JPH0827728B2 - データ処理装置 - Google Patents
データ処理装置Info
- Publication number
- JPH0827728B2 JPH0827728B2 JP1055807A JP5580789A JPH0827728B2 JP H0827728 B2 JPH0827728 B2 JP H0827728B2 JP 1055807 A JP1055807 A JP 1055807A JP 5580789 A JP5580789 A JP 5580789A JP H0827728 B2 JPH0827728 B2 JP H0827728B2
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- JP
- Japan
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- data
- task
- area
- tasks
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Description
【発明の詳細な説明】 〔概要〕 複数のタスク間でのデータの受渡しのためのデータ処
理装置に関し， タスク間でのデータの受渡しを高速で行うことを目的
とし， 他のタスクに対してデータを渡す第１のタスク（11）
と前記第１のタスク（11）からの前記データを受ける第
２のタスク（12）とを実行するデータ処理装置におい
て， 前記データを格納し，前記第１及び第２のタスク（1
1,12）によって共用されるデータ領域（２）を備えると
共に， 前記データを受ける前記第２のタスク（12）に対応し
て前記データ領域（２）のアドレスを格納するデータ授
受用テーブル（４）を開設するよう構成してなり， 前記第１のタスク（11）が前記データ領域（２）に前
記データを格納すると共に，前記第２のタスク（12）に
対応する前記データ授受用テーブル（４）に前記データ
領域（２）のアドレスを書込むよう構成され， かつ前記第２のタスク（12）が前記データ授受用テー
ブル（４）から前記アドレスを読込むことによって前記
第１のタスク（11）から前記第２のタスク（12）への前
記データの受渡しを行うよう構成され， 前記データ授受用テーブル（４）上に，前記アドレス
と共に，前記データ領域（２）に格納されたデータが前
記第２のタスク（12）によって読込まれたか否かを表示
する読込み完了情報が記述されているよう構成する。
理装置に関し， タスク間でのデータの受渡しを高速で行うことを目的
とし， 他のタスクに対してデータを渡す第１のタスク（11）
と前記第１のタスク（11）からの前記データを受ける第
２のタスク（12）とを実行するデータ処理装置におい
て， 前記データを格納し，前記第１及び第２のタスク（1
1,12）によって共用されるデータ領域（２）を備えると
共に， 前記データを受ける前記第２のタスク（12）に対応し
て前記データ領域（２）のアドレスを格納するデータ授
受用テーブル（４）を開設するよう構成してなり， 前記第１のタスク（11）が前記データ領域（２）に前
記データを格納すると共に，前記第２のタスク（12）に
対応する前記データ授受用テーブル（４）に前記データ
領域（２）のアドレスを書込むよう構成され， かつ前記第２のタスク（12）が前記データ授受用テー
ブル（４）から前記アドレスを読込むことによって前記
第１のタスク（11）から前記第２のタスク（12）への前
記データの受渡しを行うよう構成され， 前記データ授受用テーブル（４）上に，前記アドレス
と共に，前記データ領域（２）に格納されたデータが前
記第２のタスク（12）によって読込まれたか否かを表示
する読込み完了情報が記述されているよう構成する。
本発明はデータ処理装置に関し，更に詳しくは複数の
タスク間でのデータの受渡しのためのデータ処理装置に
関する。
タスク間でのデータの受渡しのためのデータ処理装置に
関する。
データ処理装置においては，通常，ジョブの実行は，
複数個のタスクを生成して実行し，停止することによっ
て処理される。この過程において，複数個のタスク間で
のデータの受渡しを行うために，タスク間の通信機能が
必要となる。
複数個のタスクを生成して実行し，停止することによっ
て処理される。この過程において，複数個のタスク間で
のデータの受渡しを行うために，タスク間の通信機能が
必要となる。
