JPS6162124A - デ−タ転送方式 - Google Patents
デ−タ転送方式Info
- Publication number
- JPS6162124A JPS6162124A JP59182626A JP18262684A JPS6162124A JP S6162124 A JPS6162124 A JP S6162124A JP 59182626 A JP59182626 A JP 59182626A JP 18262684 A JP18262684 A JP 18262684A JP S6162124 A JPS6162124 A JP S6162124A
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- JP
- Japan
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- block
- buffer
- data
- address
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- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
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】
〔発明の利用分野〕
本発明は、計算機システムにおいて、外部記憶装置（ま
たはデータ格納装置・一般を摺すものとする）から主記
憶装置（またデータ操作用の一時保管装置・一般を指す
ものとする）にデータを転送する際に、処理要求時に合
致する論理的データを含む物理的データとそのデータ内
において指定された条件を満たす論理的データの存在場
所（アドレス情報）を送る方式。
たはデータ格納装置・一般を摺すものとする）から主記
憶装置（またデータ操作用の一時保管装置・一般を指す
ものとする）にデータを転送する際に、処理要求時に合
致する論理的データを含む物理的データとそのデータ内
において指定された条件を満たす論理的データの存在場
所（アドレス情報）を送る方式。
計算機システムでは、データの論理的な単位を比較的小
さな単位（以下、レコードと総称する）と、この集合体
（データセット・リレーション。
さな単位（以下、レコードと総称する）と、この集合体
（データセット・リレーション。
ファイルなどがあるが、以下、ファイルと総称する）で
構成するのが一般的である。
構成するのが一般的である。
一方、データは外部記憶装置に格納されるが、この物理
的な単位（以下、ブロックと総称する）は論理的な単位
と一致しないのが一般である。
的な単位（以下、ブロックと総称する）は論理的な単位
と一致しないのが一般である。
従来の計算機システムに次のようなものがある（例えば
リレーショナル・データベースを採用した計算機システ
ム）、すなわち、各ファイルがどのブロック（−ヶ以上
）に格納されているか、および、各ブロックがどの外部
記憶装置のどの部分に格納されているかの情報は持つが
、各レコードがどのブロック中にあるかの情報は、レコ
ード数が膨大なため保持していないというものである。
リレーショナル・データベースを採用した計算機システ
ム）、すなわち、各ファイルがどのブロック（−ヶ以上
）に格納されているか、および、各ブロックがどの外部
記憶装置のどの部分に格納されているかの情報は持つが
、各レコードがどのブロック中にあるかの情報は、レコ
ード数が膨大なため保持していないというものである。
このような計算機システムにおいて１次のような処理要
求が発せられることが多い。すなわち、特定のファイル
の中から、指定した条件を満たすレコードを取り出せ、
あるいは該レコードに指定した操作（＠き替え等）を施
せというものである。
求が発せられることが多い。すなわち、特定のファイル
の中から、指定した条件を満たすレコードを取り出せ、
あるいは該レコードに指定した操作（＠き替え等）を施
せというものである。
このような処理要求に対して、従来方法では、該ファイ
ルがどのブロック（群）に格納されているかを調べ、該
当ブロック（群）を外部記憶装置から主記憶装置に転送
し、しかる後に、中央処理装置（ＣＰＵ）は各ブロック
の内容を吟味し、上記の処理を施していた。この従来方
法では、処理要求毎に、ＣＰＵは条件を満たすレコード
が該当ブロック内に存在するかチェックを行う必要があ
るため時間を要するという問題点があった。
ルがどのブロック（群）に格納されているかを調べ、該
当ブロック（群）を外部記憶装置から主記憶装置に転送
