JP2609705B2 - ファイル制御方式 - Google Patents
ファイル制御方式Info
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- JP2609705B2 JP2609705B2 JP63272059A JP27205988A JP2609705B2 JP 2609705 B2 JP2609705 B2 JP 2609705B2 JP 63272059 A JP63272059 A JP 63272059A JP 27205988 A JP27205988 A JP 27205988A JP 2609705 B2 JP2609705 B2 JP 2609705B2
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- Japan
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- file
- management table
- empty
- block
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Description
【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明は情報処理におけるファイル管理に利用する。
本発明は補助記憶装置の空きブロックを管理するファイ
ル制御方式に関する。
本発明は補助記憶装置の空きブロックを管理するファイ
ル制御方式に関する。
本発明は空きブロック管理の制御を行うファイル制御
方式において、 補助記憶装置の空きブロックを管理している空きブロ
ック管理テーブルを必要な時点あるいは定期的に最適化
しなおし空きブロック管理テーブルを更新することによ
り、 ファイルの読み取りや書き込みにおける補助記憶装置
へのアクセス時間を短縮し、ファイルの入出力時間を高
速化できるようにしたものである。
方式において、 補助記憶装置の空きブロックを管理している空きブロ
ック管理テーブルを必要な時点あるいは定期的に最適化
しなおし空きブロック管理テーブルを更新することによ
り、 ファイルの読み取りや書き込みにおける補助記憶装置
へのアクセス時間を短縮し、ファイルの入出力時間を高
速化できるようにしたものである。
従来、補助記憶装置の空きブロック管理は初期化され
た直後においては昇順のブロック番号順に行っており、
このブロック番号は補助記憶装置内の物理ブロックと１
対１に対応している。
た直後においては昇順のブロック番号順に行っており、
このブロック番号は補助記憶装置内の物理ブロックと１
対１に対応している。
この補助記憶装置に新たなファイルを作成する場合に
は、空きブロック管理テーブルから必要なブロック数だ
け順次使用してゆき、以後新たにファイルが作成される
と次の空きブロックから必要なブロック数だけ使用し、
また、以前に作成されたファイルが使用済みになった場
合には、そのファイルが使用していたブロックを解放し
て空きブロック管理テーブルに戻す方式がとられてい
る。
は、空きブロック管理テーブルから必要なブロック数だ
け順次使用してゆき、以後新たにファイルが作成される
と次の空きブロックから必要なブロック数だけ使用し、
また、以前に作成されたファイルが使用済みになった場
合には、そのファイルが使用していたブロックを解放し
て空きブロック管理テーブルに戻す方式がとられてい
る。
このような従来の方式は、システム運用中はファイル
の作成、削除が繰り返されるために空きブロック管理テ
ーブル内のブロック番号が大小ばらばらな状態になり、
従って、このような状態になった空きブロック管理テー
ブルを基にファイルを作成すると、そのファイルが作成
されるブロックは補助記憶装置内の不規則なブロック番
号順に作成されることになる。
の作成、削除が繰り返されるために空きブロック管理テ
ーブル内のブロック番号が大小ばらばらな状態になり、
従って、このような状態になった空きブロック管理テー
ブルを基にファイルを作成すると、そのファイルが作成
されるブロックは補助記憶装置内の不規則なブロック番
号順に作成されることになる。
このような従来の方式では、空きブロック管理テーブ
ルが管理しているブロック番号が不規則な編成になって
しまっており、この空きブロック管理テーブルを基に作
成された大きなサイズのファイルに対してデータの書き
込み、読み出しを行うと、ブロック番号が不規則になっ