第４図は従来技術説明図であり，従来のタスク間での
通信の方法を示している。
通信の方法を示している。
第４図において,11及び12はタスク,7（7A,7B）はデー
タ領域である。
タ領域である。
タスクＡ（11）とタスクＢ（12）とは，各々，独立し
て並列に動作する。タスクＢは，タスクＡでの処理結果
Ｘを得た後に実行される。従って，タスクＡからタスク
Ｂに対して，データＸを渡す必要がある。
て並列に動作する。タスクＢは，タスクＡでの処理結果
Ｘを得た後に実行される。従って，タスクＡからタスク
Ｂに対して，データＸを渡す必要がある。
従来，このデータＸの受渡しのためのタスクA,B間で
の通信は,VLD（非蓄積型論理宛先）を使用して行われて
いた。
の通信は,VLD（非蓄積型論理宛先）を使用して行われて
いた。
図示の如く，タスクＡは自己が持つデータ領域7Aにデ
ータＸを保持する。タスクＡは，データＸを渡すためタ
スクＢにVLD領域即ちデータ領域の開設を要求する。こ
れを受けてタスクＢは，データ領域7Bを獲得し，その宛
先名を「VLD001」とする。これを知ったタスクＡは，デ
ータ領域7AのデータＸを領域「VLD001」に対して書込
む。これを受けてタスクＢは，領域「VLD001」からデー
タＸを読込む。この後，タスクＢはデータ領域7Aを解放
する。
ータＸを保持する。タスクＡは，データＸを渡すためタ
スクＢにVLD領域即ちデータ領域の開設を要求する。こ
れを受けてタスクＢは，データ領域7Bを獲得し，その宛
先名を「VLD001」とする。これを知ったタスクＡは，デ
ータ領域7AのデータＸを領域「VLD001」に対して書込
む。これを受けてタスクＢは，領域「VLD001」からデー
タＸを読込む。この後，タスクＢはデータ領域7Aを解放
する。
前述の従来技術によれば，タスク間で容易にデータを
受渡しできるという汎用性に富む反面，データ領域（7
A,7B等）の獲得，解放が頻繁に行われるという問題が生
じる。即ち，データの受渡しの都度に，データを受ける
ための領域（7B）の獲得及びデータを渡した領域（7A）
の解放が行われる。そして，この領域の獲得，解放は受
渡されるデータの大きさに関係なく行われる。このた
め，領域の獲得，解放のための処理が他の処理量に対し
て大きな割合を占めるようになってしまい，この処理が
タスク間の通信（データの受渡し）速度を制約する（低
下させる）原因となっていた。
受渡しできるという汎用性に富む反面，データ領域（7
A,7B等）の獲得，解放が頻繁に行われるという問題が生
じる。即ち，データの受渡しの都度に，データを受ける
ための領域（7B）の獲得及びデータを渡した領域（7A）
の解放が行われる。そして，この領域の獲得，解放は受
渡されるデータの大きさに関係なく行われる。このた
め，領域の獲得，解放のための処理が他の処理量に対し
て大きな割合を占めるようになってしまい，この処理が
タスク間の通信（データの受渡し）速度を制約する（低
下させる）原因となっていた。
この点を解決するためにタスク間で共通にアクセス可
能なデータ領域をもうけておき，一方のタスクがデータ
を当該データ領域に書き込んでおいてその旨を他方のタ
スクに知らせる構成が知られている。
能なデータ領域をもうけておき，一方のタスクがデータ
を当該データ領域に書き込んでおいてその旨を他方のタ
スクに知らせる構成が知られている。
しかし，この場合には，上記一方のタスクが先に上記
デタを書き込んでおいたデータ領域を再利用可能になる
ことを知らせることがむづかしいものとなる。
デタを書き込んでおいたデータ領域を再利用可能になる
ことを知らせることがむづかしいものとなる。
本発明は，タスク間でのデータの受渡しを高速で行う
ことが可能なデータ処理装置を提供することを目的とす
る。
ことが可能なデータ処理装置を提供することを目的とす
る。
第１図は本発明の原理構成図であり，本発明によるデ
ータ処理装置を示している。
ータ処理装置を示している。
第１図において,11及び12はタスク,2はデータ領域,4
はデータ授受用テーブル,10は処理装置である。
はデータ授受用テーブル,10は処理装置である。
中央処理装置（CPU）及びメモリからなる処理装置10
において，第１のタスク11（タスクＡ）及び第２のタス
ク12（タスクＢ）が実行される。タスクＡとタスクＢと
は，各々，独立して並列に動作する。
において，第１のタスク11（タスクＡ）及び第２のタス
