JPS61217841A - 記憶領域管理方式 - Google Patents
記憶領域管理方式Info
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- JPS61217841A JPS61217841A JP5818885A JP5818885A JPS61217841A JP S61217841 A JPS61217841 A JP S61217841A JP 5818885 A JP5818885 A JP 5818885A JP 5818885 A JP5818885 A JP 5818885A JP S61217841 A JPS61217841 A JP S61217841A
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Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔発明の技術分野〕
本発明は電子計算機１：おいて、記憶領域を管理する記
憶領域管理方式に関する。
憶領域管理方式に関する。
電子計算機は与えられ九プログラム電：従って計算を行
う場合、この計算結果を記憶部に記憶させながら処理を
進める。
う場合、この計算結果を記憶部に記憶させながら処理を
進める。
この電子計算機の構成は図示しないがプログラム１：従
って計算を行うＣＰＵ 、計算結果を記憶するための記
憶部（メモリ）、計算結果をメモリに書込む動作を管理
する管理部より成っており、第３図はメモリの記憶領域
門管理する動作の７０−図である。先ずＣＰＵが計算結
果に基いで書込むべき記憶領域を要求すると（第３図３
１）、管理部が要求量と記憶部の空き領域の量を比較す
る（第３図３２）。そして空き領域が不足する場合は、
既に書込まれ九使用済の不必要な領域部分を回収する（
第３図３３）。そして回収部分（空き領域）が、要求量
を上回ると（第３図３４）、順次計算結果が書込まれ（
第３図３５）、下回ると書込み不可能としてオーバーフ
ローとなる（第３図３６）。
って計算を行うＣＰＵ 、計算結果を記憶するための記
憶部（メモリ）、計算結果をメモリに書込む動作を管理
する管理部より成っており、第３図はメモリの記憶領域
門管理する動作の７０−図である。先ずＣＰＵが計算結
果に基いで書込むべき記憶領域を要求すると（第３図３
１）、管理部が要求量と記憶部の空き領域の量を比較す
る（第３図３２）。そして空き領域が不足する場合は、
既に書込まれ九使用済の不必要な領域部分を回収する（
第３図３３）。そして回収部分（空き領域）が、要求量
を上回ると（第３図３４）、順次計算結果が書込まれ（
第３図３５）、下回ると書込み不可能としてオーバーフ
ローとなる（第３図３６）。
この第３図ステップ３３に該当する不要領域回収作業は
、メモリに対しどのような記憶領域割り当て方式、不要
領域回収方式を採用しでも多くの実行時間を要する。第
４図はメモリの領域割り当てと不要領域回収を説明する
ための記憶部の図である。今ＣＰＵより ム＄＝１α” Ｂ＄＝１β” と云うデータが送られると、これは管理部の指示により
第４図（ａ） Ｃ示す様にメモリ１１の先頭アドレスか
ら順次書込まれる。又メモリ１１へ書込まれたデータ（
計算結果）のアドレスを示すポインタ１２には上記α、
βの格納番地が書込まれる。
、メモリに対しどのような記憶領域割り当て方式、不要
領域回収方式を採用しでも多くの実行時間を要する。第
４図はメモリの領域割り当てと不要領域回収を説明する
ための記憶部の図である。今ＣＰＵより ム＄＝１α” Ｂ＄＝１β” と云うデータが送られると、これは管理部の指示により
第４図（ａ） Ｃ示す様にメモリ１１の先頭アドレスか
ら順次書込まれる。又メモリ１１へ書込まれたデータ（
計算結果）のアドレスを示すポインタ１２には上記α、
βの格納番地が書込まれる。
次にＣＰＵによる処理が進んだ結果としてＡ＄＝”ｒ”
Ｂ＄；曖δ霞
と云うデータが更に送られると、これも第４図（ｂ）に
示す様にメモリ１１へ書込まれ、同時１ニポインタ１２
