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第43警戒隊
主要幹部

| 官職名 | 階級 | 氏名 | 補職発令日 | 前職 |
| --- | --- | --- | --- | --- |
| 西部航空警戒管制団第43警戒隊長 兼 脊振山分屯基地司令 | 2等空佐 | 笛田洋樹 | 2023年08月01日 | 航空幕僚監部人事教育部補任課 |
| 代 | 氏名 | 在職期間 | 前職 | 後職 |
| --- | --- | --- | --- | --- |
|  | 馬場園房吉 | 0000年00月00日 - 1966年07月15日 |  | 航空自衛隊第5術科学校第1教育部長 |
|  | 内田晴三 | 0000年00月00日 - 1968年02月15日 |  | 航空自衛隊第4術科学校生徒隊長 |
|  | 森永正男 | 1968年02月16日 - 1969年02月16日 | 航空幕僚監部防衛部防衛課 業務計画班長 | 西部航空警戒管制団副司令 |
|  | 江頭勇 | 1969年02月17日 - 1971年02月15日 | 航空幕僚監部防衛部防衛課編成班長 | 航空幕僚監部監理部監理課長 |
|  | 寺田瑞男 | 1971年02月16日 - 1972年02月15日 | 航空幕僚監部防衛部調査第1課 総括班長 | 航空幕僚監部防衛部調査第1課長 |
|  | 今田知之 | 1972年02月16日 - 1974年07月15日 | 航空幕僚監部防衛部施設課 通信建設班長 | 航空自衛隊第4術科学校第1教育部長 |
|  | 朱谷真人 | 1974年07月16日 - 1976年03月22日 | 航空幕僚監部防衛部運用課 通信電子班長 | 防衛大学校教授 |
|  | 白井熊一 | 1976年03月23日 - 1977年06月30日 | 航空幕僚監部監理部勤務 | 統合幕僚会議事務局第5幕僚室勤務 |
|  | 増田久 | 0000年00月00日 - 1979年07月31日 |  | 統合幕僚会議事務局第3幕僚室勤務 |
|  | 坂倉武吉 | 0000年00月00日 - 1981年03月15日 |  | 航空自衛隊第5術科学校第1教育部長 |
|  | 小畑順一 | 0000年00月00日 - 1983年03月15日 |  | 防空指揮群副司令 |
|  | 原田武久 | 0000年00月00日 - 1985年03月15日 |  | 航空自衛隊第5術科学校教務課長 |
|  | 藤原忠晴 | 1985年03月16日 - 1986年08月14日 | 航空幕僚監部防衛部勤務 | 航空総隊司令部防衛部防衛班長 |
|  | 伊與田佳彦 | 1986年08月15日 - 1988年07月31日 | 南西航空混成団司令部防衛部防衛班長 | 飛行教育集団司令部勤務 |
|  | 三澤守 | 1988年08月01日 - 1990年07月31日 | 統合幕僚学校学校教官 | 航空幕僚監部人事教育部教育課 計画班長 |
|  | 佐藤光一 | 1990年08月01日 - 1992年11月30日 | 西部航空警戒管制団司令部防衛部長 | 西部航空警戒管制団第43警戒群付 |
|  | 石渡剛 | 1992年12月01日 - 1994年11月30日 | 航空幕僚監部防衛部通信電子課勤務 | 統合幕僚学校学校教官 |
|  | 十亀義男 | 0000年00月00日 - 1997年06月30日 |  | 航空自衛隊第1補給処業務部長 |
|  | 西森浩孝 | 1997年07月01日 - 1999年03月31日 | 第1輸送航空隊副司令 | 航空自衛隊第5術科学校副校長 |
|  | 水津輝也 | 1999年04月01日 - 2000年11月30日 | 航空幕僚監部防衛部施設課 通信建設班長 | 航空自衛隊第2術科学校第1教育部長 |
|  | 梅田正博 | 2000年12月01日 - 0000年00月00日 | 航空自衛隊幹部候補生学校業務部長 |  |
|  | 祖川誠介 | 2003年04月01日 - 2004年03月31日 | 航空自衛隊第4術科学校業務部長 | 航空自衛隊幹部学校主任研究開発官 |
|  | 大倉育信 | 2004年04月01日 - 0000年00月00日 | 航空幕僚監部人事教育部教育課 術科教育班長 |  |
|  | 柳町充 | 0000年00月00日 - 2006年08月03日 |  | 航空幕僚監部人事教育部厚生課 給与室長 |
|  | 石崎吉和 | 2006年08月04日 - 2008年12月08日 | 航空幕僚監部人事教育部人事計画課 人事計画第2班長 | 航空幕僚監部人事教育部補任課 服務室長 |
|  | 吉武敏雄 | 2008年12月09日 - 2010年07月31日 ※2009年01月01日 1等空佐昇任 | 航空自衛隊幹部候補生学校業務部長 （2等空佐） | 第1高射群副司令 |
|  | 園田孝由 | 2010年08月01日 - 0000年00月00 | 情報本部勤務 |  |
|  | 新谷和也 | 2012年04月09日 - 2013年05月31日 | 航空幕僚監部運用支援・情報部 運用支援課輸送室計画班長 | 航空総隊司令部総務部総務課長 |
|  | 朝倉勝彦 | 2013年06月01日 - 2014年11月30日 ※2014年07月01日 1等空佐昇任 | 第5高射群副司令 （2等空佐） | 航空自衛隊第5術科学校第1教育部長 |
|  | 松村和仁 （2等空佐） | 2014年12月01日 - 0000年00月00日 | 中部航空方面隊司令部総務部 援護業務課長 |  |
|  | 佐藤友厚 | 2017年02月01日 - | 第6高射群副司令 （2等空佐） |  |
| 代 | 氏名 | 在職期間 | 前職 | 後職 |
| --- | --- | --- | --- | --- |
|  | 笛田洋樹 | 0000年00月00日 - 2023年07月31日 |  |  |
|  | 荒木啓史 | 2023年08月01日 - | 航空幕僚監部人事教育部補任課 |  |
J/FPS-1運用開始（1975年6月）
諸田広美

諸田 広美（もろた ひろみ、1974年8月22日 - ）は、群馬県前橋市出身のメゾソプラノ歌手。主にイタリア・オペラやロシア作品の演奏で知られている。Jenny Anvelt、Claudio Giombi、Anna di Stasio、フィオレンツァ・コッソット、古澤泉、林康子の各氏に師事。日本オペラ振興会所属（藤原歌劇団団員・日本オペラ協会会員）。夫はピアニスト・松原聡で、2019年より松原広美を活動名にしている。従兄妹に、熊本大学准教授・星野裕司、サックス奏者・野口紗矢香がいる。
略歴

