の笛滝を海から眺め、三内に上陸する。修験宅蔵院を訪ね、白滝を訪れ滝の上からスミレを写生する。本館では武田氏の悲話を聞き位牌を眺め涙した。新屋敷では中国まで漂流した吉太郎と会って話を聞く。（峰浜村）目名潟に泊り雄山権現では珍しい獅子頭と川を渡った所にある板碑を記録する。水沢川上流の手這坂を見て「桃源郷」と評価し、大久保台、鳥形、強坂、上強坂、横内、河内、石川を過ぎ、（能代市）常磐、わかし湯で賑わう大柄を経て、大柄の滝（おおがらのたき）を遊覧しこの本の銘とした。（二ツ井町）岩坂で一泊し、梅内の和光院を見て、切石で米代川を渡り、富根で昔は仁井田、鶴形、塩千田が皆海であったという話を聞いて能代に着く。5月能代から金光寺を経て豊岡の藤の井権現に参拝する。女達子から長面の長伝寺に泊り、風俗を記録する。さらに、鹿角郡の温泉に行こうと、能代を旅立った、（鷹巣町）では般若院英泉のこと、大館では蝦夷地警備のため兵士で一杯であったことを記録している。さらに長木川をさかのぼり、小雪沢の関所を越え、雪沢から鹿角郡（狭布郡）に入る。
菅江真澄 著作物
錦木（ニシキギ） - 1807年（文化4年）5月鹿角郡に入り前半四分の一が鹿角郡毛馬内付近をめぐった夏の日記の断片や錦木塚に関する他人の詩歌六編、錦木塚周辺の図絵からなっている。後半は主に津軽藩内の絵図からなっている。鹿角の染物や鍛冶、良い酒があることを記録し、毛馬内には月3回市が立つ豊かな町であることを記している。月山神社に詣でようとしたところで終わっている。
十曲湖（トワタノウミ） - 1807年（文化4年）8月十和田湖に遊んだ紀行文。1910年7月に石川理紀之助によって仙北郡西明寺村の齋藤邸で発見された。8月、小坂町から鳥越の疫病除けのまじないを見て藤原に到達、七滝明神に参拝し、級の木（しなのき）長根で十和田湖を見た。鉛山鉱山に宿泊、休屋で南祖坊と八郎太郎の物語を聞く。南祖坊を祀る十和田神社に参拝し、休屋の山小屋でキノコ取りのマタギ達と一泊し、発荷峠を越え、大倉を経て、鴇（ときとう）に一泊し毛馬内まで帰った。9月には、大湯を経て菷畑の家に泊る。止滝、中滝、銚子の滝を巡り、再度紅葉の十和田湖を見る。
恩荷能春風（オガノハルカゼ） - 1810年（文化7年）3月20日から5月上旬の日記。五城目の谷地中を出て（八郎潟町）小池、（琴丘町）天瀬川、（八竜町）鵜川、芦崎と移動し、芦崎では姥御前の縁起を聞いた。一旦能代に入り以前から世話になっていた伊東氏の墓に詣で、また芦崎を経て大谷地、（若美町）申川、（男鹿市）谷地中まで移動する。続いて、真山集落から男鹿真山、男鹿本山に登り真山神社に参拝した。神社では薬師の祭りで多くの老女が夜通し集まっていた。西水口に宿泊し大滝を見て、一ノ目潟や二ノ目潟を見て、また水口に戻った。北浦の日吉神社で縁起を聞き、松菊舎に泊る。松菊舎の案内で、染川城址、下鶴田の五輪台を見て、安善寺を見る。松菊舎から鹿小田、地蔵坂を通り湯本で宿をとり温泉に入り、湯の尻まで移動する。
牡鹿の寒かぜ（オガノサムカゼ） - 1810年（文化7年）7月18日から次の年の2月1日までの日記。門前村を出て脇本に着く。脇本では天満宮に詣で、真山神社への参拝の様子を聞く。9月27日に野村で男鹿大地震に遭遇する。島田にしばらく滞在し大地震前後の状況を詳細に描写している。10月安全寺に移動し、真山神社に参拝、三森に宿泊、中石の洞昌寺では地震で寺が崩壊した後に、仮の庵に住む住職と和歌を交換した。（若美町）宮沢の畠山家ではなまはげの奇習を絵図と長文で記録している。
月廼遠呂智泥（ツキノオロチネ） - 1812年（文化9年）春から南秋田郡寺内村付近を往来していた真澄が、（秋田市太平）目長崎から7月16日に那珂道博他の歌の友達6人と連れだって野田口から太平山に登り、山上の月を眺めた紀行文。オロチネとは太平山の別名。雨の夜であったが山頂で待っている間に雲の中から月光がほのかに照り輝いたのを喜び合っている。『花の出羽路』に収録されている。
駒形日記 - 1814年（文化11年）8月に駒岳(栗駒山)を巡った日記。（東成瀬村）桧山台の高橋家を出て朴木台という萱原を進む。足倉山(1083m)を右方に見ながら進むと、赤滝という茶褐色の滝がある。さらに小こおろぎ坂、大こおろぎ坂という険しい山道を進む。大谷地という湿地帯をさらに進み赤川という石が全て黄ばんでいて、水も色づいている川を渡る。本自体は未発見だが、『雪の出羽路雄勝郡』の草稿に断章が残されていた。
高松日記 - 1814年（文化11年）9月の紅葉が素晴らしいころに種苗池沢を登る。さらに（皆瀬村）板戸から南西に向かい山を越す。中山を過ぎ(湯沢市)高松荘の坊沢(坊ヶ沢)につく。三途川で昼食をとりさらに進むと道祖神や女陰の形をした石が沢山置かれていた。泥湯川、川原毛川、桑野川の流れが一つになって三津川になっている所につく。さらに進み、川原毛地獄につき、硫黄を採る人の頭の小屋に泊る。そこでは、岩手や宮城、秋田の方言が混じっていることを記録している。夜、雪が降り、それが朝になって溶けたころに出発する。つるはしで硫黄を採っている様子や、温泉の噴出する音を記録し、泥湯温泉に到着する。既に湯治の季節は終わっており小屋は壊されていたが、浴槽や打たせ湯の施設は残っていた。山を下り、桁倉沼を見てその由来を記録する。苔沼や螺沼を過ぎて上新田村に着く。上新田村では足が痛むので1日休み、次の日に外沢、若畑を過ぎ板戸村に至り宿を取る。これは未発見本の『霞の高松』からの抜粋で、『雪の出羽路雄勝郡』の草稿に記述が残されていた。
花のしのゝめ - 1815年（文化12年）3月ごろに久保田川反の能登屋山本氏の家を早朝に出て、久保田城東側で五丁目橋から桜を見始め、亀の丁より明徳館の前に出て手形方面に入った。さらに、八橋村を通り実鏡院の花を見て北の丸に入り、その日の朝のうちに近辺から花を買いに来る人々に混じって帰ったわずか数刻の記録。歌を交えた雅文調となっていて、久保田藩主佐竹義和の仁政の逸話を記している。
雪の山踰え（ユキノヤマゴエ） - 1820年（文政3年）五城目付近の山村を暮れに巡歴した紀行文。12月10日まで五城目の加賀谷彦兵衛家に滞在し、富津内村の中津又の川の一本橋を渡り、上小阿仁村を目指して旅した日記。蔵王権現の堂で大蛇物語を書いた所の、山越えをする前に文章は後欠となっているが、図絵には雪に埋もれた(上小阿仁村)中茂があり、雪中の山越えをしたことがわかる。
筆能志可良美（フデノシガラミ） - 1822年（文政5年）『笹の屋日記』などを所載する雑纂。『笹の屋日記』は土屋茂村の屋敷にいたが、11月に伊藤鶴斎の家にひさしを掛けた部屋に移る。軒に笹を植えて、笹の屋と称した。師走に僧が海苔と味噌を、石田氏が米を届けてくれる。元旦に古希を迎え、信ずる神や両親の名、旅先で世話になった故人の名をあげ献納する。『氷魚の村君』の草稿の残欠も記載されている。
菅江真澄 出版
『菅江真澄遊覧記』全5巻、内田武志、宮本常一編訳
平凡社東洋文庫（54、68、82、99、119）、1965年11月-1968年7月。NCID BN03302034。