ているために補助記憶装置のアクセス効率が悪くなり、
システムの性能が悪くなる欠点がある。
ルが管理しているブロック番号が不規則な編成になって
しまっており、この空きブロック管理テーブルを基に作
成された大きなサイズのファイルに対してデータの書き
込み、読み出しを行うと、ブロック番号が不規則になっ
ているために補助記憶装置のアクセス効率が悪くなり、
システムの性能が悪くなる欠点がある。
本発明はこのような欠点を除去するもので、ファイル
の入出力要求を行ったときに補助記憶装置のクロックア
クセス時間を短縮し、ファイルの入出力時間を高速化す
ることができる方式を提供することを目的とする。
の入出力要求を行ったときに補助記憶装置のクロックア
クセス時間を短縮し、ファイルの入出力時間を高速化す
ることができる方式を提供することを目的とする。
本発明は、複数の補助記憶装置に接続され、情報の入
出力を制御する入出力制御手段と、上記補助記憶装置の
空きブロックの情報を管理する空きブロック管理テーブ
ルと、入出力装置およびプログラム手段からの要求によ
りファイル管理を制御するファイル制御手段とを備えた
ファイル制御方式において、上記ファイル制御手段に、
上記入出力装置および上記プログラム手段から発行され
たファイル作成、削除またはファイルに対するデータ読
み出し、書き込み要求と、空きブロック最適化要求とを
解釈する手段を含み、上記入出力装置および上記プログ
ラム手段が任意または定期的に発行する空きブロック最
適化要求を確認して上記空きブロック管理テーブルを空
きブロック番号が昇順になるように再編成しなおし上記
空きブロック管理テーブルを更新する空きブロック最適
化制御手段を備えたことを特徴とする。
出力を制御する入出力制御手段と、上記補助記憶装置の
空きブロックの情報を管理する空きブロック管理テーブ
ルと、入出力装置およびプログラム手段からの要求によ
りファイル管理を制御するファイル制御手段とを備えた
ファイル制御方式において、上記ファイル制御手段に、
上記入出力装置および上記プログラム手段から発行され
たファイル作成、削除またはファイルに対するデータ読
み出し、書き込み要求と、空きブロック最適化要求とを
解釈する手段を含み、上記入出力装置および上記プログ
ラム手段が任意または定期的に発行する空きブロック最
適化要求を確認して上記空きブロック管理テーブルを空
きブロック番号が昇順になるように再編成しなおし上記
空きブロック管理テーブルを更新する空きブロック最適
化制御手段を備えたことを特徴とする。
ファイルを割り当てるときに、ファイル制御手段が入
出力装置とプログラム手段から発行されたファイル作
成、削除およびファイルに対するデータ読み出し、書き
込み要求と、空きブロック最適化要求を解釈し、空きブ
ロック最適化制御手段がファイル制御手段の指示にした
がって、任意の時点、あるいは定期的に入出力装置やプ
ログラム手段から発行された空きブロック最適化要求に
より、補助記憶装置の空きブロックを管理している空き
ブロック管理テーブルを再編成して最適化しなおす。こ
れによりその後に作成された読み取りや書き込みにおけ
る補助記憶装置へのアクセス時間を高速化することがで
きる。
出力装置とプログラム手段から発行されたファイル作
成、削除およびファイルに対するデータ読み出し、書き
込み要求と、空きブロック最適化要求を解釈し、空きブ
ロック最適化制御手段がファイル制御手段の指示にした
がって、任意の時点、あるいは定期的に入出力装置やプ
ログラム手段から発行された空きブロック最適化要求に
より、補助記憶装置の空きブロックを管理している空き
ブロック管理テーブルを再編成して最適化しなおす。こ
れによりその後に作成された読み取りや書き込みにおけ
る補助記憶装置へのアクセス時間を高速化することがで
きる。
次に、本発明実施例を図面に基づいて説明する。第１
図は本発明実施例の構成を示すブロック図である。
図は本発明実施例の構成を示すブロック図である。
本発明実施例は、入出力装置１およびプログラム手段
２に接続され、この入出力装置１およびプログラム手段
２から発行されたファイル作成、削除またはファイルに
対するデータ読み出し、書込み要求と、空きブロック最
適化要求とを解釈する手段を含むファイル制御手段３
と、複数の補助記憶装置６と、この複数の補助記憶装置
６に接続され情報の入出力を制御する入出力制御手段４
と、補助記憶装置６の空きブロックの情報を管理する空
きブロック管理テーブル５と、ファイル制御手段３から