群馬県立前橋女子高校卒業。群馬大学教育学部音楽科卒業。東京藝術大学大学院修士課程オペラ科修了。二期会オペラ研修所第48期マスタークラス修了（修了時に奨励賞、並びに優秀賞受賞）。イタリア国立ミラノ・ヴェルディ音楽院声楽科卒業。イタリア・スルモナ国際オペラ研究所マスタークラス修了。
計5年間2度にわたりイタリア留学し（1997年 - 2001年 ミラノ、2005年 - 2006年 ローマ）、その間国際ロータリー財団、群馬県、イタリア政府、（旧）安田生命クオリティ・オブ・ライフ文化財団より助成を得る。平成17年度文化庁派遣芸術家在外研修員。留学中、ミラノ・スカラ座同好会ホールでの新人演奏会はじめ、多数オペラやコンサートに出演。2005年オペラ『ジュリアス・シーザー』トロメーオ役で二期会デビュー。2006年ミラノ・ロゼトゥム劇場公演オペラ『カルメン』題名役デビュー。その後、日生劇場、東京室内歌劇場などに主要な役で出演。2011年には二期会創立60周年記念公演オペラ『フィガロの結婚』マルチェリーナ役で好評を得る(演出：宮本亜門)。群馬交響楽団をはじめオーケストラとの共演で「第九」や「メサイア」ソリストを務める。2010年演連コンサート・オーディション合格はじめ、国内では群馬・東京を中心に、海外ではイタリア・チェコ・ポーランドで、リサイタルを多数開催。2015年、群馬交響楽団創立７０周年記念オペラ『蝶々夫人』にスズキ役で出演し、イタリア・ルッカのプッチーニ・フェスティヴァルより来日した歌手たちと共演。2015年、藤原歌劇団に移籍。2016年新国立劇場における文化庁主催ガラ・コンサート出演。2018年、帝国ホテル『フィガロの結婚』で、藤原歌劇団デビュー。
第８回ローマ・フェスティヴァル国際声楽コンクール『フィガロの結婚』部門優勝。イタリア声楽コンコルソ・日伊声楽コンコルソ・奏楽堂日本歌曲コンクール各入選。上毛新聞社主催第5回上毛芸術文化賞＜音楽部門＞受賞。企業メセナ群馬＜芸術文化奨励賞＞受賞。第１回ロシア声楽コンクール第１位受賞。
ディスコグラフィ

DVD オペラ『雛祭りのフィガロの結婚』2006年1月16日（たちばな出版）
第16回東京箱根間往復大学駅伝競走

第16回東京箱根間往復大学駅伝競走（だい16かいとうきょうはこねかんおうふくだいがくえきでんきょうそう）は、1935年1月5日から1月6日まで開催された16回目の東京箱根間往復大学駅伝競走である。
|  第16回東京箱根間往復大学駅伝競走 |
| --- | --- |
試合日程:  1935年1月5日 - 1月6日
出場校:  13校
総合優勝校:  日本大学
往路優勝校:  日本大学
復路優勝校:  日本大学
 < 19341936 > 
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参加大学

| No>  | 大学名 | 前回順位 | 出場回数 |
| --- | --- | --- | --- |
| 1 | 早稲田大学 | 前年1位 | 9年連続15回目 |
| 2 | 日本大学 | 前年2位 | 9年連続13回目 |
| 3 | 慶応義塾大学 | 前年3位 | 8年連続15回目 |
| 4 | 法政大学 | 前年4位 | 15年連続15回目 |
| 5 | 中央大学 | 前年5位 | 11年連続14回目 |
| 6 | 明治大学 | 前年6位 | 16年連続16回目 |
| 7 | 東京文理科大学 | 前年7位 | 6年連続6回目 |
| 8 | 日本歯科医専門学校 | 前年8位 | 8年連続12回目 |
| 9 | 東京農業大学 | 前年9位 | 3年連続13回目 |
| 10 | 専修大学 | 前年10位 | 2年連続2回目 |
| 11 | 立教大学 | 前年11位 | 2年連続2回目 |
| 12 | 拓殖大学 | 前年12位 | 3年連続3回目 |
| 13 | 東洋大学 | 前年13位 | 3年連続3回目 |
成績

|  | 大会成績 | 大会成績 | 第15回大会までの最高記録 |
| --- | --- | --- | --- |
| 総合優勝 （150哩?） | 日本大学 （12時間52分59秒） | 初 | 早稲田大学 （12時間47分53秒） （参考、150哩） [第14回、1933年] |
| 往路優勝 （75哩?） | 日本大学 （6時間27分35秒） | 3年ぶり2回目 | 早稲田大学 （6時間37分02秒） （参考、75哩?） [第15回、1934年] |
| 復路優勝 （75哩?） | 日本大学 （6時間25分24秒） | 2年連続2回目 | 早稲田大学 （6時間09分05秒） （参考、約70.5哩） [第14回、1933年] |
成績 > 総合成績

| 総合順位> 総合順位.総合順位 | 大学名> 大学名.大学名 | 総合記録> 総合記録.総合記録 | 1位との差> 1位との差.1位との差 | 通過順位> 往路.1区 | 通過順位> 往路.2区 | 通過順位> 往路.3区 | 通過順位> 往路.4区 | 通過順位> 往路.5区 | 通過順位> 復路.6区 | 通過順位> 復路.7区 | 通過順位> 復路.8区 | 通過順位> 復路.9区 | 通過順位> 復路.10区 | 備考> 備考.備考 |
| --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- |
| 1 | 日本大学 | 12時間52分59秒 | -時間--分--秒 | 3 | 2 | 1 | 2 | 1 | 1 | 1 | 1 | 1 | 1 |  |
| 2 | 早稲田大学 | 13時間04分46秒 | 11分47秒 | 1 | 1 | 2 | 1 | 2 | 2 | 2 | 2 | 2 | 2 |  |
| 3 | 慶応義塾大学 | 13時間24分58秒 | 31分59秒 | 5 | 7 | 5 | 3 | 8 | 8 | 6 | 6 | 6 | 3 |  |
| 4 | 中央大学 | 13時間25分21秒 | 32分22秒 | 7 | 6 | 6 | 6 | 6 | 4 | 3 | 4 | 4 | 4 |  |
| 5 | 明治大学 | 13時間27分11秒 | 34分12秒 | 4 | 3 | 4 | 4 | 3 | 3 | 4 | 3 | 3 | 5 |  |
| 6 | 専修大学 | 13時間31分52秒 | 38分53秒 | 9 | 9 | 9 | 10 | 5 | 5 | 5 | 5 | 5 | 6 |  |
| 7 | 日本歯科医専門学校 | 13時間45分27秒 | 52分28秒 | 2 | 4 | 3 | 5 | 4 | 6 | 7 | 7 | 7 | 7 |  |
| 8 | 法政大学 | 13時間48分09秒 | 55分10秒 | 10 | 10 | 10 | 9 | 7 | 9 | 8 | 8 | 8 | 8 |  |
| 9 | 東京文理科大学 | 13時間52分11秒 | 59分12秒 | 8 | 8 | 8 | 8 | 9 | 7 | 9 | 9 | 9 | 9 |  |
| 10 | 東京農業大学 | 14時間40分53秒 | 1時間47分54秒 | 12 | 12 | 12 | 12 | 12 | 12 | 11 | 11 | 10 | 10 |  |
| 11 | 東洋大学 | 15時間08分07秒 | 2時間15分8秒 | 11 | 11 | 11 | 11 | 11 | 11 | 10 | 12 | 11 | 11 |  |
| 12 | 拓殖大学 | 15時間20分36秒 | 2時間27分37秒 | 13 | 13 | 13 | 13 | 13 | 13 | 13 | 13 | 12 | 12 |  |
| 13 | 立教大学 | 15時間49分56秒 | 2時間56分57秒 | 6 | 5 | 7 | 7 | 10 | 10 | 12 | 10 | 13 | 13 |  |
成績 > 往路成績