ク12（タスクＢ）が実行される。タスクＡとタスクＢと
は，各々，独立して並列に動作する。
タスクＡは他のタスクに対してデータを渡すようなタ
スクであり，タスクＢは他のタスク例えばタスクＡから
のデータを受けるようなタスクである。即ち，タスクＢ
は，例えば，タスクＡでの処理結果Ｘを得た後に実行さ
れるタスクである。このために，タスクＡからタスクＢ
にデータＸの受渡し（通信）が行われる。
スクであり，タスクＢは他のタスク例えばタスクＡから
のデータを受けるようなタスクである。即ち，タスクＢ
は，例えば，タスクＡでの処理結果Ｘを得た後に実行さ
れるタスクである。このために，タスクＡからタスクＢ
にデータＸの受渡し（通信）が行われる。
複数のタスク間でのデータの受渡しのために，データ
領域２とデータ授受用テーブル４とが設けられる。
領域２とデータ授受用テーブル４とが設けられる。
データ領域２は，受渡されるデータを格納し，当該デ
ータの受渡しを行うタスクＡ及びタスクＢによって共用
される。データ領域２は，基本的には，データを渡す側
のタスクＡに対応する領域と考えることができる。
ータの受渡しを行うタスクＡ及びタスクＢによって共用
される。データ領域２は，基本的には，データを渡す側
のタスクＡに対応する領域と考えることができる。
データ授受用テーブル４は，データを受ける側のタス
クＢに対応するテーブルであり，データ領域２のアドレ
スを格納する。そして併せて，当該データ授受用テーブ
ル４上に，タスクＢが当該データを読み取ったか否かを
記述しておくようにする。
クＢに対応するテーブルであり，データ領域２のアドレ
スを格納する。そして併せて，当該データ授受用テーブ
ル４上に，タスクＢが当該データを読み取ったか否かを
記述しておくようにする。
タスクＡは，メモリ上又はSWA（システムワーキング
エリア）上に自己に対応するデータ領域２を持ち，これ
に他のタスク例えばタスクＢに渡すべきデータＸを格納
する。一方，タスクＢは，これに先立って，メモリ上に
所定の領域を獲得し，ここに自己に対応するデータ授受
用テーブル４を開設しておく。
エリア）上に自己に対応するデータ領域２を持ち，これ
に他のタスク例えばタスクＢに渡すべきデータＸを格納
する。一方，タスクＢは，これに先立って，メモリ上に
所定の領域を獲得し，ここに自己に対応するデータ授受
用テーブル４を開設しておく。
タスクＡは，渡すべきデータＸを格納したデータ領域
２のアドレスを，タスクＢに対応するデータ授受用テー
ブル４に書込み，タスクＢに通知する。
２のアドレスを，タスクＢに対応するデータ授受用テー
ブル４に書込み，タスクＢに通知する。
タスクＢは，データ授受用テーブル４から前記アドレ
スを読込む。これにより，タスクＢは受けるべきデータ
Ｘの格納されたデータ領域２のアドレスを知って，デー
タＸを読込む。以上により，タスクＡからタスクＢへの
データ受渡しが行われる。
スを読込む。これにより，タスクＢは受けるべきデータ
Ｘの格納されたデータ領域２のアドレスを知って，デー
タＸを読込む。以上により，タスクＡからタスクＢへの
データ受渡しが行われる。
このようなデータの受渡しによれば，データ受渡しの
都度に，従来の如くデータ領域（7B）の獲得及びデータ
領域（7A）の解放を行う必要がない。また，このデータ
の受渡しは，実際は当該データが格納されているデータ
領域２のアドレスを受渡すことによって行われるので，
受渡すデータ量が少なくて済む。
都度に，従来の如くデータ領域（7B）の獲得及びデータ
領域（7A）の解放を行う必要がない。また，このデータ
の受渡しは，実際は当該データが格納されているデータ
領域２のアドレスを受渡すことによって行われるので，
受渡すデータ量が少なくて済む。
一方，データを受ける側のタスクＢはデータ授受用テ
ーブル４を開設しなければならないが，この開設はデー
タの受渡しの都度に行う必要はない。例えば，タスクＡ
からのデータの受渡しに先立って，タスクＡ以外のタス
クからのデータの受渡しのためにタスクＢが既に自己に
対応するデータ授受用テーブル４を開設している場合に
は，タスクＡはこのデータ授受用テーブル４にデータ領
域２のアドレスを書込めばよい。
ーブル４を開設しなければならないが，この開設はデー
タの受渡しの都度に行う必要はない。例えば，タスクＡ
からのデータの受渡しに先立って，タスクＡ以外のタス
クからのデータの受渡しのためにタスクＢが既に自己に