の空きブロック最適化要求を認識して空きブロック管理
テーブル５を再編成しなおし空きブロック管理テーブル
５を更新する空きブロック最適化制御手段７とを備え
る。
２に接続され、この入出力装置１およびプログラム手段
２から発行されたファイル作成、削除またはファイルに
対するデータ読み出し、書込み要求と、空きブロック最
適化要求とを解釈する手段を含むファイル制御手段３
と、複数の補助記憶装置６と、この複数の補助記憶装置
６に接続され情報の入出力を制御する入出力制御手段４
と、補助記憶装置６の空きブロックの情報を管理する空
きブロック管理テーブル５と、ファイル制御手段３から
の空きブロック最適化要求を認識して空きブロック管理
テーブル５を再編成しなおし空きブロック管理テーブル
５を更新する空きブロック最適化制御手段７とを備え
る。
このように構成された本発明実施例の動作について説
明する。
明する。
第２図は初期化直後の補助記憶装置6aと空きバッファ
管理テーブル5aとの関係を示したものである。6a−１は
補助記憶装置6aにおける物理的な第一ブロックであり、
このブロック単位で入出力が行われる。この物理ブロッ
ク番号6a−１が空きブロック管理テーブル5a内の5a−１
に格納されている。同様に6a−２に対するブロック番号
は5a−２に格納され6a−３以降は5a−３以降に１対１に
対応している。
管理テーブル5aとの関係を示したものである。6a−１は
補助記憶装置6aにおける物理的な第一ブロックであり、
このブロック単位で入出力が行われる。この物理ブロッ
ク番号6a−１が空きブロック管理テーブル5a内の5a−１
に格納されている。同様に6a−２に対するブロック番号
は5a−２に格納され6a−３以降は5a−３以降に１対１に
対応している。
ここで空きブロック管理テーブル5a内の１つの要素
（例えば5a−１）を以降エントリと呼ぶ。5a−１−１の
ｎは空きエントリ数であり、5a−１−２は空きブロック
管理テーブル５内の最終使用済エントリを指しているポ
インタである。また、この空きブロック管理テーブル5a
そのものも、補助記憶装置6a内の6a−０に格納されてお
り、このコピーは図外の主記憶装置内にも存在し定期的
に補助記憶装置6a内の6a−０に書き戻される。
（例えば5a−１）を以降エントリと呼ぶ。5a−１−１の
ｎは空きエントリ数であり、5a−１−２は空きブロック
管理テーブル５内の最終使用済エントリを指しているポ
インタである。また、この空きブロック管理テーブル5a
そのものも、補助記憶装置6a内の6a−０に格納されてお
り、このコピーは図外の主記憶装置内にも存在し定期的
に補助記憶装置6a内の6a−０に書き戻される。
プログラム手段２において新しいファイル作成要求が
発生して、その後ファイルへｘバイトのデータ出力要求
を行うと、ファイル制御手段３がｘバイトのデータを格
納するためのブロック数としてｙブロックを計算し空き
ブロック管理テーブル5aからｙエントリだけ取り出して
空きエントリ数5a−１−１、ポインタ5a−１−２のそれ
ぞれの制御情報を更新する。
発生して、その後ファイルへｘバイトのデータ出力要求
を行うと、ファイル制御手段３がｘバイトのデータを格
納するためのブロック数としてｙブロックを計算し空き
ブロック管理テーブル5aからｙエントリだけ取り出して
空きエントリ数5a−１−１、ポインタ5a−１−２のそれ
ぞれの制御情報を更新する。
このときの状態か第３図に示すようになる。そして、
5a−１から5a−ｙまでのブロック番号を基に入出力制御
手段４により補助記憶装置6aの6a−１から6a−ｙまでの
領域にプログラム手段２からのデータを書き出してゆ
く。
5a−１から5a−ｙまでのブロック番号を基に入出力制御
手段４により補助記憶装置6aの6a−１から6a−ｙまでの
領域にプログラム手段２からのデータを書き出してゆ
く。
次に、このファイルに対する解放要求がプログラム手
段２から発生した場合は、ファイル制御手段３がそのフ
ァイルに対するブロック番号を順次に空きバッファ管理
テーブル5aに戻す処理を行う。例えば第３図で空き領域
6a−１から6a−６までを使用していくと、5a−１から5a
−６までのブロック番号が割り当てられて使用される。
次に5a−１から5a−６までの領域を解放すると、5a−６
から順次5a−５、5a−４、5a−３、5a−２、5a−１と空
きブロック管理テーブル5aに戻されるため、5a内の5a−
１から5a−６まではもとどおり第２図の状態になる。す
