JPH07234759A - 記憶装置 - Google Patents
記憶装置Info
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- JPH07234759A JPH07234759A JP6024537A JP2453794A JPH07234759A JP H07234759 A JPH07234759 A JP H07234759A JP 6024537 A JP6024537 A JP 6024537A JP 2453794 A JP2453794 A JP 2453794A JP H07234759 A JPH07234759 A JP H07234759A
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Abstract
(57)【要約】
【目的】大容量の記憶媒体を有効に使用する。
【構成】記憶媒体９の記憶領域を論理的に分割した複数
の分割領域のそれぞれの位置情報を記憶する記憶手段６
と、ホストコンピュータ２から送られる指示情報中の論
理ユニット番号及びアドレス情報を、記憶手段６に記憶
された前記位置情報に基づいて前記記憶領域の実際のア
ドレスを示す情報に変換する変換手段５と、記憶媒体９
の前記実際のアドレスに対応する領域に対して情報の読
み込みあるいは書き込みを行うドライブ手段４とを備え
る。
の分割領域のそれぞれの位置情報を記憶する記憶手段６
と、ホストコンピュータ２から送られる指示情報中の論
理ユニット番号及びアドレス情報を、記憶手段６に記憶
された前記位置情報に基づいて前記記憶領域の実際のア
ドレスを示す情報に変換する変換手段５と、記憶媒体９
の前記実際のアドレスに対応する領域に対して情報の読
み込みあるいは書き込みを行うドライブ手段４とを備え
る。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、コンピュータシステム
に用いられる記憶装置に関する。
に用いられる記憶装置に関する。
【０００２】
【従来の技術】磁気ディスク、光磁気ディスク等の記憶
媒体を用いた記憶装置は、ホストコンピュータと接続さ
れて用いられるのが一般的である。ホストコンピュータ
からの指示（記憶媒体上の記録領域のアドレス指定や書
き込みデータ）に基づいて、記憶媒体の所望のアドレス
領域に対してデータの読み書きを行う。
媒体を用いた記憶装置は、ホストコンピュータと接続さ
れて用いられるのが一般的である。ホストコンピュータ
からの指示（記憶媒体上の記録領域のアドレス指定や書
き込みデータ）に基づいて、記憶媒体の所望のアドレス
領域に対してデータの読み書きを行う。
【０００３】ホストコンピュータは、記憶装置に実際の
読み書きの指示を与えるための制御プログラム（デバイ
スドライバと呼ばれる）を有している。
読み書きの指示を与えるための制御プログラム（デバイ
スドライバと呼ばれる）を有している。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】近年、磁気ディスク，
光磁気ディスク等の記憶媒体の記憶容量は飛躍的に増大
している。これら大容量記憶媒体を用いた記憶装置をホ
ストコンピュータに接続し、ホストコンピュータから読
み書きできるようにする作業において最も障害となるの
は、ホストコンピュータからその容量全部を読み書きで
きないことである。
光磁気ディスク等の記憶媒体の記憶容量は飛躍的に増大
している。これら大容量記憶媒体を用いた記憶装置をホ
ストコンピュータに接続し、ホストコンピュータから読
み書きできるようにする作業において最も障害となるの
は、ホストコンピュータからその容量全部を読み書きで
きないことである。
【０００５】これは、デバイスドライバの改良が飛躍的
に増大する容量に追いつかないからである。デバイスド
ライバはアドレスを指定して記憶装置に読み書きの指示
をする。記憶容量が大きくなるということは、当然、デ
バイスドライバの扱うべきアドレスの上限が大きくなる
ということである。デバイスドライバを改造して、扱え
るアドレスの上限値を大きくする必要がある。
に増大する容量に追いつかないからである。デバイスド
ライバはアドレスを指定して記憶装置に読み書きの指示
をする。記憶容量が大きくなるということは、当然、デ
バイスドライバの扱うべきアドレスの上限が大きくなる
ということである。デバイスドライバを改造して、扱え