し、しかる後に、中央処理装置（ＣＰＵ）は各ブロック
の内容を吟味し、上記の処理を施していた。この従来方
法では、処理要求毎に、ＣＰＵは条件を満たすレコード
が該当ブロック内に存在するかチェックを行う必要があ
るため時間を要するという問題点があった。
一方、計算機システムに接続されたリレーショナル・デ
ータ・ベース・マシン（ＲＤＢＭ）において、特定のフ
ァイルの中から指定した条件を満たす論理レコードが含
まれる物理ブロックを選別し、これのみを計算機システ
ムの主記憶装置上に転送する機能が考えられる。これに
より、主記憶の転送データ′Ｉｉｃ ｐ ｎが調べるべ
き物理ブロック数が城じうるがしかし主記憶上の該レコ
ードを更新する場合、物理ブロック上のどこに該レコー
ドが存在するか不明のため、存在場所（アドレス）を調
べる必要があるという問題がある。
ータ・ベース・マシン（ＲＤＢＭ）において、特定のフ
ァイルの中から指定した条件を満たす論理レコードが含
まれる物理ブロックを選別し、これのみを計算機システ
ムの主記憶装置上に転送する機能が考えられる。これに
より、主記憶の転送データ′Ｉｉｃ ｐ ｎが調べるべ
き物理ブロック数が城じうるがしかし主記憶上の該レコ
ードを更新する場合、物理ブロック上のどこに該レコー
ドが存在するか不明のため、存在場所（アドレス）を調
べる必要があるという問題がある。
本発明の目的は、外部記憶装置から主記憶装置にデータ
を転送する際に、ファイル内において条件に合ったレコ
ードを含むブロック群と、そのブロック群内で条件に合
致したレコードが存在する場所（アドレス）情報を送る
ことにより、データの更新処理時の該レコードのアドレ
スを肩べる処理が不要であり、かつ、該レコードに処理
要求が引き続き発生しても、主記憶上で利用可能となる
。
を転送する際に、ファイル内において条件に合ったレコ
ードを含むブロック群と、そのブロック群内で条件に合
致したレコードが存在する場所（アドレス）情報を送る
ことにより、データの更新処理時の該レコードのアドレ
スを肩べる処理が不要であり、かつ、該レコードに処理
要求が引き続き発生しても、主記憶上で利用可能となる
。
これらにより、ＣＰＵ使用時間が低減でき、また、該当
するブロック群のみを主記憶に送ればよいので、主記憶
量、データ転送量を低減しつる計算機システムの方式と
装置を提供することにある。
するブロック群のみを主記憶に送ればよいので、主記憶
量、データ転送量を低減しつる計算機システムの方式と
装置を提供することにある。
上記目的を達成するために、本発明は、外部記憶装置か
ら主記憶装置に向けて転送される各ブロックの内容を調
べ、各ブロック内において条件に合致したレコードを含
むか否かを判定する機能と。
ら主記憶装置に向けて転送される各ブロックの内容を調
べ、各ブロック内において条件に合致したレコードを含
むか否かを判定する機能と。
条件に合ったレコードが該ブロック内のどこに存在する
かを示す機能を新たに設置し、条件に合致したレコード
を含むブロックと条件に合致したレコードの存在場所（
アドレス）を示す情報を主記憶装置に転送することに特
徴がある。
かを示す機能を新たに設置し、条件に合致したレコード
を含むブロックと条件に合致したレコードの存在場所（
アドレス）を示す情報を主記憶装置に転送することに特
徴がある。
（実施例）
以下、本発明の実施例を参照して詳細に説明する。実施
例の購成を第１図に示す。１は中央処理装！ （ＣＰＵ
） 、２は主記憶−ａ置、４は外部記憶装置、３はデー
タベース・マシン（ＤＢＭ）で。
例の購成を第１図に示す。１は中央処理装！ （ＣＰＵ
） 、２は主記憶−ａ置、４は外部記憶装置、３はデー
タベース・マシン（ＤＢＭ）で。
本発明が新たに設置する装置である。３１は命令受取り
部で、１から３への命令情報を受ける。
部で、１から３への命令情報を受ける。
３２はブロック取得部で指定されたブロックを外部記憶
装置４から取り込む。３３はバッファ部で１つ以上のブ
ロック用バッファとアドレスバッファから成り、各ブロ
ック用バッファにはブロックを格納し、各アドレスバッ
ファには１条件に合致したレコードがブロックのどこに
存在するかを示すアドレス情報を格納する。３４はバッ
ファ管理部で、ブロック用バッファ及びアドレス用バッ
ファの状態を管理するテーブルを持つ。ブロック用とア
ドレスの２つの状態テーブルの“バッファＩＤ”は３３
の各ブロック用バッファ、アドレスバッファを識別する
。ブロック用バッファ状態テーブルの“１バツフア状態
″′は該ブロック用バッファが゛・空″′、・・ブロッ