なわち、全ブロックが解放されると、また第２図の状態
に戻る。
段２から発生した場合は、ファイル制御手段３がそのフ
ァイルに対するブロック番号を順次に空きバッファ管理
テーブル5aに戻す処理を行う。例えば第３図で空き領域
6a−１から6a−６までを使用していくと、5a−１から5a
−６までのブロック番号が割り当てられて使用される。
次に5a−１から5a−６までの領域を解放すると、5a−６
から順次5a−５、5a−４、5a−３、5a−２、5a−１と空
きブロック管理テーブル5aに戻されるため、5a内の5a−
１から5a−６まではもとどおり第２図の状態になる。す
なわち、全ブロックが解放されると、また第２図の状態
に戻る。
以上は、空きブロック管理テーブル5aがまったくの初
期状態にあるときのファイルの作成、データの書き込
み、ファイルの削除について述べたが、頻繁にファイル
の作成、削除およびファイルへのデータ書き込み、読み
出しが発生する計算機システムでは、第１図に示す空き
ブロック管理テーブル５からのブロック割り当てや解放
によって空きブロック管理テーブル５内のブロック番号
が不規則に乱れた状態になる。この状態を第４図に示
す。
期状態にあるときのファイルの作成、データの書き込
み、ファイルの削除について述べたが、頻繁にファイル
の作成、削除およびファイルへのデータ書き込み、読み
出しが発生する計算機システムでは、第１図に示す空き
ブロック管理テーブル５からのブロック割り当てや解放
によって空きブロック管理テーブル５内のブロック番号
が不規則に乱れた状態になる。この状態を第４図に示
す。
この第４図の状態になる例を説明する。第４図では、
次のようにファイルと空きブロックとが割り当てられた
とする。
次のようにファイルと空きブロックとが割り当てられた
とする。
ファイルＡは空きブロック20、21、ファイルＢは空き
ブロック22、23、ファイルＣは空きブロック30、31、フ
ァイルＤは空きブロック50、ファイルＥは空きブロック
51で割り当てられたとする。ここで、ファイルが、ファ
イルＥ、ファイルＢ、ファイルＣ、ファイルＤ、ファイ
ルＡの順で解放されていくと、ファイルの解放順序によ
って空きブロック管理テーブル内のブロック番号は第４
図のように不規則に乱れた状態となる。
ブロック22、23、ファイルＣは空きブロック30、31、フ
ァイルＤは空きブロック50、ファイルＥは空きブロック
51で割り当てられたとする。ここで、ファイルが、ファ
イルＥ、ファイルＢ、ファイルＣ、ファイルＤ、ファイ
ルＡの順で解放されていくと、ファイルの解放順序によ
って空きブロック管理テーブル内のブロック番号は第４
図のように不規則に乱れた状態となる。
このような状態にある空きブロック管理テーブル5bを
空きブロック最適化制御手段７により最適化する手順を
述べる。この最適化要求は、入出力装置１からのコマン
ド要求またはプログラム手段２から定期的にあるいは任
意な時点に実行される。これらの要求により、まず第４
図の5b−１の空きブロック領域がブロック番号をキーに
昇順にソーティングされる。ソーティングされた後の空
きブロック管理テーブル5bの状態を第５図に示す。
空きブロック最適化制御手段７により最適化する手順を
述べる。この最適化要求は、入出力装置１からのコマン
ド要求またはプログラム手段２から定期的にあるいは任
意な時点に実行される。これらの要求により、まず第４
図の5b−１の空きブロック領域がブロック番号をキーに
昇順にソーティングされる。ソーティングされた後の空
きブロック管理テーブル5bの状態を第５図に示す。
ここで新たに４ブロック分の大きさのファイルを作成
しようとした場合に最適化した後であると、このときの
空きブロック管理テーブルを5cとすると、5c−１の領域
から20、21、22、23のブロックをファイルに割り当てる
のに対し、従来の場合であると第４図に示す5b−１の領
域から20、21、50、30のブロックを割り当てることにな
り、ファイルの入出力において補助記憶装置6bの20、21
と連続にアクセスした後に50に位置付ける時間と、30に
位置付ける時間が余計にかかることになる。最適化する
と20、21、22、23と連続してアクセスできるので、新た
なブロックへの位置付け時間が無くてすむ。
しようとした場合に最適化した後であると、このときの
空きブロック管理テーブルを5cとすると、5c−１の領域
から20、21、22、23のブロックをファイルに割り当てる