るアドレスの上限値を大きくする必要がある。
【０００６】しかし、デバイスドライバの仕様は、ホス
トコンピュータ内部のオペレーティングシステムに深く
関わっており、一般ユーザには公開されていない。その
ため、通常のユーザがデバイスドライバの改造を行うの
は困難である。したがって、デバイスドライバが扱える
アドレスの範囲でしか使用できないことになる。しか
し、記憶容量の一部分しか使用できないのであれば、大
容量記憶媒体のメリットを生かしきれない。記憶容量が
大きい程、大量のデータを記憶できるので望ましいこと
は周知の通りである。
トコンピュータ内部のオペレーティングシステムに深く
関わっており、一般ユーザには公開されていない。その
ため、通常のユーザがデバイスドライバの改造を行うの
は困難である。したがって、デバイスドライバが扱える
アドレスの範囲でしか使用できないことになる。しか
し、記憶容量の一部分しか使用できないのであれば、大
容量記憶媒体のメリットを生かしきれない。記憶容量が
大きい程、大量のデータを記憶できるので望ましいこと
は周知の通りである。
【０００７】そこで、本発明は、大容量の記憶媒体を有
効に使用することができる記憶装置を提供することを目
的とする。
効に使用することができる記憶装置を提供することを目
的とする。
【０００８】
【課題を解決するための手段】上記課題の解決のため、
請求項１に係る発明の記憶装置は、記憶媒体の記憶領域
を論理的に分割した複数の分割領域のそれぞれの位置情
報を記憶する記憶手段と、ホストコンピュータから送ら
れる指示情報中の論理ユニット番号及びアドレス情報
を、前記記憶手段に記憶された前記位置情報に基づいて
前記記憶領域の実際のアドレスを示す情報に変換する変
換手段と、前記記憶媒体の前記実際のアドレスに対応す
る領域に対して情報の読み込みあるいは書き込みを行う
ドライブ手段とを備えた構成とした。
請求項１に係る発明の記憶装置は、記憶媒体の記憶領域
を論理的に分割した複数の分割領域のそれぞれの位置情
報を記憶する記憶手段と、ホストコンピュータから送ら
れる指示情報中の論理ユニット番号及びアドレス情報
を、前記記憶手段に記憶された前記位置情報に基づいて
前記記憶領域の実際のアドレスを示す情報に変換する変
換手段と、前記記憶媒体の前記実際のアドレスに対応す
る領域に対して情報の読み込みあるいは書き込みを行う
ドライブ手段とを備えた構成とした。
【０００９】また、請求項２に係る発明の記憶装置は、
記憶媒体の記憶領域を論理的に分割した複数の分割領域
のそれぞれの位置情報を記憶する記憶手段と、前記記憶
手段に記憶された前記位置情報に基づいて、ホストコン
ピュータから送られる指示情報中の論理ユニット番号
を、前記複数の分割領域のうちの１つに対応づけ、前記
指示情報中のアドレス情報を前記分割領域内の位置に対
応づけることにより、前記指示情報中の論理ユニット番
号及びアドレス情報を前記記憶領域の実際のアドレスを
示す情報に変換する変換手段と、前記記憶媒体の前記実
際のアドレスに対応する領域に対して情報の読み込みあ
るいは書き込みを行うドライブ手段とを備えた構成とし
た。
記憶媒体の記憶領域を論理的に分割した複数の分割領域
のそれぞれの位置情報を記憶する記憶手段と、前記記憶
手段に記憶された前記位置情報に基づいて、ホストコン
ピュータから送られる指示情報中の論理ユニット番号
を、前記複数の分割領域のうちの１つに対応づけ、前記
指示情報中のアドレス情報を前記分割領域内の位置に対
応づけることにより、前記指示情報中の論理ユニット番
号及びアドレス情報を前記記憶領域の実際のアドレスを
示す情報に変換する変換手段と、前記記憶媒体の前記実
際のアドレスに対応する領域に対して情報の読み込みあ
るいは書き込みを行うドライブ手段とを備えた構成とし
た。
【００１０】
【作用】記憶媒体の記憶領域を論理的にＮ個に分割した
場合、ホストコンピュータでは、Ｎ台の記憶装置あるい
はＮ個の記憶媒体が存在すると認識すればよい。記憶装
置では、分割したＮ個の領域のそれぞれの記憶媒体上で
の位置を示す情報（位置情報）を記憶しておく。これ
は、たとえば、各領域の先頭アドレスを記憶しておくこ
とで実現可能である。このような位置情報は、記憶装置
の外部インタフェースより、操作者が入力すればよい。
場合、ホストコンピュータでは、Ｎ台の記憶装置あるい
はＮ個の記憶媒体が存在すると認識すればよい。記憶装
置では、分割したＮ個の領域のそれぞれの記憶媒体上で