| 往路順位 | 大学名 | 往路記録 | 1位との差 | 通過順位> 1区 | 通過順位> 2区 | 通過順位> 3区 | 通過順位> 4区 | 通過順位> 5区 |
| --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- |
| 1 | 日本大学 | 6時間27分35秒 | -時間--分--秒 | 3 | 2 | 1 | 2 | 1 |
| 2 | 早稲田大学 | 6時間31分19秒 | 3分04秒 | 1 | 1 | 2 | 1 | 2 |
| 3 | 明治大学 | 6時間37分36秒 | 10分01秒 | 4 | 3 | 4 | 4 | 3 |
| 4 | 日本歯科医専門学校 | 6時間46分37秒 | 19分02秒 | 2 | 4 | 3 | 5 | 4 |
| 5 | 専修大学 | 6時間46分43秒 | 19分08秒 | 9 | 9 | 9 | 10 | 5 |
| 6 | 中央大学 | 6時間48分07秒 | 20分32秒 | 7 | 6 | 6 | 6 | 6 |
| 7 | 法政大学 | 6時間52分54秒 | 25分19秒 | 10 | 10 | 10 | 9 | 7 |
| 8 | 慶応義塾大学 | 6時間53分51秒 | 26分16秒 | 5 | 7 | 5 | 3 | 8 |
| 9 | 東京文理科大学 | 6時間58分45秒 | 31分10秒 | 8 | 8 | 8 | 8 | 9 |
| 10 | 立教大学 | 7時間05分12秒 | 37分37秒 | 6 | 5 | 7 | 7 | 10 |
| 11 | 東洋大学 | 7時間06分33秒 | 38分58秒 | 11 | 11 | 11 | 11 | 11 |
| 12 | 東京農業大学 | 7時間25分26秒 | 57分51秒 | 12 | 12 | 12 | 12 | 12 |
| 13 | 拓殖大学 | 7時間28分32秒 | 1時間00分57秒 | 13 | 13 | 13 | 13 | 13 |
成績 > 復路成績

| 復路順位 | 大学名 | 復路記録 | 1位との差 | 通過順位> 6区 | 通過順位> 7区 | 通過順位> 8区 | 通過順位> 9区 | 通過順位> 10区 |
| --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- |
| 1 | 日本大学 | 6時間25分24秒 | -時間--分--秒 | 1 | 1 | 1 | 1 | 1 |
| 2 | 慶応義塾大学 | 6時間31分07秒 | 5分43秒 | 8 | 6 | 6 | 6 | 3 |
| 3 | 早稲田大学 | 6時間33分27秒 | 8分03秒 | 2 | 2 | 2 | 2 | 2 |
| 4 | 中央大学 | 6時間37分14秒 | 11分50秒 | 4 | 3 | 4 | 4 | 4 |
| 5 | 専修大学 | 6時間45分09秒 | 19分45秒 | 5 | 5 | 5 | 5 | 6 |
| 6 | 明治大学 | 6時間49分35秒 | 24分11秒 | 3 | 4 | 3 | 3 | 5 |
| 7 | 東京文理科大学 | 6時間53分26秒 | 28分02秒 | 7 | 9 | 9 | 9 | 9 |
| 8 | 法政大学 | 6時間55分15秒 | 29分51秒 | 9 | 8 | 8 | 8 | 8 |
| 9 | 日本歯科医専門学校 | 6時間58分50秒 | 33分26秒 | 6 | 7 | 7 | 7 | 7 |
| 10 | 東京農業大学 | 7時間15分27秒 | 50分03秒 | 12 | 11 | 11 | 10 | 10 |
| 11 | 拓殖大学 | 7時間52分04秒 | 1時間26分40秒 | 13 | 13 | 13 | 12 | 12 |
| 12 | 東洋大学 | 8時間01分34秒 | 1時間36分10秒 | 11 | 10 | 12 | 11 | 11 |
| 13 | 立教大学 | 8時間44分44秒 | 2時間19分20秒 | 10 | 12 | 10 | 13 | 13 |
宮津市立前尾記念文庫

|  宮津市立前尾記念文庫 |
| --- | --- |
  ja
施設情報
事業主体:  宮津市
管理運営:  宮津市
開館:  1983年7月23日
所在地:  〒626-0041 京都府宮津市字鶴賀2164-2
位置:  北緯35度32分17.1秒 東経135度11分50.2秒﻿ / ﻿北緯35.538083度 東経135.197278度﻿ / 35.538083; 135.197278座標: 北緯35度32分17.1秒 東経135度11分50.2秒﻿ / ﻿北緯35.538083度 東経135.197278度﻿ / 35.538083; 135.197278
公式サイト:  宮津市立前尾記念文庫
プロジェクト:GLAM - プロジェクト:図書館
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宮津市立前尾記念文庫（みやづしりつまえおきねんぶんこ）は、京都府宮津市にある記念文庫・資料館。
歴史

1973年（昭和48年）から1976年（昭和51年）まで第58代衆議院議長を務めた前尾繁三郎は与謝郡宮津町出身である。前尾が1981年（昭和56年）7月23日に死去した際の遺志で、遺族から前尾の蔵書約35,000冊と建設資金が宮津市に寄贈された。宮津市は記念文庫の建設と銅像の設置を計画し、国や京都府からの援助も受けて、前尾の死去からちょうど2年後の1983年（昭和58年）7月23日に宮津市立前尾記念文庫が開館した。
宮津市立前尾文庫は1971年（昭和46年）7月に開館していた宮津市立図書館の南側に建設されており、東側には大手川が流れている。竣工式には林田悠紀夫京都府知事、鈴木善幸前内閣総理大臣などが列席している。建物入口前には前尾の銅像が鎮座している。2017年（平成29年）11月27日に宮津市立図書館が宮津阪急ビル3階に移転すると、前尾記念文庫の蔵書約29,000冊が宮津市立図書館の「前尾記念文庫コーナー」に移動・移管された。「前尾記念文庫コーナー」には前尾の胸像があり、肖像が掲げられている。
蔵書