のに対し、従来の場合であると第４図に示す5b−１の領
域から20、21、50、30のブロックを割り当てることにな
り、ファイルの入出力において補助記憶装置6bの20、21
と連続にアクセスした後に50に位置付ける時間と、30に
位置付ける時間が余計にかかることになる。最適化する
と20、21、22、23と連続してアクセスできるので、新た
なブロックへの位置付け時間が無くてすむ。
今までの例は、補助記憶装置６にとられる空きブロッ
ク数ｎが小さい場合を想定していたので空きブロック管
理テーブル５が１つでもよかったが補助記憶装置６上に
とられる空きブロック数が非常に大きくなった場合の状
態を第６図に示す。１つの空きブロック管理テーブルで
は足りないので５−１から５−Ｎまで必要となってい
る。この場合の空きブロックの最適化処理を第７図のフ
ローチャートに示す。また、５−１から５−Ｎはそれぞ
れ補助記憶装置６上と、そのコピーが図外の主記憶装置
上に存在する。第６図の場合であると空きブロック管理
テーブル５−１、５−２に相当するのが、補助記憶装置
６上の６−１、６−２である。
ク数ｎが小さい場合を想定していたので空きブロック管
理テーブル５が１つでもよかったが補助記憶装置６上に
とられる空きブロック数が非常に大きくなった場合の状
態を第６図に示す。１つの空きブロック管理テーブルで
は足りないので５−１から５−Ｎまで必要となってい
る。この場合の空きブロックの最適化処理を第７図のフ
ローチャートに示す。また、５−１から５−Ｎはそれぞ
れ補助記憶装置６上と、そのコピーが図外の主記憶装置
上に存在する。第６図の場合であると空きブロック管理
テーブル５−１、５−２に相当するのが、補助記憶装置
６上の６−１、６−２である。
なお、ファイル解放の際に必ず最適化して戻すとする
と、この間は他のブロック割り当ておよびブロック解放
要求処理速度に影響を与えるため、本発明のように任意
の時点あるいは定期的に利用者側の都合に合わせて最適
化を実行するようにした。
と、この間は他のブロック割り当ておよびブロック解放
要求処理速度に影響を与えるため、本発明のように任意
の時点あるいは定期的に利用者側の都合に合わせて最適
化を実行するようにした。
以上説明したように本発明によれば、任意の時点ある
いは定期的に補助記憶装置内の空きブロック管理を行う
テーブルを最適化することにより、新たにファイルを割
り当てる場合、そのファイルはまとまったブロックに割
り当てられるためにファイルの入出力要求を行ったとき
補助記憶装置のブロックアクセス時間が短縮され、した
がってファイルの入出力時間が高速化される効果があ
る。
いは定期的に補助記憶装置内の空きブロック管理を行う
テーブルを最適化することにより、新たにファイルを割
り当てる場合、そのファイルはまとまったブロックに割
り当てられるためにファイルの入出力要求を行ったとき
補助記憶装置のブロックアクセス時間が短縮され、した
がってファイルの入出力時間が高速化される効果があ
る。
第１図は本発明実施例の構成を示すブロック図。 第２図は本発明実施例における初期化直後の空きブロッ
ク管理テーブルと補助記憶装置との関連を示す図。 第３図は本発明実施例におけるｙエントリ使用後の空き
ブロック管理テーブルと補助記憶装置との関連を示す
図。 第４図は本発明実施例におけるファイルの作成、削除が
頻繁に行われた後の空きブロク管理テーブルと補助記憶
装置との関連を示す図。 第５図は本発明実施例における空きブロックの最適化処
理を行った後の空きブロック管理テーブルと補助記憶装
置との関連を示す図。 第６図は本発明実施例における大容量を持つ補助記憶装
置と空きブロック管理テーブルとの関連を示す図。 第７図は本発明実施例における空きブロック最適化制御
手段の最適化処理の流れを示すフローチャート。 １……入出力装置、２……プログラム手段、３……ファ
イル制御手段、４……入出力制御手段、５、5a、5b、5c
……空きブロック管理テーブル、６、6a、6b、6c……補
助記憶装置。
ク管理テーブルと補助記憶装置との関連を示す図。 第３図は本発明実施例におけるｙエントリ使用後の空き
ブロック管理テーブルと補助記憶装置との関連を示す
図。 第４図は本発明実施例におけるファイルの作成、削除が
頻繁に行われた後の空きブロク管理テーブルと補助記憶
装置との関連を示す図。 第５図は本発明実施例における空きブロックの最適化処
理を行った後の空きブロック管理テーブルと補助記憶装