の位置を示す情報（位置情報）を記憶しておく。これ
は、たとえば、各領域の先頭アドレスを記憶しておくこ
とで実現可能である。このような位置情報は、記憶装置
の外部インタフェースより、操作者が入力すればよい。
【００１１】ホストコンピュータから記憶装置に対して
書き込みあるいは読み込み等の指示情報を送るときは、
論理ユニット番号とその論理ユニットでのアドレスを付
して送る。論理ユニット番号は、前述のように記憶領域
を論理的にＮ個に分割した場合ならば、たとえば１から
Ｎのうちの値にすればよい。ホストコンピュータからの
指示情報中の論理ユニット番号、アドレス情報を、記憶
されている位置情報に基づいて、記憶媒体上の実際のア
ドレスに変換する。そして、その実際のアドレスに対応
する領域に対して情報の読み込みあるいは書き込みを行
う。
書き込みあるいは読み込み等の指示情報を送るときは、
論理ユニット番号とその論理ユニットでのアドレスを付
して送る。論理ユニット番号は、前述のように記憶領域
を論理的にＮ個に分割した場合ならば、たとえば１から
Ｎのうちの値にすればよい。ホストコンピュータからの
指示情報中の論理ユニット番号、アドレス情報を、記憶
されている位置情報に基づいて、記憶媒体上の実際のア
ドレスに変換する。そして、その実際のアドレスに対応
する領域に対して情報の読み込みあるいは書き込みを行
う。
【００１２】
【実施例】図１は本発明の実施例による記憶装置の構成
図とその記憶装置に接続されたホストコンピュータを示
す図である。光磁気記憶装置１とホストコンピュータ２
とはＳＣＳＩ（Small Computer System Interface）と
呼ばれる仕様のインタフェースで接続されている。物理
的には、ＳＣＳＩバスを介して両者は接続されている。
ホストコンピュータ２のＳＣＳＩアドレスは＃７とし、
光磁気記憶装置１のＳＣＳＩアドレスは＃０としてい
る。ホストコンピュータ２には、データを入力するため
の入力装置であるキーボード１０、及びホストコンピュ
ータ２での処理結果あるいは処理経過を表示するための
表示装置であるディスプレイ１１が接続されている。
図とその記憶装置に接続されたホストコンピュータを示
す図である。光磁気記憶装置１とホストコンピュータ２
とはＳＣＳＩ（Small Computer System Interface）と
呼ばれる仕様のインタフェースで接続されている。物理
的には、ＳＣＳＩバスを介して両者は接続されている。
ホストコンピュータ２のＳＣＳＩアドレスは＃７とし、
光磁気記憶装置１のＳＣＳＩアドレスは＃０としてい
る。ホストコンピュータ２には、データを入力するため
の入力装置であるキーボード１０、及びホストコンピュ
ータ２での処理結果あるいは処理経過を表示するための
表示装置であるディスプレイ１１が接続されている。
【００１３】光磁気記憶装置１は、１台のディスクコン
トローラ３とＬＵＮ（論理ユニット番号）０の１台のデ
ィスクドライブ４とで構成されている。ホストコンピュ
ータ２のデバイスドライバは、光磁気記憶装置１に読み
書きの指示を送る際に、アドレス指定としてアドレス０
〜９９９９の範囲しか指定できないとする。すなわち、
ホストコンピュータ２のデバイスドライバの扱えるアド
レスの上限値は９９９９である。
トローラ３とＬＵＮ（論理ユニット番号）０の１台のデ
ィスクドライブ４とで構成されている。ホストコンピュ
ータ２のデバイスドライバは、光磁気記憶装置１に読み
書きの指示を送る際に、アドレス指定としてアドレス０
〜９９９９の範囲しか指定できないとする。すなわち、
ホストコンピュータ２のデバイスドライバの扱えるアド
レスの上限値は９９９９である。
【００１４】ディスクドライブ４には、記憶媒体として
光磁気ディスク９が設けられている。光磁気記憶装置１
は光磁気ディスク９に対してアドレス０〜３９９９９ま
で読み書きできるとする。光磁気ディスク９の記憶領域
は、アドレス０〜３９９９９の各領域に分けられてい
る。ホストコンピュータ２のキーボード１０より、光磁
気記憶装置１にはＬＵＮ０〜３の４台のドライブが存在
し、各ドライブが読み書きできるアドレスはすべて０〜
９９９９であるということを示すパラメータをホストコ
ンピュータ２で規定された書式（フォーマット）で入力
する。
光磁気ディスク９が設けられている。光磁気記憶装置１
は光磁気ディスク９に対してアドレス０〜３９９９９ま
で読み書きできるとする。光磁気ディスク９の記憶領域