ワイド版東洋文庫（54、68、82、99、119）、2003-2004年。NCID BA82870857。オンデマンド出版
改訂新版 平凡社ライブラリー（335、341、345、351、356）、2000年。NCID BA46576175。
ページング方式
ページング方式 (Paging) とは、コンピュータのオペレーティングシステムにおいて記憶装置をページと呼ばれる小さな単位に分割して割り当てを行うアルゴリズム群である。仮想記憶のベースとなる設計の一つ。
物理メモリ空間および論理メモリ空間を、基本的に一定サイズのページと呼ばれる単位に分割して管理を行う。論理メモリから物理メモリ空間への対応づけはページテーブルと呼ばれる構造体で実現され、この構造体はオペレーティングシステム (OS) によって管理される。物理メモリ空間に対応づけられていない論理メモリを参照した時にはページフォルトという例外によってOS側の例外処理ルーチンに制御が移行し、OS側の管理によって適宜対応したページを二次記憶等から読み込み、テーブルを更新してその参照した命令の実行に戻る。
ページング方式
これを実現するハードウエアであるメモリ管理ユニット (MMU) の中にはトランスレーション・ルックアサイド・バッファ (Translation Lookaside Buffer:TLB) と呼ばれる一種のキャッシュがあり、ユニット内部ではこの対応表に基づいてメモリアドレスの対応づけを行っている。このテーブルから参照出来なかったときをTLBミスと呼ぶ。このときの処理はMMUの設計によって異なり、MMU内にはTLBのみを持ちTLBミスが即例外を起こし、OSがページテーブルを引いてTLBに追加することによってTLBミスを解決するアーキテクチャや、ページテーブル自体のフォーマットがOSが使えるビットを含めた形でMMUによって定義されていて、TLBミス時にMMU自身が与えられた物理アドレスにあるページテーブルを参照するアーキテクチャもある。
ページング方式 利点
他の動的メモリアロケーションに比較して、ページング方式ではプログラムに割り当てるメモリが連続である必要がなく、大きなフラグメンテーション（外部断片化）がほとんど発生しないため、メモリを無駄にしない。
プログラムは、ある時点でそのコードとデータを全て使用するわけではない（参照の局所性）。そのため、必要に応じてページをディスクに書き込んだり、ページの内容をディスクから読み込んだりすることで仮想記憶のコンセプトを実装できる。この点もページング方式が他のメモリアロケーション手法よりも優れている点である。
ページング方式 欠点
ページング方式の主な問題点は、それを実装するコードが相対的に複雑になる点である。一般にシステム上のページ数はセグメント数に比べてはるかに多くなり、かつページ管理のためのデータ構造も複雑になるため、特に仮想記憶にあっては多数のページに対してスケールアウトする実装が求められる。また、ハードウェアからの対策として、一般的なサイズよりも大きなページをサポートすることにより、ページ数そのものを減らす方法もある。この場合、単純にページサイズを大きくすると後方互換性が失われたり、後述するメモリ断片化問題が深刻になるため、通常はページサイズを可変とする。
MMUが必須となるため、これを後付けできないマイクロプロセッサでページングを実装するのは困難である。例として、x86シリーズでは、i386以上でないとページングをサポートしていない。一方で、MIPSのようにMMUの機能を最小限にとどめることでアーキテクチャへの影響を抑制し、容易な後付け実装をサポートしたものもある。
ページ単位以下の小さなメモリを要求されてもページ単位でしか割り当てられないというフラグメンテーション（内部断片化）問題もある。これにあってはページングだけではなくシステム上のメモリ構成やCPUのキャッシュメモリ仕様等への依存性も少なくないことから、メモリアロケータの問題として取り扱うのが一般的である。
ページング方式 動作原理
ページング方式では、実際のメモリアクセスはページテーブルを使用してメモリ管理ユニットがハードウェアレベルで制御する。前述の通り、物理メモリはページと呼ばれる小さなブロックに分割される。各ページにはページ番号が付与される。OSは未使用のページのリストを保持するか、メモリ使用要求があったときに毎回メモリを調べる（最近のOSでは前者の実装が一般的）。いずれにしても、プログラムがメモリを要求したとき、OSがそのプログラムに何ページかのメモリを割り当て、それをプログラム（プロセス）毎に割り当て中のページを管理するリストに入れておく（訳注:ページそのものはプログラムが使用するので、それをリストに入れるわけではなく、物理ページを管理するデータ構造を別途作成してリストに入れる）。具体例を以下に示す。
以下のような順番でページの割り当てが行われたときのページアロケーションリストをテーブルに示す。
結果として、各プログラムのページテーブルには、以下のようなマッピングが格納される（「プログラムのページ番号 → OSのページ番号」）。
ページング方式 動作原理
ここで、プログラムが自身に割り当てられたメモリにアクセスしようとしたときに何が起きるかを示す。プログラムA が "LOAD memory at 20FE"（20FE番地からロード）という命令を実行したとする。
20FE（16進数）を2進数表記すると（16ビットシステムでは） 0010000011111110 となる。ページサイズは4Kバイトとする。従って、20FE番地のメモリ参照要求を受けると MMU は以下のようにこのアドレスを見る。
ページサイズが4096バイトなので、MMUはアドレスの先頭（最上位桁ビット群）4ビットをページ番号、残りの12ビットをページ内相対メモリアドレスとして扱う。ページサイズが2048バイトなら、MMUは先頭5ビットをページ番号、残り11ビットをページ内相対メモリアドレスとして扱うだろう。つまり、ページサイズが小さければページ数が多くなる。
ページング方式 動作原理
従って、このメモリアクセス要求がなされると、MMUはそのプログラムのページテーブルを参照してマッピングされているOSのページ番号を得る。この例の場合、プログラムAの2番目のページはOSの2番目のページにマップされている。次いで、OSページ番号に対応する物理マッピングを得る。2番目のOSページは物理メモリアドレス 1000:2000 に対応しており、プログラムが参照しようとしているアドレスのページ内相対アドレスは 00FE なので、MMU は物理アドレス 1000:20FE の位置のメモリにアクセスする。
以上はあくまでも概略である。最近のコンピュータ・アーキテクチャでは様々な手段でページングを高速化している。例えば、i386 系アーキテクチャのプロセッサも他のプロセッサと同様にTLBと呼ばれる特殊なキャッシュを持っていて、過去にアクセスした仮想アドレスと物理アドレスのマッピングを保持する。従って一度ページテーブルを参照してマッピング情報を得たら、スワップアウトされたりTLBのエントリが他のマッピングに転用されるまで、時間のかかるページテーブル参照をせずにマッピング情報が得られる。