のＡ＄＊Ｂ＄のアドレスも書換えられる。こうして第４
図（ｂ）の各納伏態で未使用領域が無くなった点不要領
域回収の必要が生じた時、上記管理部はポインタのアド
レス１：格納される１ｒ”−１δ” はＡ＄、Ｂ＄の最
新データであり、今後も使わける可能性がある為、その
ままにしでおく。一方、ポインタノアドレスでは指示さ
れていないデータ、例えば上記の１α”、＠β１は今後
使われる可能性の無いデータ（不要領域）としでクリヤ
して回収され（一箇所に集められ）、このエリヤに上記
＠ｒ″−６１及び新た嘔二送られた計算結果が書込まれ
る。
示す様にメモリ１１へ書込まれ、同時１ニポインタ１２
のＡ＄＊Ｂ＄のアドレスも書換えられる。こうして第４
図（ｂ）の各納伏態で未使用領域が無くなった点不要領
域回収の必要が生じた時、上記管理部はポインタのアド
レス１：格納される１ｒ”−１δ” はＡ＄、Ｂ＄の最
新データであり、今後も使わける可能性がある為、その
ままにしでおく。一方、ポインタノアドレスでは指示さ
れていないデータ、例えば上記の１α”、＠β１は今後
使われる可能性の無いデータ（不要領域）としでクリヤ
して回収され（一箇所に集められ）、このエリヤに上記
＠ｒ″−６１及び新た嘔二送られた計算結果が書込まれ
る。
この回収作業では管理部はポインタのアドレスを調べ、
このアドレス以外（＝格納されたデータを検出する動作
、クリヤする動作、−箇所薯二回収してデータを書込む
動作が必要となる為、多大な処理時間を要した。又第４
図（ａ） （ｂ）に示すメそり内の各データに、使用さ
れた（読み出された）回数を記憶するリファレンスカウ
ント方式も採用されており、この際管理部は各データの
使用回数を調べ、その数の低いものを不必要領域として
クリヤしで回収する。しかしこの場合も回数のサーチ動
作、クリヤ動作、一箇所に回収する動作使用データを書
込む動作に多大な処理時間を要し丸。
このアドレス以外（＝格納されたデータを検出する動作
、クリヤする動作、−箇所薯二回収してデータを書込む
動作が必要となる為、多大な処理時間を要した。又第４
図（ａ） （ｂ）に示すメそり内の各データに、使用さ
れた（読み出された）回数を記憶するリファレンスカウ
ント方式も採用されており、この際管理部は各データの
使用回数を調べ、その数の低いものを不必要領域として
クリヤしで回収する。しかしこの場合も回数のサーチ動
作、クリヤ動作、一箇所に回収する動作使用データを書
込む動作に多大な処理時間を要し丸。
この事よりメモ１月二対し、管理部が不要領域回収を実
行中、電子計算機本来の処理（ＣＰＵの計算処理）は、
メモリが使用出来ない為一時的Ｃ；停止する。従って、
ある期間は連続してＣＰＵ Ｃ処理（計算）を行わせた
い場合、つま−リリアルタイムな情報が欲しい場合に問
題となる。例えばユーザプログラム（Ｌｉ５ｐ言語）に
よりＣＰＵが動作し、等の命令語に従って、ディスプレ
イ上に図形を移動表示させたい場合、順次移動すべき図
形の座標をメモリＣ；書込まねばならない。このとき、
未使用領域が不足すると不要領域回収作業が行われるが
、この作業にはメそり量Ｃ；応じて五秒〜数十秒要する
為、ディスプレイ上を移動中の図形が途中でかなりの時
間停止してしまう。この停止動作はディスプレイを見て
いるユーザにとって、見ずらく不快感を覚えるという欠
点が有った。
行中、電子計算機本来の処理（ＣＰＵの計算処理）は、
メモリが使用出来ない為一時的Ｃ；停止する。従って、
ある期間は連続してＣＰＵ Ｃ処理（計算）を行わせた
い場合、つま−リリアルタイムな情報が欲しい場合に問
題となる。例えばユーザプログラム（Ｌｉ５ｐ言語）に
よりＣＰＵが動作し、等の命令語に従って、ディスプレ
イ上に図形を移動表示させたい場合、順次移動すべき図
形の座標をメモリＣ；書込まねばならない。このとき、
未使用領域が不足すると不要領域回収作業が行われるが
、この作業にはメそり量Ｃ；応じて五秒〜数十秒要する
為、ディスプレイ上を移動中の図形が途中でかなりの時
間停止してしまう。この停止動作はディスプレイを見て