対応するデータ授受用テーブル４を開設している場合に
は，タスクＡはこのデータ授受用テーブル４にデータ領
域２のアドレスを書込めばよい。
以上により，タスク間でのデータの受渡しを高速で行
うことができかつ受渡したデータがタスクＢにて読み取
られた状態を知ることができる。
うことができかつ受渡したデータがタスクＢにて読み取
られた状態を知ることができる。
第２図は実施例構成図である。
第２図において,3はID管理ブロック,4′はタスクＢ以
外のタスクに対応するデータ授受用テーブル,5は管理テ
ーブル,6は管理プロセスである。
外のタスクに対応するデータ授受用テーブル,5は管理テ
ーブル,6は管理プロセスである。
ID管理ブロック３において，複数のデータ授受用テー
ブル4,4′…が開設される。即ち，他のタスクからのデ
ータを受ける複数のタスクが，予め各々に対応するデー
タ授受用テーブル4,4′…を設ける。データ授受用テー
ブル4,4′…の各々には，互いに区別するためにIDが付
される。
ブル4,4′…が開設される。即ち，他のタスクからのデ
ータを受ける複数のタスクが，予め各々に対応するデー
タ授受用テーブル4,4′…を設ける。データ授受用テー
ブル4,4′…の各々には，互いに区別するためにIDが付
される。
データ授受用テーブル4,4′…が複数設けられるた
め，これらとタスクとを関連づける情報を格納する管理
テーブル５がID管理ブロック３に設けられる。管理テー
ブル５は，主として，データ授受用テーブル4,4′…に
付されたIDと対応するタスクのTCB（タスク制御ブロッ
ク）−IDとを格納する。
め，これらとタスクとを関連づける情報を格納する管理
テーブル５がID管理ブロック３に設けられる。管理テー
ブル５は，主として，データ授受用テーブル4,4′…に
付されたIDと対応するタスクのTCB（タスク制御ブロッ
ク）−IDとを格納する。
データ授受用テーブル4,4′…及び管理テーブル５は,
ID管理ブロック３に設けられる。ID管理ブロック３は，
例えばメモリ上に設けられ，管理プロセス６によって管
理される。
ID管理ブロック３に設けられる。ID管理ブロック３は，
例えばメモリ上に設けられ，管理プロセス６によって管
理される。
第３図はテーブル構成図である。
図示の如く，データ授受用テーブル４は最大で255個
のデータ領域アドレスを格納できる。従ってタスクＢは
255個のデータを受けることができる。各データ領域ア
ドレスについて，書込み完了情報41,読込み完了情報42,
フラグ43,データサイズ44が格納される。書込み完了情
報41及び読込み完了情報42が“FF"の場合には当該デー
タ領域アドレスについて書込み完了及び読込み完了であ
ることを示し，“00"の場合には完了していないことを
示す。フラグ43は，当該データ領域２の解放を行うこと
ができるタスクを示す。データサイズ44は，当該データ
領域２（に格納されたデータ）の大きさを示す。
のデータ領域アドレスを格納できる。従ってタスクＢは
255個のデータを受けることができる。各データ領域ア
ドレスについて，書込み完了情報41,読込み完了情報42,
フラグ43,データサイズ44が格納される。書込み完了情
報41及び読込み完了情報42が“FF"の場合には当該デー
タ領域アドレスについて書込み完了及び読込み完了であ
ることを示し，“00"の場合には完了していないことを
示す。フラグ43は，当該データ領域２の解放を行うこと
ができるタスクを示す。データサイズ44は，当該データ
領域２（に格納されたデータ）の大きさを示す。
データ授受用テーブル４は，また，自己を管理するた
めにテーブルの大きさ等の情報を格納する管理域45と,E
CB（Event Control Block）46とを備える。ECB46は,1つ
の事象に対して１つ用意される。
めにテーブルの大きさ等の情報を格納する管理域45と,E
CB（Event Control Block）46とを備える。ECB46は,1つ
の事象に対して１つ用意される。
データ授受用テーブル４には，これを開設したタスク
Ｂに対応するIDとして「01」が付される。
Ｂに対応するIDとして「01」が付される。
管理テーブル５は，図示の如く，最大で99個のIDを格
納できる。従って,ID管理ブロック３には,99個のデータ
授受用テーブル4,4′…を開設できる。タスクＢが空い
ている１つのID例えばID＝01を獲得したとすると,ID＝0
1の欄に，タスクＢのTCB−ID及び項目情報アドレスが格