ページング方式 ページングと仮想記憶
ページングの主たる機能は、プログラムがその時点で物理メモリ (RAM) のマッピングされていないページにアクセスしようとしたときに実行される。これをページフォールトと呼ぶ。オペレーティングシステムはページフォールトによって制御を得て、プログラムからは見えない形で処理を行う。その流れは次のようになる。
これを「ページイン」と呼ぶ。必要とされる全データを格納できるほどRAMがないという状態になるまで、空のページフレームを取得する処理はRAM上の使用中ページを奪う処理を伴わない。全ページフレームが使用中の場合、空のページフレームを得るには使用中のページフレームを選んで空にする処理が必要となる。選択したページフレーム内のデータが前回ロードされてから変更されている場合（いわゆる「ダーティ」状態）、二次記憶装置の対応する位置に書き戻さないと解放できない。これを「ページアウト」と呼ぶ。そうでない場合、選択したページフレームの内容は二次記憶装置の所定の位置にあるものと同じなので、書き戻す必要がない。そのように使用中のページを奪った場合、もともとそのページを使っていたプロセスがそのページにアクセスしようとした場合、同様に空のページフレームを取得して、ページインする必要がある。
ページング方式 ページングと仮想記憶
効率的なページングシステムは、空にすべきページフレームとして、短期間では必要とされなさそうなページを選択しなければならない。そのためのページ置換アルゴリズムには様々なものがある。多くのオペレーティングシステムは Least Recently Used (LRU) アルゴリズムに類するものを使うか（LRUそのものは現行のハードウェアでの正確な実装は困難である）、ワーキングセットベースのアルゴリズムを使っている。
さらに応答性を向上させるため、ページングシステムはどのページがすぐに必要とされるかを予測する様々な戦略を活用する。プログラムが参照する前に先行的にページをロードするシステムもある。
ページング方式 ページ置換アルゴリズム
アクセスしようとしたときに物理メモリをページに割り当てる方式をデマンドページング (Demand Paging) と呼ぶ。換言すれば、ページフォールトが発生したときに物理メモリを割り当てる。プロセスが実行を開始したとき物理メモリは割り当てられておらず、プロセスのワーキングセットの大部分が物理メモリに置かれるまでページフォールトが発生し続けることになる。これは遅延ロード技法の一例である。
デマンドページングの利点:
欠点:
プログラムが任意の仮想ページに初めてアクセスする際、遅延が発生する。そこでプリページングという技法で以前に動作したときに使用していたページを覚えておき、スケジューリングによって実行される際にそれらのページを予め物理メモリにロードしておいて性能向上を図ることもある。また、特にアクセスしていたページを覚えておかなくとも、プログラムカウンタとスタックポインタの指している仮想ページだけでも予めロードしておけばある程度の性能向上は図れる。
ページング方式 ページ置換アルゴリズム
LinuxのようなUNIX系システムでは、mmap() システムコールもデマンドページングによって実装されている。それは新たなプログラムを実行する際にも適用される。OSは実行ファイル（とそれが依存するライブラリ群）をマッピングするが、そのときにファイルの中身を物理メモリ上に実際にロードすることはない。マッピングがリードオンリーで共有可能であれば、物理メモリに残っている内容をそのまま使って実行することもある。これをページキャッシュと呼ぶ。
ページング方式 ページ置換アルゴリズム
使われていない物理ページには、スワップ領域以外のファイルに対応するページキャッシュと何とも対応していない完全な未使用ページがある。一般にページング方式では、新たに必要となったページがページキャッシュにあればそれを再利用し、なければ完全に未使用のページを使用する。使い終わったページは、その内容がスワップ領域以外に対応していればページキャッシュとしてそのまま内容が保持され、スワップ領域に対応していた匿名 (Anonymous) ページは完全な未使用ページに戻される。もちろん、完全な未使用ページを使い切った上でさらにメモリを使用しなければならないときにはページキャッシュが他の用途に利用される。このようにして、現に使用中でない物理メモリを有効活用してなるべくディスクアクセスを減らすように工夫している。ちなみに、ページキャッシュとして存在する領域をmmap() でマッピングするとページキャッシュがそのまま使われるが、read() システムコールで読む場合にはユーザーバッファへのコピーが発生する。
ページング方式 ページ置換アルゴリズム
スワップ・プリフェッチとも呼ばれる技法で、（参照の局所性を利用して）近い将来参照されると予測したページを事前にロードしておく。プロセスが経験するページフォールト回数を減らす試みである。例えば、ある参照でページフォールトが発生したとき、連続する数ページにもすぐに参照するだろうと予測してまとめてロードしておく、といった戦略がある。また、ある大きなプログラムが終了して多くのメモリを解放したとき、ページアウトされていた他のプログラムがメモリを必要とするだろうと予測して、事前にページインしておくといった戦略もある。
フリーページのキューは、ページフォールト時に使用可能なページフレームのリストである。一部のオペレーティングシステムはページの再利用をサポートしている。すなわち、かつて奪われたが他に再割当てされていないページに対してページフォールトが発生した場合、ページイン処理をせずにフリーとなっている当該ページフレームをそのまま再利用するものである。
一部のオペレーティングシステムは、定期的に最近使われていないページを探し、それらをフリーページのキューに追加し、当該ページが更新されていたら（ダーティな場合）、ページアウト処理を行っておく。すると、ページフォールト時に空のページフレームがないということがなく、ページアウトを行う必要がなくなる。
UNIXでは、sync を使って定期的に全ダーティページを書き戻してクリーンな状態にする。Windowsでは、"modified page writer" というスレッドが同じことを行っている。
事前クリーニングにより、プログラムの起動や新たなファイルのオープンが高速化される。
ページング方式 スラッシング
多くのプログラムは、ある程度動作すると参照の局所性によって命令フェッチでもデータアクセスでもページフォールトが発生しない安定状態になる。この安定状態で使用しているメモリ量は、そのプログラムが必要とする全メモリ量よりも少ないのが一般的である。この安定状態をワーキングセットなどと呼び、そのプログラムが最も頻繁にアクセスするメモリページ群を意味する。