経済学や政治学に加えて、歴史、思想、民俗学、芸術、古典文学、現代小説、児童書まで、さまざまな分野の文献を所蔵している。
蔵書 > 明治元勲書簡

明治期（元勲）を中心として大正・昭和までの長期にわたる著名政治家の書簡原本224点を1983年の開館時から所蔵していたが、学術的な調査や整理がなされずに未公開の状態が続いていた。2000年（平成8年）10月には宮津市が佛教大学に調査研究を委託し、研究会が組織されて調査を行った。この書簡群は2004年（平成16年）に思文閣出版から『宮津市立前尾記念文庫所蔵 元勲・近代諸家書簡集成』（著者は佛教大学近代書簡研究会）として刊行されている。
書簡の発信者 : 138人
木戸孝允、大久保利通、伊藤博文、山縣有朋、勝海舟、井上馨、品川弥二郎、松方正義、桂太郎、原敬、福沢諭吉、後藤新平、陸奥宗光、芳川顕正、濱口雄幸、若槻禮次郎など
書簡の受信者 : 108人
西園寺公望、伊東巳代治、乃木希典、武富時敏など
蔵書
蔵書
前尾繁三郎の著書
利用案内

開館時間 : 金曜・土曜・日曜の9時から17時
休館日 : 月曜・火曜・水曜・木曜日・年末年始
館外貸出 : 5冊まで、14日以内
周辺

島崎公園
みやづ歴史の館（2000年開館）
宮津会館（1967年開館）
宮津市立図書館旧館（1971年開館・2017年移転）
宮津市立前尾記念文庫
2017年から宮津市立図書館がある宮津阪急ビル（ミップル）
第44回日本選手権水泳競技大会

第44回日本選手権水泳競技大会兼第19回メキシコシティーオリンピック競技大会代表選手選考会（だい44かいにほんせんしゅけんすいえいきょうぎたいかいけんだい19かいめきしこしてぃーおりんぴっくきょうぎたいかいだいひょうせんしゅせんこうかい）は、1968年8月29日から8月31日まで3日間の日程で代々木オリンピックプールを会場に開催された。主催は日本水泳連盟。
大会結果 > 男子

| 種目 | 金 | 金 | 銀 | 銀 | 銅 | 銅 |
| --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- |
自由形
| 100m | 岩崎邦宏 ヤクルト | 55秒1 | 大沢正行 BSタイヤ | 55秒5 | 木谷晃彦 日本鋼管 | 56秒2 |
| 200m | 岩崎邦宏 ヤクルト | 2分00秒8 | 中野悟 稲泳会 | 2分03秒8 | 村田敏紀 日本鋼管 | 2分04秒1 |
| 400m | ウィルキンソン オーストラリア | 4分20秒8 | 米井要 フジタDC | 4分26秒5 | 植田貞雄 福岡大学 | 4分27秒2 |
| 1500m | 伊藤勝二 BSタイヤ | 17分14秒1 | ウィルキンソン オーストラリア | 17分27秒5 | 高瀬悦二郎 日本大学 | 17分38秒9 |
背泳ぎ
| 100m | 細川伸也 稲泳会 | 1分04秒0 | 伊藤圭祐 トヨタ自工 | 1分04秒0 | 田中毅司雄 稲泳会 | 1分04秒1 |
| 200m | 福島滋雄 日本鋼管 | 2分17秒6 | 細川伸也 稲泳会 | 2分19秒0 | 三木正二郎 日本大学 | 2分19秒6 |
平泳ぎ
| 100m | 鶴峯治 日本大学 | 1分10秒1 | 松本健次郎 日本鋼管 | 1分10秒4 | 石川健二 勝村建設 | 1分10秒4 |
| 200m | 鶴峯治 日本大学 | 2分32秒1 | 松本健次郎 日本鋼管 | 2分33秒9 | 佐藤章 日本大学 | 2分34秒3 |
バタフライ
| 100m | 丸谷里志 日本大学 | 58秒3 | 高田康雄 稲泳会 | 58秒5 | 北村修一 日本大学 | 59秒4 |
| 200m | 高田康雄 稲泳会 | 2分08秒6 日本新 | 丸谷里志 日本大学 | 2分11秒5 | 門永吉典 稲泳会 | 2分12秒2 |
個人メドレー
| 200m | 福島滋雄 日本鋼管 | 2分18秒5 | 本多忠 尾道高 | 2分21秒1 | 有働徹 稲泳会 | 2分21秒2 |
| 400m | 有働徹 稲泳会 | 5分01秒8 | 本多忠 尾道高 | 5分04秒3 | 東島新次 日本大学 | 5分04秒5 |
大会結果 > 女子

| 種目 | 金 | 金 | 銀 | 銀 | 銅 | 銅 |
| --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- |
自由形
| 100m | 川西繁子 BHク | 1分02秒0 | 小林美和子 淑徳高 | 1分03秒1 | 小野裕美子 山田SC | 1分03秒3 |
| 200m | 小林美和子 淑徳高 | 2分17秒3 | 川西繁子 BHク | 2分17秒9 | 合志えい子 山田SC | 2分22秒2 |
| 400m | 井口妙 山田SC | 4分51秒8 | 早川一枝 別府大学 | 4分56秒0 | 保田恵子 サマーランド | 5分03秒4 |
| 800m | 早川一枝 別府大学 | 10分08秒1 | 井口妙 山田SC | 10分17秒3 | 藤本幸子 山田SC | 10分38秒8 |
背泳ぎ
| 100m | 合志幸子 山田SC | 1分09秒6 | 我部貴美子 サマーランド | 1分10秒1 | 新谷孝子 山田SC | 1分11秒7 |
| 200m | 我部貴美子 サマーランド | 2分34秒9 | 合志幸子 山田SC | 2分35秒4 | 石井菊代 山田SC | 2分38秒8 |
平泳ぎ
| 100m | 中川清江 山田SC | 1分18秒6 | 竹本ゆかり 山田SC | 1分19秒1 | 柴田智恵野 山田SC | 1分20秒4 |
| 200m | 柴田智恵野 山田SC | 2分49秒2 | 竹本ゆかり 山田SC | 2分49秒7 | 西側よしみ 山田SC | 2分52秒0 |
バタフライ
| 100m | 石井雅子 日本大学 | 1分09秒0 | 藤井康子 山田SC | 1分09秒1 | 高橋栄子 別府大学職員 | 1分10秒6 |
| 200m | 藤井康子 山田SC | 2分28秒9 | 横井好美 中京大学 | 2分34秒7 | 石井雅子 日本大学 | 2分35秒9 |
個人メドレー
| 200m | 西側よしみ 山田SC | 2分32秒7 | 浅野典子 名水ク | 2分44秒6 | 斉藤和子 サマーランド | 2分44秒7 |
| 400m | 山崎咲子 福井商 | 5分43秒7 | 長尾恵子 天理高 | 5分48秒3 | 渡辺昭子 別府大学付属高 | 6分03秒1 |
オリンピック代表選手

