JPS6120161A - デ−タセツト保護処理方式 - Google Patents
デ−タセツト保護処理方式Info
- Publication number
- JPS6120161A JPS6120161A JP59139759A JP13975984A JPS6120161A JP S6120161 A JPS6120161 A JP S6120161A JP 59139759 A JP59139759 A JP 59139759A JP 13975984 A JP13975984 A JP 13975984A JP S6120161 A JPS6120161 A JP S6120161A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- data
- block
- blocks
- data block
- management block
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Pending
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- Techniques For Improving Reliability Of Storages (AREA)
- Debugging And Monitoring (AREA)
- 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】
〔産業上の利用分野〕
本発明は、データセットの保護処理方式に関する。一般
に、ディスクのようＫそれに格納された７−’−夕のブ
ロックを直接に読んだシ、またデータブロックとして直
接に書き込めることができるデータの乗合を直接編成デ
ータセットという。
に、ディスクのようＫそれに格納された７−’−夕のブ
ロックを直接に読んだシ、またデータブロックとして直
接に書き込めることができるデータの乗合を直接編成デ
ータセットという。
この直接編成データセットにおいては、データの読み出
しまたは書き込みの途中で障害が発生した場合にその障
害を検出するだけでなく、更に障害発生面の元データを
全部復元しなければデータの処理はできない。
しまたは書き込みの途中で障害が発生した場合にその障
害を検出するだけでなく、更に障害発生面の元データを
全部復元しなければデータの処理はできない。
例えば、データＡ、Ｂ、Ｃ，ＤをＡ／ 、 Ｂ／ｌσ。
ｙに変更する処理を行う場合、データの記憶媒体として
データを用いればあるテープのデータＡ。
データを用いればあるテープのデータＡ。
Ｂ、Ｃ，ＤをＩＺＢ／、σ、Ｄ′に変更して他の別のテ
ープに書き込まなければならないので、たとえ処理の途
中で障害が発生しても元データＡ、Ｂ。
ープに書き込まなければならないので、たとえ処理の途
中で障害が発生しても元データＡ、Ｂ。
Ｃ，Ｄは最初のテープに残っている。
しかし、直接編成データセットであるディスクの場合は
テープのように別の媒体どうしで処理を行うのでなく１
つの媒体内で処理を行う。
テープのように別の媒体どうしで処理を行うのでなく１
つの媒体内で処理を行う。
従って、例えば、Ａ、Ｂ、Ｃ，ＤをＡ／、Ｂ／まで変更
した時点で障害が発生した場合は、変更前のＡとＢは既
に破壊されてしまいデータの処理は困難となる。
した時点で障害が発生した場合は、変更前のＡとＢは既
に破壊されてしまいデータの処理は困難となる。
このため、直接編成データセットにおいては、障害の検
出と共に更に元データの復元動作が必要となる。
出と共に更に元データの復元動作が必要となる。
本発明は、このようＶＣＣ直接編成−タセットにおいて
データセットが破壊された場合に障害を検出すると共に
データを復元できるようにしたデータセットの保護処理
方式に関する。
データセットが破壊された場合に障害を検出すると共に
データを復元できるようにしたデータセットの保護処理
方式に関する。
従来のデータセット保護処理方式を、それを構成する障
害検出方式と元データ復元方式とに分けて以下説明する
。
害検出方式と元データ復元方式とに分けて以下説明する
。
先ず、障害検出方式としては第１に読み書き命令に対し
該命令が正常に実行できなかった場合にエラーをプログ
ラム側に通知する方式がある。また第２の方式として第
１の方式と反対にプログラム側で自らデータの矛盾をチ
ェックする方式がある。
該命令が正常に実行できなかった場合にエラーをプログ
ラム側に通知する方式がある。また第２の方式として第
１の方式と反対にプログラム側で自らデータの矛盾をチ
ェックする方式がある。
次に１データの復元方式としてはデータ書き込みの履歴
を有し障害発生前まで履歴をさかのぼって復元する方式
がある。
を有し障害発生前まで履歴をさかのぼって復元する方式
がある。
上記従来技術のうち、障害検出方式の第１の方式はシス
テム全体が故障した場合には信号経路も異常なことが多