は、アドレス０〜３９９９９の各領域に分けられてい
る。ホストコンピュータ２のキーボード１０より、光磁
気記憶装置１にはＬＵＮ０〜３の４台のドライブが存在
し、各ドライブが読み書きできるアドレスはすべて０〜
９９９９であるということを示すパラメータをホストコ
ンピュータ２で規定された書式（フォーマット）で入力
する。
【００１５】光磁気ディスク９は、前述のように、アド
レス０〜３９９９９の記憶領域を有しているが、これを
論理的に４つの領域に分ける。この論理的に分けられた
４つの領域をそれぞれ領域０、領域１、領域２、領域３
と呼ぶ。この各領域の先頭アドレスはそれぞれ０，１０
０００，２００００，３００００とする。すなわち、領
域０はアドレス０〜９９９９、領域１はアドレス１００
００〜１９９９９、領域２はアドレス２００００〜２９
９９９、領域３はアドレス３００００〜３９９９９であ
る。
レス０〜３９９９９の記憶領域を有しているが、これを
論理的に４つの領域に分ける。この論理的に分けられた
４つの領域をそれぞれ領域０、領域１、領域２、領域３
と呼ぶ。この各領域の先頭アドレスはそれぞれ０，１０
０００，２００００，３００００とする。すなわち、領
域０はアドレス０〜９９９９、領域１はアドレス１００
００〜１９９９９、領域２はアドレス２００００〜２９
９９９、領域３はアドレス３００００〜３９９９９であ
る。
【００１６】ディスクコントローラ３には、入力装置で
あるキーボード７が外部インタフェースを介して接続さ
れている。上記領域０、領域１、領域２、領域３の先頭
アドレス情報（０，１００００，２００００，３０００
０）を、キーボード７より入力しておく。入力された情
報は、ディスクコントローラ３内の書き換え可能なメモ
リであるＲＡＭ６に記憶される。
あるキーボード７が外部インタフェースを介して接続さ
れている。上記領域０、領域１、領域２、領域３の先頭
アドレス情報（０，１００００，２００００，３０００
０）を、キーボード７より入力しておく。入力された情
報は、ディスクコントローラ３内の書き換え可能なメモ
リであるＲＡＭ６に記憶される。
【００１７】ホストコンピュータ２では、光磁気記憶装
置１に対して情報の読み書きを行うとき、ＬＵＮ（論理
ユニット番号）情報とアドレス情報を光磁気記憶装置１
に送る。ホストコンピュータ２より、ＬＵＮｎ（本実施
例では、ｎは０〜３の整数）、アドレスｍ（本実施例で
は、ｍは０〜９９９９の整数）に書き込み（又は読み込
み）を行うべき指示情報がくると、ディスクコントロー
ラ３のＣＰＵ５はこの指示情報を入力する。ＣＰＵ５
は、ＲＡＭ６に記憶されている各領域の先頭アドレス情
報を読み出し、この先頭アドレス情報をもとにして、次
のように指示情報の変換を行う。ホストコンピュータ２
から送られた指示情報中のＬＵＮｎは、領域ｎに対応さ
せ、領域ｎの先頭アドレスに指示情報中のアドレスｍを
加えた値が光磁気ディスク９での実際のアドレスとな
る。
置１に対して情報の読み書きを行うとき、ＬＵＮ（論理
ユニット番号）情報とアドレス情報を光磁気記憶装置１
に送る。ホストコンピュータ２より、ＬＵＮｎ（本実施
例では、ｎは０〜３の整数）、アドレスｍ（本実施例で
は、ｍは０〜９９９９の整数）に書き込み（又は読み込
み）を行うべき指示情報がくると、ディスクコントロー
ラ３のＣＰＵ５はこの指示情報を入力する。ＣＰＵ５
は、ＲＡＭ６に記憶されている各領域の先頭アドレス情
報を読み出し、この先頭アドレス情報をもとにして、次
のように指示情報の変換を行う。ホストコンピュータ２
から送られた指示情報中のＬＵＮｎは、領域ｎに対応さ
せ、領域ｎの先頭アドレスに指示情報中のアドレスｍを
加えた値が光磁気ディスク９での実際のアドレスとな
る。
【００１８】このようにして求めた実際のアドレスをデ
ィスクドライブのＣＰＵ８に送る。ＣＰＵ８は、ディス
クドライブ中のディスク９への書き込み（又は読み出
し）のために用いる構成要素（光ヘッド等）を制御し、
前記「実際のアドレス」に対して書き込み（又は読み出
し）を行う。たとえば、ホストコンピュータ２より、Ｌ
ＵＮ２のディスクドライブのアドレス１００に書き込み
を行う指示がくると、ディスクコントローラ３のＣＰＵ
５はＲＡＭ６より領域２の先頭アドレス（２０００）を
読み出してアドレス変換を行い、光磁気ディスク９での
実際のアドレス（２０１００）を得る。これをディスク
ドライブ４のＣＰＵ８に送り、ＣＰＵ８は、光磁気ディ