クが入っているが、３５による演算が未完了″″ブロツ
ク入っており演奪が完了″のいずれかの状態であること
を例えば、各々ＩＩ Ｑ ＩＩ 、 ＩＩ ｌ ｌ″
、“２″などで表わす、また、ブロック用バッファ状態
テーブルの″処理要求ＩＤ”は該ブロック用バッファ内
容がどの処理要求に応じたブロックで埋められているか
を示す。
装置４から取り込む。３３はバッファ部で１つ以上のブ
ロック用バッファとアドレスバッファから成り、各ブロ
ック用バッファにはブロックを格納し、各アドレスバッ
ファには１条件に合致したレコードがブロックのどこに
存在するかを示すアドレス情報を格納する。３４はバッ
ファ管理部で、ブロック用バッファ及びアドレス用バッ
ファの状態を管理するテーブルを持つ。ブロック用とア
ドレスの２つの状態テーブルの“バッファＩＤ”は３３
の各ブロック用バッファ、アドレスバッファを識別する
。ブロック用バッファ状態テーブルの“１バツフア状態
″′は該ブロック用バッファが゛・空″′、・・ブロッ
クが入っているが、３５による演算が未完了″″ブロツ
ク入っており演奪が完了″のいずれかの状態であること
を例えば、各々ＩＩ Ｑ ＩＩ 、 ＩＩ ｌ ｌ″
、“２″などで表わす、また、ブロック用バッファ状態
テーブルの″処理要求ＩＤ”は該ブロック用バッファ内
容がどの処理要求に応じたブロックで埋められているか
を示す。
一方、アドレスバッファ状１ぷテーブルにおいて。
″バッファ状態”は該アドレスバッファが″空″、″ア
ドレス情報が入っているが該バッファは、満杯でない′
″、″、″アドレス情報ていて満杯であることを例えば
、各々、ＩＩ Ａ ＩＩ 、 ＩＩ Ｂ ＩＩ 、
Ｉｔ Ｃ，ＩＴなどで表わす。また、アドレスバッフ
ァ状態テーブルの“処理要求ＩＤ”は、該アドレスバッ
ファがどの処理要求に応じて、レコードのアドレス情報
を格納しているかを示すもので、ブロック用バッファ状
態テーブルの“処理要求ＩＤ”と同じものが格納される
。３５は演算部で、各ブロックの内容を解析し、各ブロ
ックが指定された条件に合致するレコードが存在するか
否かを判定し、存在する場合、該レコードのアドレス情
報を算出する。
ドレス情報が入っているが該バッファは、満杯でない′
″、″、″アドレス情報ていて満杯であることを例えば
、各々、ＩＩ Ａ ＩＩ 、 ＩＩ Ｂ ＩＩ 、
Ｉｔ Ｃ，ＩＴなどで表わす。また、アドレスバッフ
ァ状態テーブルの“処理要求ＩＤ”は、該アドレスバッ
ファがどの処理要求に応じて、レコードのアドレス情報
を格納しているかを示すもので、ブロック用バッファ状
態テーブルの“処理要求ＩＤ”と同じものが格納される
。３５は演算部で、各ブロックの内容を解析し、各ブロ
ックが指定された条件に合致するレコードが存在するか
否かを判定し、存在する場合、該レコードのアドレス情
報を算出する。
３６は演算結果送出部である。
次に上述のごとき構成になる実施例の動作について説明
する。
する。
先ず、ＣＰＵ１では次のような処理要求が発行される。
すなわち、特定ファイルの中の、指定された条件を充す
レコードについて、指定された操作（該レコードの一部
ないしは全部の情報の″読み出し″や１書き替え″など
）を施せというものである。ＣＰＵＩは、従来方法の項
で述べた手段で、該ファイルを含むブロック（複数個あ
り得る）のＩＤ（ｒａ５３＋１番号）とその外部記憶装
置４における格納場所ＩＤを調べる。次に、命令受取り
部３１は１より、該処理要求のＩＤ、上記のブロック格
納場所ＩＤ、対象レコード決定のための条件式に関する
情報を受は取り、演算部３５に渡す。
レコードについて、指定された操作（該レコードの一部
ないしは全部の情報の″読み出し″や１書き替え″など
）を施せというものである。ＣＰＵＩは、従来方法の項
で述べた手段で、該ファイルを含むブロック（複数個あ
り得る）のＩＤ（ｒａ５３＋１番号）とその外部記憶装
置４における格納場所ＩＤを調べる。次に、命令受取り
部３１は１より、該処理要求のＩＤ、上記のブロック格
納場所ＩＤ、対象レコード決定のための条件式に関する
情報を受は取り、演算部３５に渡す。
３５は、処理要求テーブル中の空欄を探し、ここに、該
処理要求ＩＤと、その処理要求内容（ブロック格納場所
ＩＤ、条件式など）を記入しさらに、ブロック格納場所
ＩＤをブロック取得部３２に渡す、３２は、指定された
ブロック（群）を外部記憶装置４から取り込み、バッフ
ァ管理部の３４のブロック用バッファ状態テーブルにお
いて、バッファ状態が１１０” （空）であるバッファ
ＩＤ（群）を調べ、対応するブロック用バッファ（群）