競技の結果、以下の選手がオリンピック代表選手に選出された。
男子:伊藤勝二、丸谷里志、岩崎邦宏、高田康雄、早稲田昇、大沢正行、中野悟、鶴峯治、田口信教、田中毅司雄、木谷晃彦
女子:合志幸子、柴田智恵野、小林美和子、西側よしみ、川西繁子、竹本ゆかり、中川清江、藤井康子、小野裕美子
マイクロカーネル

モノリシックカーネル及びマイクロカーネルのOSの構成
マイクロカーネルの概念図
マイクロカーネル（英: microkernel）とはオペレーティングシステム (OS) の設計思想、及びそのようなOSのカーネル部の名称である。OSが担う各種機能のうち、必要最小限のみをカーネル空間に残し、残りをユーザーレベルに移すことで全体の設計が簡素化でき、結果的にカスタマイズ性が向上し、性能も向上できるというOSの設計手法のことである。カーネル本体が小規模な機能に限定されるので「マイクロカーネル」と呼ばれるが、必ずしも小さなOSを構成するとは限らない。
マイクロカーネルの出現に伴い、従来型のOSを「モノリシックカーネル（一枚岩のカーネルという意）」と呼ぶようになった。マイクロカーネルの思想を更に推し進めたナノカーネルも提唱されている。
特徴

純粋なマイクロカーネルでは、まずカーネル空間で提供される機能を、メモリ空間の仮想化、プロセス制御、プロセス間通信に限定し、割り込みなども全て通信にマップする。その上でファイルシステムやデバイスドライバといった準カーネル機能をそれらのアプリケーションとして実装し、ユーザー空間で動作させる。場合によってはそれらの機能セットをサーバと呼ばれる単位で複数動作させる。
このような形態を持つ事のメリットは、
OS開発効率の向上（機能拡張、デバッグなどを容易に行える）
システム全体を止めずにカーネル以外のOSのアップデートを行うことができる
必要な機能のみを提供するアプリケーションに特化したOSを構築することが容易になる
などである。また一般にマイクロカーネルでは資源の抽象度が高く、マルチプロセッサ対応やネットワーク透過の通信が自然に実装できるため、大規模な資源利用には有利である。
反面あらゆる場所でプロセス間通信を利用する為、機能相互のオーバーヘッドが大きく、モノリシックカーネルと同等の機能を実装した場合、数パーセントから数倍のロスが出る場合がある。特にコンテキストスイッチのコストを避けるため、必要な機能をカーネル空間に移し、見た目上モノリシックカーネルのように動作させる場合もある(co-location)。
歴史

初期のOSのカーネルは、コンピュータのメモリ容量が小さかったこともあって、比較的小さかった。コンピュータの能力が成長するに従い、カーネルが制御しなければならないデバイスの数も増えていった。それでも例えば当初のUNIXのカーネルは、デバイスドライバやファイルシステムを含んでいても一般に小さかった。アドレス空間が16ビットから32ビットに拡大すると、カーネル設計がハードウェアアーキテクチャに束縛されることがなくなり、カーネルの成長が始まった。
UNIXカーネルの肥大化の端緒となったのが Berkeley Software Distribution (BSD) である。それまでのOSの役割に加え、BSDでは複数のファイルシステムを追加し、完全なTCP/IPプロトコルスタックを備え、ネットワーク上で既存のプログラムを動作可能にする各種仮想デバイスが追加されている。UNIXはファイルという概念でリソースを統一し、ファイルを扱う小さなプロセスをパイプでつないで相互通信させることにより、コンパクトかつ高機能なOS設計に成功した。しかしその後の利用環境の変化に伴い、必ずしもファイルとして扱えないリソースが増加している。例えばネットワーク通信はソケットという概念で行われるが、ソケットはファイルではない。結果的に、後付けで似て非なるコードがOSを肥大化させるという事態が発生したといえる。このような成長が何年も続き、カーネルのソースコードは数百万行にまで肥大化した。結果として、バグが潜在している可能性が高まり、保守の困難さが増していった。
マイクロカーネルはそのような「UNIXの再設計」という観点から始まっている。理論上、マイクロカーネル設計はカーネルの一部だったサービス群をユーザー空間に切り出すことでコードの管理を容易にするとされていた。また、カーネルモードで動作するコードの量を減らすことで、セキュリティと安定性が増すと考えられた。例えば、ネットワークサービスがバッファオーバーランでクラッシュしても、マイクロカーネルは影響を受けないので、システム全体としては機能し続けることができる。
OSがたくさんのコードから成る事の直接的な問題点は、
カーネル自体が占めるメモリ領域（カーネル空間のフットプリント）が大きくなる
移植性やメンテナンスに不利
といったものである。さらに、計算機資源の増大に伴いマルチプロセッサや仮想メモリといった、UNIX開発時に想定していなかった実装が出現しており、それらを含めたOS概念のリファインが必要と考えられた。
そこで、「大規模な資源」と「高速な通信」を念頭において「相互通信するプロセスによる協調動作」というUNIXの発展理念に至ったのがマイクロカーネルである。UNIXではファイルを中心概念としていたが、マイクロカーネルではプロセスと通信に主眼を移し、割り込みやI/Oといったあらゆる資源が徹底的に抽象化されている。
そのような背景で1980年代に開発されたマイクロカーネルは、既存の一体型カーネルを新たなシステムへ適応させるいくつかの試みを伴っていた。従来型カーネルに含まれていたデバイスドライバ、プロトコルスタック、ファイルシステムや他の低レベルシステムを一度に新たに開発するため、膨大な作業を伴い、慎重なコード管理が必要とされた。ユーザー空間のプログラムとして実装されたサービスは通常のユーザープログラムのように動作する。そのためそれらサービスの扱いが容易になっただけでなく、残ったカーネル部分は副作用を気にせずに最適化することができる。さらに言えば、共通の中核部の上に全く新たなOSを構築することも可能になり、OS研究にも寄与した。
なお、この時古くなった計算機資源の再利用も考慮されていた。つまり、移植性が高くコンパクトなOSを使えば、旧式のシステムであってもネットワーク上に接続して資源として活用する事ができるという考え方である。
1980年代には初期の Local Area Network が登場しており、マイクロカーネルは非常に有望な技術とされていた。カーネルの機能をユーザー空間に分散させる機構を使えば、システムをネットワーク上に分散させることも可能だからである。Machなどの初期のマイクロカーネルは、性能に問題があることが判明したが、それよりも利点が大きいとみなされ、1990年代末までOS研究の中心となった。実際に実装されたMachでは、当初の予想通りコード量の削減には成功した。抽象度が高く、見通しの良いマイクロカーネルはトレンドとしては妥当であり、この時は将来有望な物と見なされている。しかし、その間にコンピュータの性能がネットワーク性能に比べて格段に向上し、マイクロカーネルの性能問題は開発の容易さという利点を考慮しても無視できなくなった。既存システムを性能向上させる様々な試みがなされたが、オーバーヘッドが常に問題となり、性能向上のためにはユーザー空間のプログラムとなったサーバをカーネルに戻す必要があった。2000年までにMachのような大規模な試みはなされなくなったが、OPENSTEPが採用したXNUというMachカーネル改良版は Darwin や macOS で採用されている。2012年現在、Machベースの GNU Hurd も機能しており、それを採用した Arch Linux と Debian のテスト版も進行中である。
マイクロカーネルの大規模な研究は下火になったが、研究開発は続けられた。初期のマイクロカーネル設計における性能問題の多くは方針の根本的の問題ではなく、たまたまある目的のために実装されたシステムを可能な限り多くのサービスに使おうとする設計者の願望に起因していたと見られるようになった。アセンブリコードを使ったり、通常はソフトウェアでサポートすることをプロセッサのアーキテクチャ独自の機能に頼るなどのより実用的なアプローチを通して、性能が劇的に改善されたマイクロカーネルが登場するようになった。このような新世代のマイクロカーネルを従来の多くのシステムサービスを含んだ実装と区別するため、ナノカーネル (nanokernel) という呼称も使われた。しかし、従来型のマイクロカーネルからナノカーネルへの移行がほぼ完了すると、ナノカーネルとは呼ばれなくなっている。
マイクロカーネルと密接に関連する方式としてエクソカーネルがある。エクソカーネルはハイパーバイザと共通点が多いが、極小性を主張することはなく、仮想機械サポートに特化している。実際、L4マイクロカーネルファミリーはハイパーバイザの実装によく使われている。
マイクロカーネル自体ではなく、それに付随して開発された機能やマイクロカーネルの設計思想がマイクロカーネル以外のOSへ影響を及ぼした事例がある。インタフェースの明確な定義がもたらした高い移植性や、カーネルへの依存性を軽減したOS機能の実装がきっかけとなっている。Machの仮想記憶サーバは4.4BSDのカーネルへ移植され、その子孫を含めて旧来の仮想記憶実装を置き換えた。ユーザプロセスとしてファイルシステムのドライバを実装したFUSEは実装の容易さや障害への強さなどマイクロカーネルの技術的なメリットだけでなく、Linux上での初期のZFSサポートのように技術以外の問題（この場合はライセンスの非互換性）を回避する手段ともなっている。
プロセス間通信