いるユーザにとって、見ずらく不快感を覚えるという欠
点が有った。
〔発明の目的〕
本発明の目的は、不要領域回収作業を一時的に回避する
事により、リアルタイム処理を連続して行わせる方式を
提供することにある。
事により、リアルタイム処理を連続して行わせる方式を
提供することにある。
本発明は、プログラムに基いて処理を行うＣＰＵと、こ
のＣＰＵによる計算結果を蓄える領域を有する記憶部と
、この記憶部の空き領域と書込むべき計算結果の量を比
較し、計算結果量が空き領域量を上回る場合、記憶部の
使用済不要領域を回収する境界管理装置とを備え、記憶
部は上記領域以外に拡張領域を有しており、境界管理装
置は記憶部においで不要領域を回収する必要が生じた時
、この作業を遅延しで代わりに拡張領域を計算結果書込
み部分として割り当てるものである。
のＣＰＵによる計算結果を蓄える領域を有する記憶部と
、この記憶部の空き領域と書込むべき計算結果の量を比
較し、計算結果量が空き領域量を上回る場合、記憶部の
使用済不要領域を回収する境界管理装置とを備え、記憶
部は上記領域以外に拡張領域を有しており、境界管理装
置は記憶部においで不要領域を回収する必要が生じた時
、この作業を遅延しで代わりに拡張領域を計算結果書込
み部分として割り当てるものである。
本発明によれば、不要領域回収作業を一時的Ｃ回避する
事Ｃ：より、リアルタイム処理を連続して行う事が可能
となり、例えば動画的ディスプレイ表示等を切れ目なく
スムーズに行う事が出来る等その実用的利点は絶大であ
る。
事Ｃ：より、リアルタイム処理を連続して行う事が可能
となり、例えば動画的ディスプレイ表示等を切れ目なく
スムーズに行う事が出来る等その実用的利点は絶大であ
る。
以下本発明の一実施例を図面を参照して説明する。第１
図は本発明の一実施例装置の概略構成図である。この実
施例装置において制御部４はＣＰＵ１、境界管理装置２
、メモリ３より成る。ＣＰＵ １は入力部５より与えら
れたユーザプログラムに従い、所定の計算を頭次実行す
る。そしてその計算結果に対する要求記憶量（後述する
メモリ３内において格納に使用されるビット数）を算出
し、この数を計算結果と共に境界管理装置２へ送る。境
界管理装置２は計算結果をメモリ３内の平常時記憶領域
７（後述する）へ格納すると共に平常時記憶領域７の規
定され九最大記憶量から計算結果に対する要求記憶量を
減算する。こうして未使用記憶領域量の算出と計算結果
の書込みが順次行われる。この処理が順次行われた未、
未使用記憶領域量がＯ（ゼロ）もしくは−（マイナス）
になった時、メそり３内の延期指定時拡張領域８の最大
記憶量（これも規定されている）からＣＰＵ１からの要
求記憶量を減算すると共に、ＣＰＵＩより送られた計算
結果を新たＣ：延期指定時拡張領域８へ書込む。メモリ
３はＣＰＵ １より行なわれた計算結果を通常時に書込
むための平常時記憶領域７と、この平常時記憶領域７が
すべて使用された（書込まれて未使用領域が無く壜った
）時に、予備の記憶領域として一時的Ｃ回避いられる延
期指定時拡張領域８より成る。こうして延期指定時拡張
領域にも上述と同様に順次計算結果が書込まれ、その未
使用領域が無くなった時（算出結果がＯ以下（：なった
時）境界管理装！！！２は不要領域回収を行なう。この
不要領域回収は、上述した動作により使用済不要データ
の格納エリヤを全てクリヤし、使用中データを順次平常
時記憶領域の１番地から書き込むものである。（従って
使用中データは平常時記憶領域７の１番地から順次格納
された事になる）。
図は本発明の一実施例装置の概略構成図である。この実
施例装置において制御部４はＣＰＵ１、境界管理装置２
、メモリ３より成る。ＣＰＵ １は入力部５より与えら
れたユーザプログラムに従い、所定の計算を頭次実行す
る。そしてその計算結果に対する要求記憶量（後述する
メモリ３内において格納に使用されるビット数）を算出
し、この数を計算結果と共に境界管理装置２へ送る。境
界管理装置２は計算結果をメモリ３内の平常時記憶領域
７（後述する）へ格納すると共に平常時記憶領域７の規