に該ブロック（群）を格納する。しかる後に、３２はバ
ッファ管理部３４において上記バッファ１０（群）に対
応するブロック用バッファ状態テーブルの゛バッファ酔
態″′を１′″ （満杯だが演算未完了）に変える。
処理要求ＩＤと、その処理要求内容（ブロック格納場所
ＩＤ、条件式など）を記入しさらに、ブロック格納場所
ＩＤをブロック取得部３２に渡す、３２は、指定された
ブロック（群）を外部記憶装置４から取り込み、バッフ
ァ管理部の３４のブロック用バッファ状態テーブルにお
いて、バッファ状態が１１０” （空）であるバッファ
ＩＤ（群）を調べ、対応するブロック用バッファ（群）
に該ブロック（群）を格納する。しかる後に、３２はバ
ッファ管理部３４において上記バッファ１０（群）に対
応するブロック用バッファ状態テーブルの゛バッファ酔
態″′を１′″ （満杯だが演算未完了）に変える。
一方、演算部３５の動作は図２２図３に示すごとくであ
る。３５は先ずブロック用バッファ状態テーブル３４を
調べ、バッファ状態が゛′Ｏ″以外のバッファＩＤを１
つ探し、これに対応する処理要求ＩＤを読む、３５は１
次に該バッファＩＤに対応するバッファ部３３のブロッ
ク用バッファに格納されたブロックに対し、次の処理を
施す。すなわち、該ブロック中に含まれる先頭レコード
から始め、該レコードが該処理要求に対して指定された
条件を満たすかを調べる。もし、満たすならば図３に示
すごとく処理を行う。まず、３４において、該処理要求
ＩＤと同じ処理要求ＩＤで、かつ、″バッファ状態″＝
“Ｂ ”のアドレスバッファ状態テーブルを探し、その
バッファＩＤに対応する３３のアドレスバッファに該レ
コードのアドレス情報を格納する。もし、３４において
該当するアドレスバッファ状態テーブルがなければ、′
バッファ状態”；′Ａ”のアドレスバッファ状態テーブ
ルについて、″バッファＩＤ”の小さい順に１つ探し、
これに該処理要求ＩＤをセットする。
る。３５は先ずブロック用バッファ状態テーブル３４を
調べ、バッファ状態が゛′Ｏ″以外のバッファＩＤを１
つ探し、これに対応する処理要求ＩＤを読む、３５は１
次に該バッファＩＤに対応するバッファ部３３のブロッ
ク用バッファに格納されたブロックに対し、次の処理を
施す。すなわち、該ブロック中に含まれる先頭レコード
から始め、該レコードが該処理要求に対して指定された
条件を満たすかを調べる。もし、満たすならば図３に示
すごとく処理を行う。まず、３４において、該処理要求
ＩＤと同じ処理要求ＩＤで、かつ、″バッファ状態″＝
“Ｂ ”のアドレスバッファ状態テーブルを探し、その
バッファＩＤに対応する３３のアドレスバッファに該レ
コードのアドレス情報を格納する。もし、３４において
該当するアドレスバッファ状態テーブルがなければ、′
バッファ状態”；′Ａ”のアドレスバッファ状態テーブ
ルについて、″バッファＩＤ”の小さい順に１つ探し、
これに該処理要求ＩＤをセットする。
そして、３４の該アドレスバッファ状態テーブルのバッ
ファＩＤに対応する３３のアドレスバッファに該レコー
ドのアドレス情報を格納する。その後、該アドレスバッ
ファ３３がアドレス情報が満杯になったかを判定し、満
杯の場合、アドレスバッファに対応する３４の該アドレ
スバッファ状態テーブルの″バッファ状態″をｌ Ｏ，
ｌ″とする。このようにして、アドレス情報の格納処理
が終了すると、図２の中の次の処理に移り、該ブロック
中に未処理のレコードがあれば１次のレコードについて
、上記の処理を反復し、該ブロックの処理を完了すると
３５はその中に条件を満たすレコードがあるか判定し、
ある場合、該ブロック用バッファのバッファＩＤに対応
するブロック用バッファ状態テーブルｂパバツファ状態
″をｕ ２ ｕにセットシ、ない場合、該ブロックの内
容をクリアし、該ブロックに対応するブロック用バッフ
ァ状態テーブルのバッファ状態を“０″にして図２中の
始めに戻り１以上の動作を反復する。
ファＩＤに対応する３３のアドレスバッファに該レコー
ドのアドレス情報を格納する。その後、該アドレスバッ
ファ３３がアドレス情報が満杯になったかを判定し、満
杯の場合、アドレスバッファに対応する３４の該アドレ
スバッファ状態テーブルの″バッファ状態″をｌ Ｏ，
ｌ″とする。このようにして、アドレス情報の格納処理
が終了すると、図２の中の次の処理に移り、該ブロック
中に未処理のレコードがあれば１次のレコードについて
、上記の処理を反復し、該ブロックの処理を完了すると
３５はその中に条件を満たすレコードがあるか判定し、
ある場合、該ブロック用バッファのバッファＩＤに対応