プロセス間通信 (IPC) とは、プロセス間の通信を可能にする何らかの機構であり、メッセージ送信がよく使われる。共有メモリも厳密にはプロセス間通信機構の一種だが、マイクロカーネルでIPCといえば一般にメッセージを指す。IPCにより、OSをサーバといういくつかの小さなプログラムで構築することができ、IPCを使ってサーバを他から呼び出すことができる。周辺ハードウェアのサポートもそのように実装でき、サーバにはデバイスドライバ、ネットワークのプロトコルスタック、ファイルシステム、グラフィックスなど様々なものがある。
IPCには同期式と非同期式がある。非同期IPCはネットワーク通信に似ている。送信側はメッセージを発行して処理を継続する。受信側はメッセージの到着を定期的にチェックするか、何らかの検出機構で通知される。非同期IPCではカーネルがメッセージ用のバッファとキューを管理しており、バッファオーバーフローもカーネルが扱う。また、メッセージは2回コピーされる（送信側からカーネル、およびカーネルから受信側）。同期IPCでは、送信側か受信側はもう一方がIPC可能となるまでブロックされる。バッファリングも複数回のコピーも不要だが、明示的に両者が待ち合わせる必要があるため、プログラミングに巧妙さを必要とする。多くのプログラマは非同期送信と同期受信を好む。
第一世代のマイクロカーネルは一般に同期IPCも非同期IPCもサポートしていたが、その性能は悪かった。ヨッヘン・リートケ はその原因がIPC機構の設計と実装にあることを示した。彼はL4マイクロカーネルでIPCコストを10分の1以下にした。IPCは送信も受信もシステムコールでサポートされ、同期式のみであり、レジスタでなるべく多くのデータを渡すようにしている。さらにリートケは direct process switch という概念を導入し、IPCの際に送信側から受信側へ直接（不完全な）コンテキストスイッチを行うようにした。そのためL4では、メッセージの一部または全部をレジスタ群で渡す場合、レジスタ内のメッセージは全くコピーせずに転送することができる。さらにスケジューラを呼び出すオーバーヘッドを排除している。これは特に遠隔手続き呼出し (RPC) 的にサーバを呼び出す際のIPCに適している。もう1つの最適化として lazy scheduling と呼ばれるものがあり、IPC中にスケジューリングキューを走査せずに済むようするため、IPC中はスレッドをレディキューでブロックしたままにする。スケジューラが呼び出されると、そのようなスレッドを適当な待ちキューに移す。
クライアント・サーバ型システムでは多くの通信が基本的に同期式であり、非同期なプリミティブを使っていたとしても、通常はクライアントがサーバを呼び出し、応答を待つことになる。その方が実装も効率的になるため、L4以降のマイクロカーネルでは同期IPCプリミティブのみを提供するようになった。非同期IPCは補助スレッドを使って同期IPCプリミティブ上で実装できる。しかし、L4を採用した商用製品では非同期通信サポートのために非同期通知機構が必要であることが判明し、それを追加している。このシグナルのような機構はデータを転送するものではなく、カーネルによるバッファリングが不要である。
同期IPCでは通信の一方が応答可能になるまでもう一方がブロックされる。したがって無制限にIPCを使用すると容易にデッドロック状態が発生する。また、クライアントが要求を送って応答を待ち合わせないようにすると、容易にDoS攻撃のような状態になる。したがって同期IPCでは長期に渡るブロックを防ぐ手段を提供しなければならない。多くのマイクロカーネルはIPC呼び出しにタイムアウトを提供しており、ブロック時間を制限している。実際にはタイムアウト時間の設定は難しく、結果としてクライアントのタイムアウトは無制限、サーバのタイムアウトはゼロとすることが多い。結果としてタイムアウト時間を任意に設定できるようにせず、相手が応答可能でない場合にIPCを即座に失敗させるかどうかを示すフラグだけを用意する傾向になってきた。それによってタイムアウト時間としてゼロか無制限かを選択することになる。L4やMINIXの最近のバージョンもそのようになっている（QNXや以前のL4ではタイムアウト時間を任意に設定できる）。
サーバ