定され九最大記憶量から計算結果に対する要求記憶量を
減算する。こうして未使用記憶領域量の算出と計算結果
の書込みが順次行われる。この処理が順次行われた未、
未使用記憶領域量がＯ（ゼロ）もしくは−（マイナス）
になった時、メそり３内の延期指定時拡張領域８の最大
記憶量（これも規定されている）からＣＰＵ１からの要
求記憶量を減算すると共に、ＣＰＵＩより送られた計算
結果を新たＣ：延期指定時拡張領域８へ書込む。メモリ
３はＣＰＵ １より行なわれた計算結果を通常時に書込
むための平常時記憶領域７と、この平常時記憶領域７が
すべて使用された（書込まれて未使用領域が無く壜った
）時に、予備の記憶領域として一時的Ｃ回避いられる延
期指定時拡張領域８より成る。こうして延期指定時拡張
領域にも上述と同様に順次計算結果が書込まれ、その未
使用領域が無くなった時（算出結果がＯ以下（：なった
時）境界管理装！！！２は不要領域回収を行なう。この
不要領域回収は、上述した動作により使用済不要データ
の格納エリヤを全てクリヤし、使用中データを順次平常
時記憶領域の１番地から書き込むものである。（従って
使用中データは平常時記憶領域７の１番地から順次格納
された事になる）。
そして境界管理装置２は記憶領域の境界を平常時記憶領
域３のものへ戻す（つまり平常時記憶領域の最大記憶量
から使用中データ数を減算し、その数を保持する。） このメモリ３へ書込まれた計算結果（処理結果）は順次
表示部６へ表示され、ユーザ僅二提示される。
域３のものへ戻す（つまり平常時記憶領域の最大記憶量
から使用中データ数を減算し、その数を保持する。） このメモリ３へ書込まれた計算結果（処理結果）は順次
表示部６へ表示され、ユーザ僅二提示される。
上記実施例においては、境界管理装置２がメモリ３の平
常時記憶領域７の未使用量を検出し、これと書込み要求
量とを比較する事）：より、延期指定時拡張領域８まで
用いる方式を採っていた。
常時記憶領域７の未使用量を検出し、これと書込み要求
量とを比較する事）：より、延期指定時拡張領域８まで
用いる方式を採っていた。
ここで、ユーザが電子計算機？二対し、不要領域回収作
業を行ってもらいたくない（中断しない）プログラムに
対しく例えば上記（１）のプログラム）、予めＬｉ５ｐ
言語で（ｇｂｃ）等の命令語を付加する。
業を行ってもらいたくない（中断しない）プログラムに
対しく例えば上記（１）のプログラム）、予めＬｉ５ｐ
言語で（ｇｂｃ）等の命令語を付加する。
ＣＰＵ １は命令語（ｇｂｃ）を検出すると境界管理装
置２に対して該プログラム実行中のみ延期指定時拡張領
域８を併用しく最大記憶量を増加させ）、該プログラム
終了後は、不要領域回収、記憶領域復元を行い平常時記
憶領域７のみ使用する方式を採る事も出来る。
置２に対して該プログラム実行中のみ延期指定時拡張領
域８を併用しく最大記憶量を増加させ）、該プログラム
終了後は、不要領域回収、記憶領域復元を行い平常時記
憶領域７のみ使用する方式を採る事も出来る。
第２図は本発明の動作フロー図であり、この第２図を用
いて本発明の一実施例の動作を更に具体的に説明する。
いて本発明の一実施例の動作を更に具体的に説明する。
ＣＰＵ１は与えられたユーザプログラムに従い計算（処
理）を実行する。例えば変数入（：対し計算結果がａｂ
ｃとすると入＝”ａｂｃ”となる。するとＣＰＵ ｌは
人＝＠ａｂｃ”のデータ数（メモリ電；書込まれる際１
：使用するビット数）を調べ、その数３を得る。そして
データ人＝ ”ａｂｃ’とビット数３を境界管理装置２
へ送る（第２図２１）。境界管理装置２は平常時記憶領
域７の最大量（例えば９ＱＫＢ）を予め記憶しでおり、
これとＣＰＵ １より送られたデ−夕のビット数を比較
する（第２図２２）。つまり減算（９ＱＫＢ−３Ｂ）を
行い、この値が正であればＣＰＵ１より送られたデータ
を平常時記憶領域７へ書込む（第２図２６）。この減算
及び書き込み処理を順次繰り返した後、減算値が０又は
負となっても不要領域回収を行わない（第２図２３）。
理）を実行する。例えば変数入（：対し計算結果がａｂ