納される。管理テーブル５のIDを獲得すると，当該IDの
データ授受用テーブルを開設したことになる。
納できる。従って,ID管理ブロック３には,99個のデータ
授受用テーブル4,4′…を開設できる。タスクＢが空い
ている１つのID例えばID＝01を獲得したとすると,ID＝0
1の欄に，タスクＢのTCB−ID及び項目情報アドレスが格
納される。管理テーブル５のIDを獲得すると，当該IDの
データ授受用テーブルを開設したことになる。
以上のID管理ブロック３についての処理は，管理プロ
セス６によって行われる。
セス６によって行われる。
以下，第１図ないし第３図を参照して，タスク間通信
について順を追って説明する。
について順を追って説明する。
タスクＡからのデータＸを利用するタスクＢは，その
直前までを実行しWAITマクロ命令を発して待ち状態に入
る。また，タスクＢは，管理プロセス６に依頼して，管
理テーブル５を検索して１つのID即ち１つのデータ授受
用テーブル４を獲得（開設）する。この時，管理テーブ
ル５の当該IDには，タスクＢのTCB−ID及び項目情報ア
ドレスが管理プロセス６によってセットされる。WAITマ
クロ命令は，当該データ授受用テーブル４の１つのECB4
6を指定して出される。
直前までを実行しWAITマクロ命令を発して待ち状態に入
る。また，タスクＢは，管理プロセス６に依頼して，管
理テーブル５を検索して１つのID即ち１つのデータ授受
用テーブル４を獲得（開設）する。この時，管理テーブ
ル５の当該IDには，タスクＢのTCB−ID及び項目情報ア
ドレスが管理プロセス６によってセットされる。WAITマ
クロ命令は，当該データ授受用テーブル４の１つのECB4
6を指定して出される。
タスクＡは，データＸの大きさに応じた大きさのデー
タ領域２をSWA上に獲得し，これにデータＸをスタック
しておく。
タ領域２をSWA上に獲得し，これにデータＸをスタック
しておく。
タスクＡは，データＸをタスクＢに渡したいタイミン
グで，管理プロセス６に依頼して，管理テーブル５を検
索してタスクＢの開設しているID即ちデータ授受用テー
ブル４を知り，データ授受用テーブル４にデータ領域２
のアドレスを書込み，他の情報41ないし44をセットす
る。この時書込み完了情報41は“FF"とされる。この後
タスクＡ（又は管理プロセス６）は,POSTマクロ命令を
先のECB46を指定して発行する。
グで，管理プロセス６に依頼して，管理テーブル５を検
索してタスクＢの開設しているID即ちデータ授受用テー
ブル４を知り，データ授受用テーブル４にデータ領域２
のアドレスを書込み，他の情報41ないし44をセットす
る。この時書込み完了情報41は“FF"とされる。この後
タスクＡ（又は管理プロセス６）は,POSTマクロ命令を
先のECB46を指定して発行する。
タスクＢは，待ち状態から実行可能状態に移り，デー
タ授受用テーブル４からECB46に対応するデータ領域ア
ドレス等を管理プロセス６に依頼して読込み，データ領
域２のデータＸを読込み，処理を行う。この時，フラグ
43がタスクＢがデータ領域２を解放してよいことを示し
ていれば，タスクＢはデータ領域２を解放する。
タ授受用テーブル４からECB46に対応するデータ領域ア
ドレス等を管理プロセス６に依頼して読込み，データ領
域２のデータＸを読込み，処理を行う。この時，フラグ
43がタスクＢがデータ領域２を解放してよいことを示し
ていれば，タスクＢはデータ領域２を解放する。
以上説明したように、本発明によれば，タスク間通信
処理において，データの受渡しをデータ授受用テーブル
を用いて当該データを格納するデータ領域のアドレスの
受渡しによって行うことにより，データの受渡しの都度
に当該受渡しのためのデータ領域の獲得及び解放を行わ
ずに済むようにできるので，データの受渡しを高速で行
うことができる。
処理において，データの受渡しをデータ授受用テーブル
を用いて当該データを格納するデータ領域のアドレスの
受渡しによって行うことにより，データの受渡しの都度
に当該受渡しのためのデータ領域の獲得及び解放を行わ
ずに済むようにできるので，データの受渡しを高速で行
うことができる。
第１図は本発明の原理構成図， 第２図は実施例構成図， 第３図はテーブル構成図， 第４図は従来技術説明図。 11及び12はタスク,2はデータ領域,3はID管理ブロック,4
及び４′はデータ授受用テーブル,5は管理テーブル,6は