仮想記憶システムは、物理メモリの総ページ数に対してワーキングセットとして必要とされるページ数が小さいほど効率的であり、ページフォールト処理にかかる時間は性能の支配的要因ではなくなる。非常に巨大なデータ構造を必要とするプログラムはワーキングセットも巨大となる傾向にあり、ページフォールトがコンスタントに発生するためシステム性能が劇的に低下することがある。そのような状況をスラッシングという。
ページング方式 スラッシング
スラッシングの興味深い特性として、ワーキングセットが大きくなってもページフォールト回数はある臨界点まではあまり増えない。その臨界点を越えるとページフォールト回数が劇的に増え、システム性能がそれに支配されるようになる。
その種の極端な例として、IBMの System/360 Model 67 と System/370 で、データ転送命令の機械語がページ境界をまたぎ、データ転送元もページ境界をまたぎ、データ転送先もページ境界をまたいだ場合がある。そのとき、その命令を実行するには8ページがメモリ上になければならない。したがって、最大8回のページフォールトが連続的に発生する可能性があり、スラッシングが発生するといつまでたっても8ページが揃わないという状態になる。
スラッシングを解決する手段として、次のような対策が考えられる。
ページング方式 ページカラーリング
キャッシュメモリでのスラッシングを防ぐ、あるいは積極的にキャッシュヒット率を向上させようとする物理ページ管理手法をページカラーリングと呼ぶ。ページカラーリングはまた、仮想インデックスキャッシュのエイリアス問題への回避策としても使われた。
キャッシュは年々巨大化しているが、ページサイズは4Kバイトが一般的でこれはページング方式が一般化してから変わっていない。物理アドレスをインデックスとするキャッシュでは、物理ページと仮想ページのマッピングによってはキャッシュ上で現に使用中のページの対応する位置が衝突してしまい、巨大なキャッシュを生かしきれない事態が発生することがある。例えば、キャッシュサイズが16Kバイトでページサイズが4Kバイトであれば、ページはそのアドレスによってキャッシュ上で4種類の位置に対応することが考えられる。この場合、ページのカラー（色）が4種類存在すると称する。
ページング方式 ページカラーリング
物理インデックスキャッシュでは同時にアクセスする物理ページ群のカラーがばらばらであればスラッシングが発生せず、キャッシュヒット率が向上する。ページカラーリングの実装上の問題は、仮想ページと物理ページのマッピングは一度なされると変更されることがなく、マッピング時点でどのようなメモリアクセスパターンとなるかを予測できない点にある。一般的には仮想ページのカラーと物理ページのカラーが一致するようにマッピングを行う。こうすることで、仮想空間上連続な領域へのアクセスでスラッシングが発生するのを防ぐ。
ただし、そのような実装をした場合に新たな問題が発生する。実行ファイルのテキストとデータの領域は仮想空間上きりのよいアドレスに配置されることが多い。そして、そのアドレスはキャッシュのカラーで言えば同じカラーとなる。従ってページカラーリングを行うシステムでは、カラーによって物理ページの使用率に偏りが発生することがある。するとシステム全体としては未使用メモリが十分であるにもかかわらず、特定のカラーの空きページがないためにページ置換アルゴリズムが起動してしまい性能低下するといった問題が発生する。これに対処する方法は様々である。
ページング方式 ページカラーリング
仮想インデックスキャッシュでは、ある物理ページが複数のプロセスに共有されているとき、そのマッピング先の仮想ページのカラーが異なっていると困った状態となる。同じ物理ページでありながら、キャッシュ上の複数個所に内容が置かれてしまうのである。これをエイリアス問題とかシノニム問題と呼ぶ。この状態をハードウェアが検出せずに放置すると、一方のマッピング経由で更新した内容が他方のマッピング経由では観測できないという事態が発生する。もちろん、ほとんどのシステムではハードウェアが自動的にこの状態を検出して対処するが、その対処による性能低下もある(キャッシュミス時に他のカラーの位置をチェックしてエイリアスがあればそれらのキャッシュラインを全てフラッシュして無効化する)。一時期のシステムでは、この性能低下が無視できないレベルであったため、OSがなるべくエイリアス問題を発生させないようにすることで性能低下を防ぐ必要があった。その際に使用されたのがページカラーリングである。ちなみにR4000では二次キャッシュと一次キャッシュの間の矛盾状態をエイリアス検出に利用していたため、二次キャッシュのないシステムではエイリアス状態を検出することすらできなかった(検出した場合も対処はOS任せである)。最近のシステムではキャッシュの性能向上によってペナルティが無視できるレベルになっているため、エイリアス問題への対策としてページカラーリングを行う必要性は小さくなっている。
ページング方式 可変ページサイズ
前述の通り、ページングとはメモリ空間を一定サイズのページに分けるのが基本であるが、TLBミスが多発すると実行効率が落ち、またTLBミスをソフトウエアで扱う時TLBフォールトハンドラをどう置くかという問題がある。このため、いくつかのMMUの設計では、最小ページサイズの倍数（多くは2の冪乗倍）サイズのページをサポートしている。OSのメモリ管理に可変ページサイズをサポートさせると、断片化等の関係で設計が複雑になるため、サポートされない事があるが（このサポートのことをスーパーページと言う）、その場合でもOS自身を巨大なページに置く事によって実行効率を上げる事が出来るので、そのような設計になっている事が多い。また、後者の問題の解決の一つとしても使用される事がある（その場合は、あるページをTLBから追い出されない事を保証出来るようになっている）。また、OS用にアドレス変換されない領域を用意するMMUの設計も存在する。
ページング方式 共有
マルチタスクまたはマルチユーザー環境では、複数のユーザーが同じプログラムを実行するということがよくある。そのプログラムのコピーを各ユーザー用に作成するのはメモリの無駄遣いとなる。解決策としては、それらページ群をプロセス間で共有すればよい。
共有する場合、あるプロセスがデータを更新した際に別のプログラムがその更新されたデータにアクセスしないよう注意深く制御しなければならない。これをコピーオンライトと呼ぶ。
ページング方式 用語
歴史的には、「ページング」という用語は可変長のセグメントではなく固定長のページによるメモリ管理を指すこともあり、仮想記憶や二次記憶装置への転送などといった技法を含まないこともある。しかし近年ではそのような用法は稀である。
最近の一部システムでは、「ページング」と同時に「スワッピング」という用語を使っている。歴史的には「スワッピング」はプログラム全体を二次記憶に転送（あるいは二次記憶から主記憶に転送）することを意味する。