ｃとすると入＝”ａｂｃ”となる。するとＣＰＵ ｌは
人＝＠ａｂｃ”のデータ数（メモリ電；書込まれる際１
：使用するビット数）を調べ、その数３を得る。そして
データ人＝ ”ａｂｃ’とビット数３を境界管理装置２
へ送る（第２図２１）。境界管理装置２は平常時記憶領
域７の最大量（例えば９ＱＫＢ）を予め記憶しでおり、
これとＣＰＵ １より送られたデ−夕のビット数を比較
する（第２図２２）。つまり減算（９ＱＫＢ−３Ｂ）を
行い、この値が正であればＣＰＵ１より送られたデータ
を平常時記憶領域７へ書込む（第２図２６）。この減算
及び書き込み処理を順次繰り返した後、減算値が０又は
負となっても不要領域回収を行わない（第２図２３）。
そして予め記憶しである延期指定時拡張領域８の最大記
憶量（例えば３０ＫＢ）を平常時記憶領域７の未使用量
に加える（この未使用量はＯの場合も有りうる。第２図
２４）。そしてこの加算値からＣＰＵ １より送られた
データのビット数を減算しく第２図２５）、そのデータ
を延期指定時拡張領域８へ書き込む動作（平常時記憶領
域７の残りの未使用領域にも書込まれる）を上述と同様
に繰り返す（第２図２６）。
憶量（例えば３０ＫＢ）を平常時記憶領域７の未使用量
に加える（この未使用量はＯの場合も有りうる。第２図
２４）。そしてこの加算値からＣＰＵ １より送られた
データのビット数を減算しく第２図２５）、そのデータ
を延期指定時拡張領域８へ書き込む動作（平常時記憶領
域７の残りの未使用領域にも書込まれる）を上述と同様
に繰り返す（第２図２６）。
そして通期指定時記憶領域８をも使用した結果、上記減
算値が０以下となった場合、領域オーバーフローとみな
され（第２図２７）、境界管理装置２はメ七り３に対し
使用済不要領域の回収を行う（第２図２８）。この回収
方法Ｃ：は色々有るが、上述した様にデータ変数のポイ
ンタを設け、このポインタで指示されてい々いアドレス
に格納されたデータを全てクリヤし、指示されているデ
ータを順次シフトして平常時記憶領域３の先頭アドレス
より順に使用中データを整列させる。その後拡張された
記憶領域を平常時７１：戻す。つまり境界管理装置ｉｉ
２ （＝は再び平常時記憶領域７の最大量（９０ＫＢ
）から使用中データ数を引いた値が保持され、これが以
後の減算の対象値（引かれる数）とされる（第２図２９
）。
算値が０以下となった場合、領域オーバーフローとみな
され（第２図２７）、境界管理装置２はメ七り３に対し
使用済不要領域の回収を行う（第２図２８）。この回収
方法Ｃ：は色々有るが、上述した様にデータ変数のポイ
ンタを設け、このポインタで指示されてい々いアドレス
に格納されたデータを全てクリヤし、指示されているデ
ータを順次シフトして平常時記憶領域３の先頭アドレス
より順に使用中データを整列させる。その後拡張された
記憶領域を平常時７１：戻す。つまり境界管理装置ｉｉ
２ （＝は再び平常時記憶領域７の最大量（９０ＫＢ
）から使用中データ数を引いた値が保持され、これが以
後の減算の対象値（引かれる数）とされる（第２図２９
）。
尚、本発明は上記実施例に限定されるものでは無い。
例えば拡張領域の大きさを用途に応じ色々と設定出来る
。又平常時記憶領域と拡張領域はメモリ内で物理的に隣
接している必要はなく、記憶すべきデータの構造環によ
り適宜変形して実施できる。
。又平常時記憶領域と拡張領域はメモリ内で物理的に隣
接している必要はなく、記憶すべきデータの構造環によ
り適宜変形して実施できる。
第１図は本発明の一実施例のブロック構成図、第２図は
本発明の一実施例の動作フロー図、第３図は従来の配憶
領域管理方式の動作フロー図、第４図は不要領域回収を
説明するための図である。 １・・・ＣＰＵ ２・・・境界管理装置３
・・・メモリ ４・・・制御部５・・・入力部
６・・・出力部７・・・平常時記憶領域 ８・・・延期指定時拡張領域 代理人 弁理士 則 近 憲 佑 （ほか１名）第３図 第４図
本発明の一実施例の動作フロー図、第３図は従来の配憶
領域管理方式の動作フロー図、第４図は不要領域回収を