管理プロセスである。
及び４′はデータ授受用テーブル,5は管理テーブル,6は
管理プロセスである。
Claims (1)
- 【請求項１】他のタスクに対してデータを渡す第１のタ
スク（11）と前記第１のタスク（11）からの前記データ
を受ける第２のタスク（12）とを実行するデータ処理装
置において， 前記データを格納し，前記第１及び第２のタスク（11,1
2）によって共用されるデータ領域（２）を備えると共
に， 前記データを受ける前記第２のタスク（12）に対応して
前記データ領域（２）のアドレスを格納するデータ授受
用テーブル（４）を開設するよう構成してなり， 前記第１のタスク（11）が前記データ領域（２）に前記
データを格納すると共に，前記第２のタスク（12）に対
応する前記データ授受用テーブル（４）に前記データ領
域（２）のアドレスを書込むよう構成され， かつ前記第２のタスク（12）が前記データ授受用テーブ
ル（４）から前記アドレスを読込むことによって前記第
１のタスク（11）から前記第２のタスク（12）への前記
データの受渡しを行うよう構成され， 前記データ授受用テーブル（４）上に，前記アドレスと
共に，前記データ領域（２）に格納されたデータが前記
第２のタスク（12）によって読込まれたか否かを表示す
る読込み完了情報が記述されていることを特徴とするデ
ータ処理装置。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP1055807A JPH0827728B2 (ja) | 1989-03-08 | 1989-03-08 | データ処理装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP1055807A JPH0827728B2 (ja) | 1989-03-08 | 1989-03-08 | データ処理装置 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH02234234A JPH02234234A (ja) | 1990-09-17 |
| JPH0827728B2 true JPH0827728B2 (ja) | 1996-03-21 |
Family
ID=13009194
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP1055807A Expired - Lifetime JPH0827728B2 (ja) | 1989-03-08 | 1989-03-08 | データ処理装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH0827728B2 (ja) |
Families Citing this family (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH07129416A (ja) * | 1993-10-29 | 1995-05-19 | Nec Corp | プロセス間通信方法および装置 |
| EP0955577B1 (en) * | 1998-05-04 | 2011-11-30 | International Business Machines Corporation | Method and device for creating an object in a non-persistent memory and/or keeping accessibility to said object |
Family Cites Families (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2516915B2 (ja) * | 1986-01-14 | 1996-07-24 | 富士通株式会社 | 共通領域参照制御方法 |
-
1989
- 1989-03-08 JP JP1055807A patent/JPH0827728B2/ja not_active Expired - Lifetime
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPH02234234A (ja) | 1990-09-17 |
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