1960年代にセグメント方式とページング方式の仮想記憶の概念が登場すると、「スワッピング」という用語はセグメント単位およびページ単位の二次記憶と主記憶間の転送を意味するようになった。今日の仮想記憶はほとんどがページング方式となったため、「スワッピング」は「ページング」とほぼ同義に使われることもある。また、スワップファイルとの間のページインとページアウトのみを「スワッピング」と称することもある。
ページング方式 用語
Unix系OSにあっては、初期の仮想記憶技術としてカーネル内で長期間スリープ中のプロセスを対象にPCBおよびカーネルスタックを二次記憶へ追い出しており、これを「スワッピング」と呼んでいる。スワップされたプロセスは、PCBおよびカーネルスタックをメモリへ読み戻さなければ実行が再開できない。伝統的にスワッピングの処理はプロセスIDが0のプロセスが担当しており、このプロセスはswapperと呼ばれている。現在ではプロセスのアドレス空間全体がページングの対象となったためスワッピングの効果は小さくなったが、swapperの名称は多くのUnix系OSにて残っている。また、Unix系OSにて仮想記憶の二次記憶領域を「スワップ領域」「スワップパーティション」などと呼ぶ由来ともなっている。
ページング方式 性能
仮想記憶のバッキングストアはRAMに比べると何十倍も遅い。しかも機械的可動部分があるとさらに遅延が生じ、ハードディスクでは数ミリ秒単位の遅延になることもある。したがってスワッピング（ページアウト）は発生させないに越したことはない。OSによってはカーネルのそのあたりの動作に影響する設定が可能なものもある。
フラッシュメモリは消去・書き込み回数が有限であり、一度に消去する範囲が大きく（例えば、Intel X25-M SSD では128KiB）、ページサイズの何倍ということもある。したがって、フラッシュメモリをメモリ容量に余裕がない状況でスワップファイルに使用するとすぐに消耗するかもしれない。しかし、ハードディスクに比べて遅延が極めて小さく、RAMのように揮発性でないという点は魅力的である。ReadyBoost や Intel Turbo Memory といった方式はそういった利点を利用したものである。
Unix系OSの多く（例えば、AIX、Linux、Solaris）は複数のデバイスを並列にスワップスペースとして使用でき、性能を向上させることができる。
ページング方式 32ビットハードウェアでのアドレッシングの限界
ページングは、プロセスが使用するアドレス範囲（仮想アドレス空間または論理アドレス空間）をコンピュータに実際に搭載されている物理メモリ（物理アドレス空間）とは異なる大きさにする手段でもある。
多くのシステムでは、プロセスの仮想アドレス空間は利用可能な主記憶よりもずっと大きい。
そのようなシステムでは、プロセスが利用可能な主記憶容量は、実装している主記憶容量より少ない。実装可能な主記憶容量はCPUと主記憶を接続するアドレスバスのビット数で制限されており、例えば、MC68000やi386SXは内部的には32ビットの仮想アドレスを使用していたが、アドレスバスは24ビットぶんのピンしかなく、物理的に接続可能な主記憶容量は16MBに制限されていた。
たとえ物理アドレスのビット数が仮想アドレスのビット数と同じかそれ以上であっても、実際に実装可能な物理主記憶容量はそれより小さいことが多い。それはたとえばコスト的な問題のためだったり、I/O用にアドレス空間がハード的に予約されていたりするためである。
32ビットのコンピュータでPAEなどを使わなければ、最大主記憶容量は4GBまでだが、その限界ぎりぎりまでRAMを搭載したシステムも珍しくない。IBM System/370 はXAモードでもアドレッシング可能な範囲は2GBまでだった。
ページング方式 32ビットハードウェアでのアドレッシングの限界
ページングおよびスワップスペースはこの4GBの限界を超えて使うことができ、そのためにメモリアドレスではなくディスク上の位置でアドレス指定される。
リニアなアドレス空間の32ビットマシンでは、プログラムの仮想アドレス空間は4GBまでに制限されているが、複数のプログラムでグループを形成すればその制限を越えることも可能である。個々の仮想アドレス空間の総和は、ページテーブルがサポートするプロセスID（または仮想空間ID）のビット数で制限される。
セグメントレジスタ（例えば、System/370のESAモードにおけるアクセスレジスタ）のあるマシンでは、アドレス空間の大きさはOSによってのみ制限され、マッピング用テーブルのサイズだけが問題となる。
仮想アドレス空間より主記憶容量が大きいコンピュータも少数ながら存在する。例えば、Magic-1、PDP-11シリーズの一部機種、物理アドレス拡張付きの32ビットプロセッサなどである。
この場合、あるプロセスは仮想アドレス空間以上の主記憶を使うことができないため、仮想記憶の主たる利点が無効となる。したがってそのようなシステムでは、次のような別の利点を求めてページングを採用する。
複数の仮想アドレス空間の総和は、ページテーブルがサポートするプロセスID（または仮想空間ID）のビット数、または使用可能な二次記憶装置の総量で制限される。
東京電機大学中学校・高等学校
東京電機大学中学校・高等学校（とうきょうでんきだいがくちゅうがっこう・こうとうがっこう）は、東京都小金井市梶野町四丁目にある私立中学校および高等学校である。
かつては高等学校においては工業科を併設していたが、現在は普通科のみである。東京電機大学の系列校。高等学校の略称は「電高（でんこう）」、中学校の略称は「電中（でんちゅう）」。
東京電機大学中学校・高等学校 概要
東京電機大学中学校・高等学校は校訓に「人間らしく生きる」を掲げている。この校訓の意味するところは、自分自身を誰からも支配されることなく、自分の意思で生き方を選択し、判断し、決断することである。
また、「未来のイノベーター」を育てるべく教育活動に取り組み、次の5つの力を重視している。
なお厳密にはそれぞれ東京電機大学中学校と東京電機大学高等学校の２校からなり、校章・制服もそれぞれ別であるため、近年の状況では入学式では２校の校旗が掲揚されており、卒業式は両校別々に行われている。
また校門の門標でもそれぞれ２校の名称が併記されたものになっており、校門脇に設置されている同学校法人の学科・学部一覧の看板にも両校それぞれ別に記述されている。
公式ホームページ上では2013年頃までは中学校高等学校それぞれ別々の紹介があったが、現在では東京電機大学中学校・高等学校とまとめた形で掲載されている。
東京電機大学中学校・高等学校 教育課程
中高一貫生は習熟度別クラス編成を取り入れており、中学3年以降は「基礎力充実クラス」に加えて学力で選抜する「応用力養成クラス」が原則1クラス編成される。両クラスとも高校2年生まではクラス替えが行われるが、高校3年生に上がる際には基本的に実施されない。
高校2年から理系と文系のコース選択を行い、3年生は午後の履修授業を本人の希望に合わせて10単位まで履修できる。東京電機大学への内部進学希望者は、高校2年次に理系コースを選択し、一定の成績基準を満たすことで大学へ推薦される。また、内部進学の権利を保持したまま国公立大学を併願受験することも可能である。