スク９のアドレス２０１００の領域にデータの書き込み
を行う。
ィスクドライブのＣＰＵ８に送る。ＣＰＵ８は、ディス
クドライブ中のディスク９への書き込み（又は読み出
し）のために用いる構成要素（光ヘッド等）を制御し、
前記「実際のアドレス」に対して書き込み（又は読み出
し）を行う。たとえば、ホストコンピュータ２より、Ｌ
ＵＮ２のディスクドライブのアドレス１００に書き込み
を行う指示がくると、ディスクコントローラ３のＣＰＵ
５はＲＡＭ６より領域２の先頭アドレス（２０００）を
読み出してアドレス変換を行い、光磁気ディスク９での
実際のアドレス（２０１００）を得る。これをディスク
ドライブ４のＣＰＵ８に送り、ＣＰＵ８は、光磁気ディ
スク９のアドレス２０１００の領域にデータの書き込み
を行う。
【００１９】なお、本実施例においては、ホストコンピ
ュータ２でのＬＵＮを０〜３の４つとした。光磁気記憶
装置１においても光磁気ディスク９の記憶領域を論理的
に４つ（ＬＵＮの数と同数）の領域に分けた。これは、
光磁気ディスクの記憶領域のアドレスが０〜３９９９９
であるのに対して、ホストコンピュータ２のデバイスド
ライバでは０〜９９９９までしか扱えないからである。
この場合、光磁気ディスク９の記憶領域のアドレス数は
４００００個であり、デバイスドライバで扱えるアドレ
ス数は１００００個である。
ュータ２でのＬＵＮを０〜３の４つとした。光磁気記憶
装置１においても光磁気ディスク９の記憶領域を論理的
に４つ（ＬＵＮの数と同数）の領域に分けた。これは、
光磁気ディスクの記憶領域のアドレスが０〜３９９９９
であるのに対して、ホストコンピュータ２のデバイスド
ライバでは０〜９９９９までしか扱えないからである。
この場合、光磁気ディスク９の記憶領域のアドレス数は
４００００個であり、デバイスドライバで扱えるアドレ
ス数は１００００個である。
【００２０】用いられる記憶媒体のアドレス数をＡm、
デバイスドライバで扱えるアドレス数をＡd（Ａm＞Ａ
d）とすると、 Ｎ≧Ａm／Ａd を満たすＮ（本実施例では４以上）個の領域に記憶媒体
の記憶領域を論理的に分け、また、ホストコンピュータ
２ではＮ個のＬＵＮを設定すればよい。
デバイスドライバで扱えるアドレス数をＡd（Ａm＞Ａ
d）とすると、 Ｎ≧Ａm／Ａd を満たすＮ（本実施例では４以上）個の領域に記憶媒体
の記憶領域を論理的に分け、また、ホストコンピュータ
２ではＮ個のＬＵＮを設定すればよい。
【００２１】
【発明の効果】以上の様に、本発明によれば困難なデバ
イスドライバの改造なしで大容量記憶装置の全容量の読
み書きが可能になる。また、分割する領域の数及び各領
域の位置情報は、ホストコンピュータのデバイスドライ
バで扱えるアドレスの上限値を元に、記憶手段に対して
ユーザが自由に設定すればよいので、ホストコンピュー
タの機種に関わりなく全容量の読み書きができる。
イスドライバの改造なしで大容量記憶装置の全容量の読
み書きが可能になる。また、分割する領域の数及び各領
域の位置情報は、ホストコンピュータのデバイスドライ
バで扱えるアドレスの上限値を元に、記憶手段に対して
ユーザが自由に設定すればよいので、ホストコンピュー
タの機種に関わりなく全容量の読み書きができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明の実施例による記憶装置の構成図とその
記憶装置に接続されたホストコンピュータを示す図。
記憶装置に接続されたホストコンピュータを示す図。
１：光磁気ディスク装置 ２：ホストコンピュータ ３：ディスクコントローラ ４：ディスクドライブ ５：ディスクコントローラのＣＰＵ ６：ディスクコントローラのＲＡＭ ７：キーボード ８：ディスクドライブのＣＰＵ ９：光磁気ディスク １０：キーボード １１：ホストコンピュータのディスプレイ
Claims (2)
- 【請求項１】記憶媒体の記憶領域を論理的に分割した複
数の分割領域のそれぞれの位置情報を記憶する記憶手段
と、 ホストコンピュータから送られる指示情報中の論理ユニ
ット番号及びアドレス情報を、前記記憶手段に記憶され
た前記位置情報に基づいて前記記憶領域の実際のアドレ
スを示す情報に変換する変換手段と、 前記記憶媒体の前記実際のアドレスに対応する領域に対
して情報の読み込みあるいは書き込みを行うドライブ手
段とを備えたことを特徴とする記憶装置。 - 【請求項２】記憶媒体の記憶領域を論理的に分割した複