マイクロカーネルでのサーバはデーモンのようなものだが、一部のサーバは物理メモリ空間の一部にアクセスできる特権を与えられている。それによりデバイスドライバのサーバがハードウェアと直接やりとりできるようになっている。
汎用マイクロカーネルにおける基本的サーバとしては、ファイルシステムサーバ、デバイスドライバサーバ、ネットワークサーバ、ディスプレイサーバ、ユーザインタフェースデバイスのサーバなどがある。これらのサーバ群でUnix系のモノリシックカーネルの提供するサービスをほぼカバーしている。必須サーバは立ち上げ時に起動してサービスを開始する。サーバはユーザーアプリケーションと同様の環境で動作し、その開発もアプリケーションと似ている。カーネル開発で必要となる頻繁なビルドとリブートは不要である。
さらに、サーバで障害が発生してもシステム全体がクラッシュすることはなく、単にそのサーバを再起動すればよい。しかし、サーバで障害が発生することでシステム状態の一部が失われることがあるため、アプリケーション側もサーバ障害に対応する必要がある。例えば、TCP/IP接続を担うサーバがあるとする。このサーバを再起動すると、アプリケーションから見てコネクションが失われることになるが、これは通常のネットワークでも起き得る障害である。しかしアプリケーションが障害発生を予期していないサービスの場合、アプリケーションのコードを修正する必要がある。QNXではサーバの再起動への対応として QNX High Availability Toolkit が提供されている。
全サーバを再起動可能にするため、トランザクションやレプリケーションやチェックポインティング（英語版）といったデータベース的技法を取り入れているマイクロカーネルもある。例えば ChorusOS があり、電気通信業界の高信頼アプリケーション用にそのような機能を備えている。
デバイスドライバ

Direct Memory Access (DMA) を頻繁に行うデバイスドライバは、カーネルのデータ構造を含めた物理メモリの任意の位置に書き込める必要がある。そのようなドライバは信頼されていなければならないが、必ずしもカーネル内に含まれている必要はない。実際、カーネルの一部だからといってデバイスドライバがより信頼できるというわけではない。
デバイスドライバをユーザー空間で動作させたとしても、ドライバが発生しうる障害のダメージが低減されることはないが、バグのあるドライバによってシステムの安定性が影響を受けにくくするという効果はある（悪意あるドライバの場合はその限りではない）。（デバイスではなく）ドライバのコード自体が不正なメモリアクセスを行う場合、メモリ管理ハードウェアが捉えることになる。さらにDMAを行わないデバイスでは、ユーザー空間で動作させることでドライバを信頼されないもの（特権が不要なもの）とすることができる。最近ではIOMMUを備えたコンピュータが増えており、IOMMUを使ってデバイスの物理メモリアクセスを制限できることが多い。これもユーザーモードのドライバを信頼されないものとすることができる。
ユーザーモードのドライバは実際にはマイクロカーネルより古くから存在する。1967年の Michigan Terminal System (MTS) で初めて（ファイルシステムも含めた）ユーザー空間のドライバがサポートされた。歴史的には、ドライバをカーネルに含めることはあまり問題とされなかった。周辺デバイスの数は少なく、特権が必須だったためであり、カーネルに含めることで性能問題を防いでいた。Unixもそのスタイルを踏襲し、Linuxや Windows XP 以前のWindowsも同様だった。デバイスの種類が豊富になってくると、ドライバのコード量も増大するようになり、カーネル全体に占める割合も増えていった。
必須コンポーネントと極小性

マイクロカーネル上で任意のOSサービス群を構築しなければならない場合、マイクロカーネルはいくつかの中核機能を提供しなければならない。最小でも以下が含まれる。
アドレス空間を扱う何らかの機構 - メモリ保護に必要
CPU割り当てのための何らかの実行抽象化 - スレッドまたは scheduler activations が典型的
プロセス間通信 - 独立したアドレス空間で動作するサーバ群を呼び出すのに必要
このような最小設計は Per Brinch Hansen の Nucleus とIBMのVM（英語版）のハイパーバイザがさきがけである。そして、リートケの「極小原則」として次のように定式化された。
ある概念をマイクロカーネル内で実現することが許されるのは、それをカーネルの外に移した場合、すなわち競合する実装が可能となることでシステム必須の機能が妨げられる場合だけである。
他のあらゆるものはユーザーモードのプログラムとして実装できるが、デバイスドライバをユーザープログラムとして実装する場合、一部のプロセッサアーキテクチャではI/Oハードウェアにアクセスするための特別な特権を必要とする。
極小原則とも関連しマイクロカーネル設計で重要な観点として機構と方針の分離があり、極小のカーネル上に任意のシステムを構築できるようにするのに必要である。方針をカーネル内で実装すると、ユーザーレベルでは上書きできず、マイクロカーネルの可能性が一般に制限される。ユーザーレベルのサーバで実装された方針はサーバを置換することで（あるいは同様のサービスを提供する複数のサーバからアプリケーションが選択することで）変更できる。
効率化のため、ほとんどのマイクロカーネルはスケジューラとタイマー管理を含んでおり、極小原理と機構と方針の分離の原則に反している。
マイクロカーネルを使ったシステムの立ち上げ（ブート）では、カーネル内に含まれないデバイスドライバが必要になる。一般に必要なデバイスドライバをカーネルと共にパッケージ化してブートイメージを作成する必要があり、カーネルはデバイスドライバを配置して起動する手順をサポートしている必要がある。例えばL4ではそのようなブート方式になっている。一部のマイクロカーネルは重要なデバイスドライバを（極小原則に反して）カーネルに含めており、LynxOSや元々のMINIXが挙げられる。ブートを単純化するため、ファイルシステムまでもカーネルに含める場合がある。マルチブート対応のブートローダからブートできるマイクロカーネルのシステムもある。その場合、静的リンクされたサーバ群をロードするか、OSイメージをマウントすることで立ち上げを続行する。
マイクロカーネルにおいては、IPCシステムと仮想記憶管理の設計が重要であり、ページフォールト処理やスワッピングをユーザーモードのサーバで安全に実装できるようにすることが肝要である。全サービスがユーザーモードのプログラムで実行されるので、それらプログラム間の効率的通信手段が必須である。これはモノリシックカーネルに比べて遥かに重要である。効率化するには、IPCシステムのオーバーヘッドを小さくするだけでなく、CPUスケジューリングともうまくやりとりしなければならない。
性能