東京電機大学中学校では3年時に各自がテーマを決めて研究し、卒業論文を執筆する。
東京電機大学中学校・高等学校 年間行事
4月
5月
7月
8月
9月
10月
11月
12月
1月
3月
東京電機大学中学校・高等学校 施設・設備
本校ホームページの施設紹介にも主な設備が掲載されている。
校舎 - 本校の教室がある教育棟である。建設当初は7階建ての案が挙がっていたが、小金井市からの高さ制限の要望により、延床面積17500㎡の4階建て、かつ正門側から見ると正面が三角形型に突出したシンボリックな形状の校舎が建設された。小ホール(座席数264席)や和室、実験室、音楽室、図書室(蔵書数約6万冊)等も含まれる。屋上には25mプールが設置されている。カフェテリアでは学食販売も行っている。
東京電機大学中学校・高等学校 校歌
校歌は3回変更されたが、いずれも著名な作詞家・作曲家に制作を依頼している。2001年3月に歴代の校歌を集めたCD（非売品）が制作された。歌は菅原洋一が歌っている。
小金井校舎への移転を機に作られた。宗左近の作詞で独特な歌詞が注目を集め、伊集院光の深夜ラジオ番組でも取り上げられた。あまりにも独特の歌詞であったため、生徒はおろか教員までもがこの校歌を歌うのを躊躇したが、著名な詩人に作詞を依頼してしまったために断ることができず、そのまま校歌とした。男女共学化を理由に現在の校歌へと変更される。
数値制御
数値制御（すうちせいぎょ、英: Numerical Control、略称NC）は、行う動作を数値情報で指令する制御方式のこと。NC工作機械を用いたNC加工で用いられている。数値制御は、工作機械の自動化であり、手動輪やレバーを手動で制御したり、カムを使って機械的に自動化するのではなく、記憶媒体上で符号化されたコマンド群で抽象的にプログラムし制御する。世界初のNC工作機械は、既存の工作機械に紙テープから数値をシステムに入力することでモーターの動作を制御するよう改造したもので、1940年代から1950年代に構築された。これら初期のサーボ機構にはすぐにアナログコンピュータやデジタルコンピュータが付属されて強化され、コンピュータ数値制御（CNC）工作機械となり、設計工程を一新させた。
工作機械は絶対位置精度が重要で、数値制御はそれを実現するために考案された制御手法、メカニズムである。
数値制御 概要
NC工作機械は、それぞれの軸が独立したメカニズムを持ち、それぞれが独立したフィードバック機構を備えている。
例えば、XYZ軸を持つNCフライス盤なら、X軸、Y軸、Z軸それぞれの方向にスライド軸を持ち、独立したサーボ機構を持っている。つまりX方向に100.0mm動く指令が出れば、X軸のエンコーダにより、X方向に100.0mm移動することが保証されている。これがNCである。
通常、工作機械を自動的に動作させるため、プログラムを解釈するコンピュータと組み合わされ、CNCとして使われる。現在ではCNCではないNC工作機械はほとんどなく、単に「NC工作機械」と呼ぶ場合はCNC工作機械のことを指す。CNCで使われるプログラム言語をNCプログラムという。
数値制御 歴史
工作機械の制御の自動化は1800年代、カムを使う形で始まった。カムは以前からオルゴールや鳩時計の部品として使われていた。トマス・ブランチャードは銃床旋盤を作り（1820年代-1830年代）、クリストファー・マイナー・スペンサーらは1870年代に旋盤からタレット旋盤を開発した。カムによる自動化は第一次世界大戦の起きた1910年代には非常に高度なレベルに達していた。
しかし、カムによる自動化は抽象的にプログラムすることができないため、数値制御とは根本的に異なる。その工作機械が生み出すデザインとそれを作り出す工作工程には直接のつながりは存在しない。カムは情報を符号化したものと言えるが、図面上の抽象的レベルの情報からカムを作る工程では人間が自らの手で彫り、加工し、削る必要がある。19世紀の抽象的プログラム可能制御の形式としては、ジャカード織機とチャールズ・バベッジらの解析機関があった。そういった開発が収斂して、プログラム可能な自動工作機械が19世紀に生み出される可能性はあったが、実際に収斂が起きるまでには何十年もかかることとなった。
数値制御 歴史
カムをベースとした自動化に水理学を応用することで、テンプレートをスタイラスでトレースするトレース機械が登場した。例えば、プラット・アンド・ホイットニーのKeller Machine は、数フィートにおよぶテンプレートをトレースできた。もう1つの手法は「記録再生方式」で、ゼネラルモーターズ（GM）が1950年代に始めた。これは、記録装置を使って人間の機械工の動きを記録し、必要に応じてそれを再生するというものである。似たようなシステムは今日でもよく見られ、例えば "teaching lathe" は新人の機械工に実地の感触を教えるのに使われる。これらは数値制御可能ではなく、プログラムは数値的ではなく物理的であるため、熟練した機械工の支援が必要である。
数値制御 歴史
完全な自動化への障壁の1つは工作工程の許容誤差の問題であり、一般にサウ(1/1000インチ）単位の精度が要求される。パンチカードなどの記憶装置を接続して制御することは可能だとしても、要求された精度で正しい位置取りができると保証するのは別の問題だった。工作機械の動作は必ずしも線形に力が働くわけではなく、線形に制御を出力してもそれが工作機械の線形な動作になるとは限らない。この領域で鍵となったのはサーボ機構の開発であり、それによって正確な測定情報が得られるようになった。2つのサーボ機構を組み合わせるとセルシン（シンクロサーボ機構）となり、遠隔のサーボの動きが正確にもう一方のサーボに伝わる。様々な機械システムや電気システムを使ってセルシンの出力を読み取り、正確に動いたことを確認できる。
数値制御 歴史
セルシンが機械制御に使えるのではないかと最初に示唆したのは、ゼネラル・エレクトリック (GE) で働いていたスウェーデン人移民のアーンスト・アレキサンダーソンだった。アレキサンダーソンは機械式計算機の小さな出力のトルクを増幅して巨大なモーターを制御する方法を研究していた。GEはこれをアメリカ海軍の軍艦で用いる照準システムに応用しようとしていた。工作機械と同様、砲塔の照準移動には非常に高い精度を要求され、しかも砲塔の動きは線形ではない。1931年11月、アレキサンダーソンは産業技術部門に同じシステムを工作機械への入力に使えるのではないか、そうすれば Keller Machine のようにテンプレートをなぞる際に強い力を必要としないだろう、と示唆した。彼はこれを「単純な技術開発の問題」だと述べた。しかしその概念は当時の事業計画のずっと先を行くもので、GEは何年もこれをまともに検討しなかった。そのため、他者がそれに先駆けることになった。
数値制御 歴史