置との関連を示す図。 第６図は本発明実施例における大容量を持つ補助記憶装
置と空きブロック管理テーブルとの関連を示す図。 第７図は本発明実施例における空きブロック最適化制御
手段の最適化処理の流れを示すフローチャート。 １……入出力装置、２……プログラム手段、３……ファ
イル制御手段、４……入出力制御手段、５、5a、5b、5c
……空きブロック管理テーブル、６、6a、6b、6c……補
助記憶装置。
Claims (1)
- 【請求項１】複数の補助記憶装置に接続され、情報の入
出力を制御する入出力制御手段と、 上記補助記憶装置の空きブロックの情報を管理する空き
ブロック管理テーブルと、 入出力装置およびプログラム手段からの要求によりファ
イル管理を制御するファイル制御手段と を備えたファイル制御方式において、 上記ファイル制御手段に、 上記入出力装置および上記プログラム手段から発行され
たファイル作成、削除またはファイルに対するデータ読
み出し、書き込み要求と、空きブロック最適化要求とを
解釈する手段を含み、 上記入出力装置および上記プログラム手段が任意または
定期的に発行する空きブロック最適化要求を認識して上
記空きブロック管理テーブルを空きブロック番号が昇順
になるように再編成しなおし上記空きブロック管理テー
ブルを更新する空きブロック最適化制御手段を備えた ことを特徴とするファイル制御方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP63272059A JP2609705B2 (ja) | 1988-10-28 | 1988-10-28 | ファイル制御方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP63272059A JP2609705B2 (ja) | 1988-10-28 | 1988-10-28 | ファイル制御方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH02118856A JPH02118856A (ja) | 1990-05-07 |
| JP2609705B2 true JP2609705B2 (ja) | 1997-05-14 |
Family
ID=17508528
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP63272059A Expired - Lifetime JP2609705B2 (ja) | 1988-10-28 | 1988-10-28 | ファイル制御方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2609705B2 (ja) |
Families Citing this family (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6907508B2 (en) * | 2003-02-26 | 2005-06-14 | Emulex Design & Manufacturing Corporation | Structure and method for managing available memory resources |
Family Cites Families (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS59177664A (ja) * | 1983-03-29 | 1984-10-08 | Fujitsu Ltd | 共有ライブラリ・フアイルの圧縮処理方式 |
| JPS61177532A (ja) * | 1985-02-01 | 1986-08-09 | Nec Corp | 領域管理システム |
| JPS63121940A (ja) * | 1986-11-11 | 1988-05-26 | Nec Corp | フアイル制御システム |
-
1988
- 1988-10-28 JP JP63272059A patent/JP2609705B2/ja not_active Expired - Lifetime
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPH02118856A (ja) | 1990-05-07 |
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