数の分割領域のそれぞれの位置情報を記憶する記憶手段
と、 前記記憶手段に記憶された前記位置情報に基づいて、ホ
ストコンピュータから送られる指示情報中の論理ユニッ
ト番号を、前記複数の分割領域のうちの１つに対応づ
け、前記指示情報中のアドレス情報を前記分割領域内の
位置に対応づけることにより、前記指示情報中の論理ユ
ニット番号及びアドレス情報を前記記憶領域の実際のア
ドレスを示す情報に変換する変換手段と、 前記記憶媒体の前記実際のアドレスに対応する領域に対
して情報の読み込みあるいは書き込みを行うドライブ手
段とを備えたことを特徴とする記憶装置。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP6024537A JPH07234759A (ja) | 1994-02-22 | 1994-02-22 | 記憶装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP6024537A JPH07234759A (ja) | 1994-02-22 | 1994-02-22 | 記憶装置 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH07234759A true JPH07234759A (ja) | 1995-09-05 |
Family
ID=12140907
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP6024537A Pending JPH07234759A (ja) | 1994-02-22 | 1994-02-22 | 記憶装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH07234759A (ja) |
Cited By (5)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH10228352A (ja) * | 1997-02-14 | 1998-08-25 | Fujitsu Ltd | ライブラリ装置を論理的に分割して制御するライブラリ制御装置および方法 |
| JP2004151785A (ja) * | 2002-10-28 | 2004-05-27 | Shinya Kobayashi | 着脱式デバイス及びプログラムの起動方法 |
| JP2006018848A (ja) * | 2005-08-04 | 2006-01-19 | Shinya Kobayashi | 着脱式デバイス |
| US7111121B2 (en) | 2002-05-29 | 2006-09-19 | Hagiwara Sys-Com Co., Ltd. | USB storage device and program |
| WO2009090734A1 (ja) | 2008-01-16 | 2009-07-23 | I-O Data Device, Inc. | Ｕｓｂ可搬装置 |
-
1994
- 1994-02-22 JP JP6024537A patent/JPH07234759A/ja active Pending
Cited By (7)
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|---|---|---|---|---|
| JPH10228352A (ja) * | 1997-02-14 | 1998-08-25 | Fujitsu Ltd | ライブラリ装置を論理的に分割して制御するライブラリ制御装置および方法 |
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| JP2006018848A (ja) * | 2005-08-04 | 2006-01-19 | Shinya Kobayashi | 着脱式デバイス |
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| US8527680B2 (en) | 2008-01-16 | 2013-09-03 | I-O Data Device, Inc. | USB portable device having switching function |
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