一般に数値制御の発明者はジョン・T・パーソンズとされている。パーソンズは父の経営する機械工作会社 Parsons Corp で働く機械工兼セールスマンだった。1942年、パーソンズは以前 フォード トライモータ の製造を指揮していたビル・スタウトから「次のでかいこと」はヘリコプターの開発だと聞かされた。そこで彼はシコルスキー・エアクラフトに何か仕事の注文はないか問い合わせ、すぐにローターのブレード内の木製縦通材を作る契約を獲得した。稼動していない家具工場で生産できるよう設定し、実際に製造してみたところ、その縦通材を使ったブレードは故障した。問題は、縦通材の金属カラーと金属製翼桁の溶接部分にあった。そこでパーソンズは縦通材と翼桁の接合に接着剤を使ってみてはどうかと提案した。これは航空機の設計では誰も試したことのない方法だった。
数値制御 歴史
この開発の過程でパーソンズは、縦通材に木ではなく打ち抜き加工した金属を使った方が作るのも簡単だし強度も増すのではないかと考えるようになった。ローター用縦通材はシコルスキーが提供する設計図に従って製造しており、その設計図は外形を17の点で表していた。パーソンズはそれらの点を通る曲線を雲形定規を使って描き、木製縦通材を作る際の固定器具のテンプレートに使っていた。しかし、金属をその形状に切り抜ける工作機械をどう作ったらいいのかは難しい問題だった。パーソンズはライト・フィールドのプロペラ研究所で回転輪部門を指揮していたフランク・スチューレンを訪ねた。スチューレンはパーソンズが自分が何を言っているのか実際には分かっていないと断定し、それを実現するためパーソンズは彼をその場で雇った。スチューレンは1946年4月1日に作業を開始し、3人の技術者を新たに雇った。
数値制御 歴史
スチューレンにはCurtis Wright Propellerで働く兄弟がいて、技術計算にパンチカードシステムを使っていると聞いていた。スチューレンはローターの応力計算にそのアイデアを採用し、ヘリコプターのローターについて世界初の詳細な自動計算を行おうとした。パーソンズはスチューレンがパンチカードシステムを使って作業しているのを見て、それを使って17点の代わりに200点で外形を生成し、各点で使う切削工具の半径を考慮して切削の中心点を求めることができないかとたずねた。そうすれば従来よりも正確に切り出すことができ、硬い鉄鋼でも縦通材に使うことができるし、それをやすりで滑らかにするのも簡単だと考えたのである。スチューレンは何の問題もないと請け合い、必要な膨大な数値を求めた。1人が数値を読み上げ、それにしたがって別の2人の作業員がX軸とY軸を設定し、切削工具をその点に移動させて切削を行った。これを "by-the-numbers method"（数値による方式）と呼んだ。
数値制御 歴史
そこでパーソンズは完全自動化した工作機械を想像した。十分な数の切削点が与えられれば、手動の作業は全く不要になる。しかしその時点では数値にしたがって工具を所定の位置に移動させるのは手動だったため、作業時間の節約にはならなかった。工作機械にパンチカードシステムの数値を直接入力できれば、そういった遅延も人的誤差もなくなり、切削点数を劇的に増やすことができると考えた。そのような機械があれば、指示を打ち込むだけで正確なテンプレートで切り出しを繰り返すことができる。しかし、パーソンズにはそのアイデアを開発に移すだけの資金がなかった。
パーソンズの会社のセールスマンがライト・フィールドを訪れたとき、新たに創設されたアメリカ空軍がジェットエンジンについて問題を抱えていると聞きつけた。そこでパーソンズはロッキード社に赴き自動工作機械のアイデアを説明したが、興味を持ってはくれなかった。ロッキードは既に5軸のテンプレートコピー機を使うと決めており、高価な切削機械を注文済みだった。パーソンズはこれについて次のように述べている。
数値制御 歴史
その状況をちょっと描いてみよう。ロッキードは翼を製作する機械の設計という契約をしていた。その機械はカッターの動きを5軸で制御し、各軸はテンプレートを使ってトレーサー制御される。誰も私のテンプレート製作法を使ったことがない。不正確なテンプレートからどうして正確な翼形状を作れるだろうか。
パーソンズの懸念は現実となった。1949年、アメリカ空軍はパーソンズがその自動機械を製作するための資金を提供することにした。Snyder Machine & Tool Corpと共同で行った初期の試みは、モーターを直接駆動して制御する方式だったが、完全に平滑な切断が可能となる精度を達成できなかった。機械制御は線形に応答することはないため、同じ量の力を与えても常に同じ動きをするとは限らず、結果としてどれだけ切削点を与えても正確な外形を切り出すことはできなかった。
数値制御 歴史
これは解決不能な問題ではなかったが、制御がどの程度正確に動きに反映されたかを直接測定するために、セルシンのようなある種のフィードバックシステムを必要とした。このような大変な問題に直面し、1949年春、パーソンズはフィードバックシステムの最先端を研究しているMITサーボ機構研究所をたずねた。戦時中、この研究所はモーター駆動の複雑な装置をいくつか製作していた（B-29の機銃砲塔、SCR-584レーダーの自動追跡システムなど）。したがってパーソンズの「数値による」自動機械の試作品を製作する下地は十分だった。
数値制御 歴史
MITのチームはウィリアム・ピーズが指揮し、ジェームズ・マクドナーが補佐した。彼らは即座にパーソンズの設計を大幅に改良した。2点を指定したとき、それぞれの点を単に切削するだけでなく、2点の間を滑らかに切削するようにし、指定する点が少なくても滑らかに切り出すことができるようにしたのである。したがって直線的に切断する場合にも、連続的な点を指定することなく切断できるようになった。パーソンズ、MIT、空軍の三者で契約が結ばれ、プロジェクトは正式には1949年7月から1950年6月まで実施された。その契約は "Card-a-matic Milling Machine" の試作品とその生産システムの構築を含んでいた。どちらもパーソンズが縦通材の製造に使えるよう、最終的に引き渡されることが決まっていた。
数値制御 歴史
代わりに1950年、MITは Cincinnati Milling Machine Company と空軍の間で契約を結ばせ、パーソンズをその後の開発から遠ざけた。パーソンズはこれについて後に、「MITほど立派なところが私のプロジェクトを引き継いで先に進んでくれるとは夢にも思わなかった」と述べている。開発はMITが引き継いだが、パーソンズは1952年5月5日に「工作機械の位置取りのための電動機制御装置」という特許を申請し、MITが1952年8月14日に申請した「数値制御サーボ機構」の特許と衝突した。パーソンズの特許は1958年1月14日、US Patent 2,820,187 として発効し、ベンディックス、IBM、富士通、ゼネラル・エレクトリックといった企業にライセンス供与された。
MITは各種手動輪の入力を歯車で伝達し、マシンのX、Y、Z軸それぞれを駆動するモーターに接続されたローラーチェーンでそれらを駆動した。対応する制御装置は冷蔵庫ほどの筐体5台で構成され、工作機械本体とほぼ同じ大きさだった。筐体のうち3台はモーター制御装置で3軸それぞれに対応し、残る2台は数値読み取りシステムである。