多くの主流のプロセッサにおいて、サービスを得るのにかかるコストはモノリシックカーネルよりもマイクロカーネルの方が本質的に高い。モノリシックなシステムでは、サービスを得るのに1回のシステムコールを使用し、その際に2回の「モード切り換え」（プロセッサのリングまたはCPUモードの変更）を必要とする。マイクロカーネルを採用したシステムでは、サービスを得るにはサーバにIPCメッセージを送り、別のIPCメッセージで結果を得る必要がある。このときドライバがプロセスとして実装されていればコンテキストスイッチが必要であり、プロシージャとして実装されていれば関数呼び出しが必要である。さらに実際にデータをサーバに渡して結果のデータを戻してもらうには、データをコピーするオーバヘッドが余分にかかる。モノリシックカーネルでは、クライアント（ユーザー空間）の持つバッファにあるデータに直接アクセス可能である。
したがってマイクロカーネルシステムには性能問題が潜在している。実際、MachやChorusOSといった第一世代のマイクロカーネルを採用したシステムの性能は低かった。しかしヨッヘン・リートケはMachの性能問題は設計と実装がまずかったためであることを示し、特にMachがページキャッシュ（英語版）を使いすぎていることを指摘した。リートケは自身のL4マイクロカーネルを注意深く設計・実装することで、特に極小原則に従えばIPCコストをMachの10分の1以下にできることを証明した。L4のIPC性能は様々なアーキテクチャ上で最速を誇った。
そういった結果により、第一世代のマイクロカーネルの性能の低さは第二世代のL4などのマイクロカーネルには当てはまらないことを示したが、マイクロカーネルをベースにしたシステムが高性能を発揮できることを証明したわけではなかった。それでもモノリシックなLinuxサーバをL4上に移植したものは、通常のLinuxに対して数パーセントのオーバーヘッドを示しただけだった。しかし、単一サーバシステムはマイクロカーネルの利点を生かしているとは言い難く、OSの機能を複数のサーバに分離したときの性能が重要だとされた。
複数サーバの商用システムはいくつか存在しており、例えばリアルタイムオペレーティングシステムのQNXやIntegrity（英語版）がある。そういったシステムとモノリシックなシステムとの包括的性能比較は公表されたことがない。さらに言えばそれら商用システムでは性能が最重要課題ではないようで、割り込み応答時間の保証や頑健性のための単純さが強調されている。複数サーバの高性能OSを構築する試みとしてIBMの Sawmill Linux というプロジェクトがあった。しかし、このプロジェクトは完了することなく中止された。
同じころ、ギガビット・イーサネットのような高速デバイスのデバイスドライバをユーザーレベルで実装したものが、カーネル内のデバイスドライバと同等の性能を発揮することが示されている。これは複数サーバの高性能システムが構築可能であることを示唆している。
セキュリティ

マイクロカーネルはセキュリティ面で優れているとよく言われてきた。セキュリティの観点では、マイクロカーネルの極小原則は、全てのコードについて必要とされる機能を提供するのに必要な権限だけを持つべきであるという最小権限の原則の直接的帰結である。極小性は、システムのトラステッド・コンピューティング・ベース（英語版） (TCB) を極小に保つべきであることを要求する。カーネル（ハードウェアの特権モードで実行されるコード）は常にTCBの一部であり、セキュリティ指向設計ではそれを極小化するのが自然である。
結果として、マイクロカーネル設計は高度なセキュリティを要求される用途で採用されており、例えばKeyKOS（英語版）、EROS（英語版）、軍用システムなどがある。実際、コモンクライテリア (CC) の最高保証レベル（評価保証レベル (EAL) 7）では、対象の評価が「単純」であること、複雑なシステムの真の信頼性を確立するのに実際的不可能性を確認できることを明示的に要求している。
第三世代

近年のマイクロカーネル研究開発は、カーネルAPIの形式仕様とそのAPIのセキュリティ属性の形式的証明に集中している。第一の例として、EROSでの隔離機構の数学的証明があり、EROS API を単純化したモデルに基づいている。より最近の例として、L4のバージョンの一種である seL4 のプロテクションモデルについて自動検証された包括的な証明がなされている。
それにより「第三世代マイクロカーネル」と呼ばれるものが生まれている。これはセキュリティ指向のAPI、ケイパビリティによるリソースアクセス制御、最重要概念としての仮想化、カーネル資源管理への革新的アプローチ、形式的分析に適した設計、などを特徴としつつ、性能向上を目標としたものである。例として、Coyotos（英語版）、seL4、Nova、Fiasco.OCなどがある。
seL4の場合、実装についての完全な形式的検証がなされており、形式仕様と実装が一致していることが数学的に証明されている。それにより、APIについて証明された属性が実際のカーネルでも保持されていることが保証でき、CC EAL7 をも越える保証の程度となっている。
ナノカーネル

ナノカーネル (nanokernel) またはピコカーネル (picokernel) という用語は歴史的には次のような意味で使われてきた。
カーネルコードの量、すなわちハードウェアの特権モードで実行されるコードの量が極めて小さいカーネル。カーネルが極めて小さいことを強調する際に「ピコカーネル」という呼称も使われた。「ナノカーネル」という用語を生み出したのは Jonathan S. Shapiro で、The KeyKOS NanoKernel Architecture (1992) という論文で初めて使っている。それはMachへの冷笑的反応であった。彼はMachについて、本質的に非構造的であり、モノリシックであるのにマイクロカーネルと主張しているだけで、置き換えようとしているものより性能が悪いと評した。その用語が他でも使われ、さらにピコカーネルという呼称が生まれた背景には、従来のマイクロカーネルが「カーネルが小さい」という点から大きく外れていったことを示唆している。その後、ナノカーネルとピコカーネルはマイクロカーネルと同じ意味で使われるようになった。
OSの下にある仮想化層。より正確には「ハイパーバイザ」と呼ばれる。
カーネルの最下層部を形成している ハードウェア抽象化層。例えば Adeos があり、通常のOSにリアルタイム機能を提供するのに使われる。
また、小さくないカーネルをナノカーネルと呼ぶ用例も少なくとも1つあり、その場合はクロック間隔としてナノ秒単位までサポートしているカーネルを指す。
親分はイエス様

| 親分はイエス様 |
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監督:  斎藤耕一
脚本:  松山善三 斎藤耕一
原作:  ミッション・バラバ 「刺青クリスチャン」より
製作:  中島哲男 高橋松男 成澤章
製作総指揮:  高橋雅宏
出演者:  渡瀬恒彦
音楽:  宮川泰
撮影:  長沼六男
編集:  井上治
製作会社:  日本映画投資機構 グルーヴコーポレーション 韓民族世界宣教院 グルーヴキネマ東京
配給:  グルーヴコーポレーション
公開:   2001年9月1日
上映時間:  128分
製作国:   日本  韓国
言語:  日本語、韓国語
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『親分はイエス様』（おやぶんはイエスさま）は、2001年制作の日本・韓国合作の映画。
抗争中のヤクザがある事をきっかけにキリスト教に目覚め、伝道師として活動する。実在する元ヤクザのキリスト教伝道集団“ミッション・バラバ”をモデルにした映画。