するブロック用バッファ状態テーブルｂパバツファ状態
″をｕ ２ ｕにセットシ、ない場合、該ブロックの内
容をクリアし、該ブロックに対応するブロック用バッフ
ァ状態テーブルのバッファ状態を“０″にして図２中の
始めに戻り１以上の動作を反復する。
他方、演算結果送出部３６は、バッファ状態テーブル３
４の中から、′バッファ状態”が″２″′バッファＩＤ
と処理要求ＩＤを調べ、次にバッファ部３３から該バッ
ファＩＤに対応するブロック用バッファ中のブロックと
、これに対応する処理要求ＩＤとを主記憶２に転送する
。ここで、転送のタイミングは、一定周期ごと、あるい
は３４中で″バッファ状態″が２”のバッファ数が一定
値を超えた時点などとする。また、演算結果送出部は該
処理要求ＩＤに該当する該ファイルにおける全ブロック
の条件判定終了後、条件に合致した最後のブロックを主
記憶２に転送した時点で、次のことを行う、まず３４の
アドレスバッファ状態テーブルの中から該処理要求Ｉ’
Ｄと同じ処理要求よりを格納しているか調べ、同じ場合
、バッファ部３３から該バッファＩＤに対応するアドレ
スバッファ中のアドレス情報と、これに対応する処理要
求ＩＤとを主記憶２へ、″バッファＩＤ“の小さい順に
転送する。転送終了後、該アドレスバッファの内容を消
去し、バッファよりに対応する３４アドレスバツフア状
態テーブルの１′バツフア状態″をＩｔ Ａ Ｉｔにし
、処理要求ＩＤもクリアする。
４の中から、′バッファ状態”が″２″′バッファＩＤ
と処理要求ＩＤを調べ、次にバッファ部３３から該バッ
ファＩＤに対応するブロック用バッファ中のブロックと
、これに対応する処理要求ＩＤとを主記憶２に転送する
。ここで、転送のタイミングは、一定周期ごと、あるい
は３４中で″バッファ状態″が２”のバッファ数が一定
値を超えた時点などとする。また、演算結果送出部は該
処理要求ＩＤに該当する該ファイルにおける全ブロック
の条件判定終了後、条件に合致した最後のブロックを主
記憶２に転送した時点で、次のことを行う、まず３４の
アドレスバッファ状態テーブルの中から該処理要求Ｉ’
Ｄと同じ処理要求よりを格納しているか調べ、同じ場合
、バッファ部３３から該バッファＩＤに対応するアドレ
スバッファ中のアドレス情報と、これに対応する処理要
求ＩＤとを主記憶２へ、″バッファＩＤ“の小さい順に
転送する。転送終了後、該アドレスバッファの内容を消
去し、バッファよりに対応する３４アドレスバツフア状
態テーブルの１′バツフア状態″をＩｔ Ａ Ｉｔにし
、処理要求ＩＤもクリアする。
以上説明したごとく、上述の本発明によれは、外部記憶
装置刀１ら主記憶装置へ更新処理要求時に指定された条
件のレコードを含むブロックと、その条件に合致するレ
コードが該ブロック内のどこに存在するかのアドレス情
慴を転送すればよいにのため、ＣＰＵの条件判定処理が
減じられ、また、データの更新処理時の該レコードのア
ドレスを調べる処理が不要であり、かつ、該レコードに
処理要求が引き続き発生しても、主記憶上で再利用可能
となる。これにより、ＣＰＵ使用時間が低減できる。ま
た、条件に合ったレコードを含むブロック群のみを主記
憶上に送ればよいので、主記憶量、データ転送量等を低
減しうる効果がある６
装置刀１ら主記憶装置へ更新処理要求時に指定された条
件のレコードを含むブロックと、その条件に合致するレ
コードが該ブロック内のどこに存在するかのアドレス情
慴を転送すればよいにのため、ＣＰＵの条件判定処理が
減じられ、また、データの更新処理時の該レコードのア
ドレスを調べる処理が不要であり、かつ、該レコードに
処理要求が引き続き発生しても、主記憶上で再利用可能
となる。これにより、ＣＰＵ使用時間が低減できる。ま
た、条件に合ったレコードを含むブロック群のみを主記
憶上に送ればよいので、主記憶量、データ転送量等を低
減しうる効果がある６
第１図は１本発明の一実施例の４［０１３打成を示す図
、第２図は、演算部３５が、ブロック内に指定された条
件を満たすレコードが含まれているか判定するための動
作を示すフローチャートである。 第３図は、演算部３５が、条件を満たすレコードがブロ
ック内のどこに存在するかをアドレス情報を格７納する
ための動作を示すフローチャートである。 ３・・・データベース・マシン、３５・・・演算部、３
４・・・バッファ管理部、ブロック用バッファ状態テー
ブル、アドレスバッファ状態テーブル。
、第２図は、演算部３５が、ブロック内に指定された条
件を満たすレコードが含まれているか判定するための動