パーソンズのパンチカードを使ったもともとの設計とは異なり、MITの設計では7トラックの標準的な紙テープを入力に採用した。そのうち3トラックは3軸の制御に使い、残りの4トラックは各種制御情報を符号化して使った。紙テープを読み取る筐体には、6台のリレーを使ったレジスタがあり、2台が1つの軸に対応している。読み取り操作の度に直前に読み取った点が開始点レジスタにコピーされ、新たに読み取った点が終了点レジスタに設定される。テープは連続的に読み取られ、"stop"命令（制御情報部分が4つの穴になっている）に到達するまでレジスタ上の数値が増えていく。
最後の筐体にはクロック機構があり、レジスタを通してパルスを発信し、それらを比較し、点と点の間を補間する出力パルスを生成する。例えば、2点が遠く離れている場合は出力パルスはクロックサイクル毎に出力され、2点が近ければ複数クロックサイクルに1回だけパルスを出力する。そのパルスはモーター制御装置にある加算レジスタに送られ、そこで受信したパルス数を数える。加算レジスタはデジタル-アナログ変換回路に接続されており、パルス数が増加している間はモーターへ供給される電力が増加する。
そのレジスタはモーターや工作機械自体に付属するエンコーダによって減算され、1回転するごとに1ずつ減算される。終点に到達するとクロック装置からのパルスが停止し、モーターが工作機械を符号化された位置まで移動させて停止する。1度回転するごとに切削ヘッドが0.0005インチ移動する。切削ヘッドの移動速度は始点と終点を細かく指定すればゆっくりになるし、比較的遠い2点を指定すれば速くなる。
このシステムは1952年9月に一般公開され、同月のサイエンティフィック・アメリカン誌にも掲載された。MITのシステムは技術的には大成功を収めた。どんな複雑な形状も切り出すことができ、人間の手では不可能な精度で全く同じものを作ることができた。しかし、このシステムは複雑すぎ、250本の真空管と175個のリレーを使い、可動部品も多いため、実際の製造で使うには信頼性の面で問題があった。また、非常に高価であり、空軍がその開発に費やした金額は36万ドルになっていた（2005年の価値に換算すると約260万ドル）。1952年から1956年まで、そのシステムの経済的影響を調べるため、各種航空機で一品ものの部品の製作に使われた。
空軍は1953年にプロジェクトへの資金提供をやめたが、Giddings and Lewis Machine Tool Co. (G&L) が開発を継承した。1955年、G&Lの後援でNCを商用化するための会社 Concord Controls が創設され、MITからも人員の多くがそちらに移籍し、Numericord という制御装置を開発した。Numericord はMITの設計をほぼ継承していたが、紙テープの代わりにゼネラル・エレクトリックが開発中だった磁気テープ装置を採用した。磁気テープには様々な位相の信号が記録されており、それが直接各種制御の角度を表している。磁気テープは一定速度で制御装置が読み取り、それがセルシンの一方に角度情報として供給され、セルシンのもう一方は工作機械制御に接続される。依然として設計図の数値は紙テープに記録されていたが、磁気テープに変換する装置が用意された。磁気テープを使うことで制御装置の複雑さを大幅に低減させることに成功した。1995年、航空機の表面加工用の精密なダイスを生産するため Numericord "NC5" がG&Lの工場で稼動を開始した。
Monarch Machine Tool も1952年からNC旋盤の開発を開始した。同社は1955年の Chicago Machine Tool Show でNC旋盤を公開しており、そのショーには完成品や試作品段階のNC工作機械が他社からも出品された。例えば Kearney & Trecker の Milwaukee-Matic II は切削ヘッドをNC制御で自動交換することができた。
ボーイング社の報告には「数値制御はコスト低減できることを証明し、リードタイム削減と品質向上と工作機械設定削減を成し遂げ、生産性を向上させた」とある。一部利用者が熱烈に支持したにもかかわらず、数値制御の採用はそれほど急速には進まなかった。パーソンズはこれについて後に次のように述べている。
NCの概念は製造業者にとって非常に奇妙で、採用も進まなかったため、米軍自身が120台のNC工作機械を作り、各製造業者にリースすることで一般化させようとした。
1958年、MITはNCの経済性についての報告を公表した。それによると、NC工作機械は人間の機械工に対抗できるが、単に作業に要する時間が加工からテープ作成に移っただけだとした。Forces of Production という著書の中で Noble は、空軍に限って言えばこれが全てだったと主張している。すなわち、労働組合の組織率の高い工場から組織率の低いホワイトカラーの設計事務所への作業の移転である。
高圧ガス販売主任者
高圧ガス販売主任者（こうあつがすはんばいしゅにんしゃ）は、高圧ガスの販売事業主より販売事業所ごとに選任を受けている者である。経済産業省令で指定する23品目いずれかの高圧ガスを販売する場合、高圧ガス保安法に基づく高圧ガス製造保安責任者免状（一部の区分に限る）または高圧ガス販売主任者免状を受け、かつ6か月以上の製造保安または販売の実務に従事した者の中から選ばなければならないとされている。
高圧ガス製造保安責任者免状については高圧ガス製造保安責任者のページに詳述があるので、ここでは高圧ガス販売主任者免状とその取得方法、高圧ガス販売主任者に選任された者の権限並びに責務を中心に述べる。
高圧ガス販売主任者 区分
高圧ガス販売主任者免状には、第一種と第二種の2区分がある。
このように、第一種と第二種の間には上下関係はない。
また、事業所が販売するガスの種類によって、選任できる有資格者の実務経験が必要なガス種類も異なる。
高圧ガス販売主任者 試験
高圧ガス販売主任者免状の交付を受けるには、高圧ガス販売主任者試験に合格しなければならない（高圧ガス保安法第29条第3項）。
高圧ガス販売主任者試験は、高圧ガス保安法に基づき47都道府県知事が施行する国家試験である。いずれの知事とも、法に知事が試験事務を委託できると規定されている特別民間法人の高圧ガス保安協会（以下「協会」）へ委託しており、協会がそれぞれの都道府県において年1回、毎年11月第二日曜日に一斉実施している。
住所地による受験地制限はないが、免状の交付も合格した試験地の都道府県知事が行う（46都道府県では協会が交付事務を受託、長崎県のみ直轄交付）。
年齢・学歴・実務経験などに関係なく、受験できる。
第一種
第二種
受験手数料及び免状交付手数料は「地方公共団体の手数料の標準に関する政令」（平成12年政令第16号）に定めがあり、受験料は第一種9,000円、第二種7,200円で、それぞれインターネットで受験申請する場合は500円を減額する。免状交付手数料は双方とも3,400円となっている。