説明するための図である。 １・・・ＣＰＵ ２・・・境界管理装置３
・・・メモリ ４・・・制御部５・・・入力部
６・・・出力部７・・・平常時記憶領域 ８・・・延期指定時拡張領域 代理人 弁理士 則 近 憲 佑 （ほか１名）第３図 第４図
Claims (3)
- （１）プログラムに基いて所定の計算を行いこの計算結
果及びそのデータ量を求める制御手段と、この制御手段
により求められた計算結果を記憶するための領域を有す
る記憶手段と、この記憶手段の領域において計算結果の
記憶されている未使用領域量を検出し、この未使用領域
量の範囲内に前記制御手段より求められたデータ量が含
まれるか否かを判断する判断手段と、この判断手段の結
果が含まれるとした場合は計算結果を前記記憶手段に書
込み、含まれない場合は前記記憶手段において既に計算
結果の記憶された領域を検出し、この領域を回収する管
理手段とを備え、前記記憶手段は更に計算結果を書込む
ための拡張領域を有し、前記管理手段は前記判断手段の
結 果が含まれないとした場合に、前記回収作業に代えて前
記記憶手段の拡張領域に計算結果を書込むことを特徴と
する記憶領域管理方式。 - （２）管理手段は、前記記憶手段の拡張領域に計算結果
を書込んだ後、使用済領域の回収作業を行うものである
特許請求の範囲第１項記載の記憶領域管理方式。 - （３）管理手段はプログラム中に回収作業を禁止する命
令語を検出した場合、前記記憶手段において拡張領域ま
で含めた領域に前記制御手段からの計算結果を書込むも
のである特許請求の範囲第１項記載の記憶領域管理方式
。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP5818885A JPS61217841A (ja) | 1985-03-25 | 1985-03-25 | 記憶領域管理方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP5818885A JPS61217841A (ja) | 1985-03-25 | 1985-03-25 | 記憶領域管理方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS61217841A true JPS61217841A (ja) | 1986-09-27 |
| JPH0366695B2 JPH0366695B2 (ja) | 1991-10-18 |
Family
ID=13077041
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP5818885A Granted JPS61217841A (ja) | 1985-03-25 | 1985-03-25 | 記憶領域管理方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS61217841A (ja) |
Citations (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS6024657A (ja) * | 1983-07-20 | 1985-02-07 | Fujitsu Ltd | デ−タ格納方法 |
-
1985
- 1985-03-25 JP JP5818885A patent/JPS61217841A/ja active Granted
Patent Citations (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS6024657A (ja) * | 1983-07-20 | 1985-02-07 | Fujitsu Ltd | デ−タ格納方法 |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPH0366695B2 (ja) | 1991-10-18 |
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