作を示すフローチャートである。 第３図は、演算部３５が、条件を満たすレコードがブロ
ック内のどこに存在するかをアドレス情報を格７納する
ための動作を示すフローチャートである。 ３・・・データベース・マシン、３５・・・演算部、３
４・・・バッファ管理部、ブロック用バッファ状態テー
ブル、アドレスバッファ状態テーブル。
Claims (1)
- データの物理的な単位と論理的な単位とが完全には一致
しない計算機システムにおいて、複数の物理的データ単
位の集合体を含むデータ格納媒体から、各更新処理要求
に応じて物理的データを他部分に転送する場合、処理要
求時に合致する論理的データを含む物理的データの転送
と該物理的データ内に条件を満たす論理的データが存在
する場所情報（該当論理的データが格納されているエリ
アのアドレス、ブロック番号等）を転送することを特徴
とするデータ転送方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP59182626A JPH067373B2 (ja) | 1984-09-03 | 1984-09-03 | デ−タ転送方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP59182626A JPH067373B2 (ja) | 1984-09-03 | 1984-09-03 | デ−タ転送方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS6162124A true JPS6162124A (ja) | 1986-03-31 |
| JPH067373B2 JPH067373B2 (ja) | 1994-01-26 |
Family
ID=16121574
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP59182626A Expired - Lifetime JPH067373B2 (ja) | 1984-09-03 | 1984-09-03 | デ−タ転送方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH067373B2 (ja) |
Families Citing this family (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH06165067A (ja) * | 1992-09-22 | 1994-06-10 | Sony Corp | テレビジョン装置 |
| KR0147210B1 (ko) * | 1994-07-15 | 1998-09-15 | 이헌조 | 별도의 표시장치를 구비한 캡션 브이시알의 자막처리장치 및 자막처리방법 |
Citations (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS578864A (en) * | 1980-06-19 | 1982-01-18 | Nec Corp | Magnetic disk recording system |
| JPS5713563A (en) * | 1980-06-27 | 1982-01-23 | Mitsubishi Electric Corp | Data access system in auxiliary memory device |
-
1984
- 1984-09-03 JP JP59182626A patent/JPH067373B2/ja not_active Expired - Lifetime
Patent Citations (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS578864A (en) * | 1980-06-19 | 1982-01-18 | Nec Corp | Magnetic disk recording system |
| JPS5713563A (en) * | 1980-06-27 | 1982-01-23 | Mitsubishi Electric Corp | Data access system in auxiliary memory device |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPH067373B2 (ja) | 1994-01-26 |
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