く、エラー通知がグログラム側釦伝わらないという問題
点がある。また障害検出方式の第２の方式はグログラム
側がデータの矛盾を検知しない限りチェックされない。
テム全体が故障した場合には信号経路も異常なことが多
く、エラー通知がグログラム側釦伝わらないという問題
点がある。また障害検出方式の第２の方式はグログラム
側がデータの矛盾を検知しない限りチェックされない。
例えば本来、データが存在すべき領域にデータがない場
合はデータの矛盾としてグログラム側は障害を検出する
。
合はデータの矛盾としてグログラム側は障害を検出する
。
しかし、本来、あるべきデータの内容が何らかの障害で
変わったとしても、例えば国鉄の緑の窓口で座席の予約
を処理している場合に実際には満席である筈なのくデー
タ上は幾つかの空席が存在したとしても、プログラム側
はこの現象をデータの矛盾とは把えないのでチェックア
ウトされず障害発生とはみないという問題点がある。
変わったとしても、例えば国鉄の緑の窓口で座席の予約
を処理している場合に実際には満席である筈なのくデー
タ上は幾つかの空席が存在したとしても、プログラム側
はこの現象をデータの矛盾とは把えないのでチェックア
ウトされず障害発生とはみないという問題点がある。
次に、従来のデータ復元方式として上述したデータ書込
の履歴を有する方式は、読み出し、変更、書き込みした
データをすべて記憶しておかなければならないので、履
歴情報が膨大になるという問題点がある。
の履歴を有する方式は、読み出し、変更、書き込みした
データをすべて記憶しておかなければならないので、履
歴情報が膨大になるという問題点がある。
本発明は、上記問題点を解消したデータセット保護処理
方式を提供するもので、その手段は、データブロックを
直接に読み書きできる直接編成データセット内圧更新後
のデータブロックに対応した内容が順次書き込まれる書
込用の第１管理ブロックと、更新前のデータブロックに
対応した内容を保持する保持用の第２管理ブロックとを
設け、第１管理ブロックの最終ピッＨＣ書込ステータス
フラグを立てて該フラグは更新後のデータブロックと第
１管理ブロックが一致していればオフ状態を、一致して
いなければオン状態を示すようにし１データブロックを
更新した後に上記フラグがオン状嘘であれば第２管理ブ
ロックの内容に基いて上記第１管理ブロックとデータブ
ロックをそれぞれ書込み前と更新前の状ＬＩＫ復元する
ことを特徴とするデータセット保護処理方式によってな
される。
方式を提供するもので、その手段は、データブロックを
直接に読み書きできる直接編成データセット内圧更新後
のデータブロックに対応した内容が順次書き込まれる書
込用の第１管理ブロックと、更新前のデータブロックに
対応した内容を保持する保持用の第２管理ブロックとを
設け、第１管理ブロックの最終ピッＨＣ書込ステータス
フラグを立てて該フラグは更新後のデータブロックと第
１管理ブロックが一致していればオフ状態を、一致して
いなければオン状態を示すようにし１データブロックを
更新した後に上記フラグがオン状嘘であれば第２管理ブ
ロックの内容に基いて上記第１管理ブロックとデータブ
ロックをそれぞれ書込み前と更新前の状ＬＩＫ復元する
ことを特徴とするデータセット保護処理方式によってな
される。
上記方式は、各ダルーグに分かれたデータプロ、りの更
新時にそれらブロックを管理する管理ブロックを２つ設
け、第１管理ブロックには更新後のデータブロックと該
第１ブロックが一致していればオフ状態を示し一致して
いなければオン状態を示す書込ステータスフラグを立て
ると共に第２管理ブロックには更新前のデータブロック
が保持されているので、上記書込ステータスフラグのオ
ン状態を検出することＫより容易に故障が発見できかつ
故障時には第２管理ブロックの内容を第１管理ブロック
に移すことによって確実に更新前のデータブロックと書
込み前の第１管理ブロックを復元することができる。
新時にそれらブロックを管理する管理ブロックを２つ設
け、第１管理ブロックには更新後のデータブロックと該
第１ブロックが一致していればオフ状態を示し一致して
いなければオン状態を示す書込ステータスフラグを立て
ると共に第２管理ブロックには更新前のデータブロック
が保持されているので、上記書込ステータスフラグのオ
ン状態を検出することＫより容易に故障が発見できかつ
故障時には第２管理ブロックの内容を第１管理ブロック
に移すことによって確実に更新前のデータブロックと書
込み前の第１管理ブロックを復元することができる。
以下、本発明を実施例により添付図面を参照して説明す
る。
る。
第１図は、本発明に係るデータセットの保護処理方式を
実施するための装置構成図である。第１図の装置は、直
接編成データセ・、−７）ＤＢ、例えばディスク内に設
けた２つの管理ブロックＣＴＬＩ。
実施するための装置構成図である。第１図の装置は、直
接編成データセ・、−７）ＤＢ、例えばディスク内に設
けた２つの管理ブロックＣＴＬＩ。
２とこの２つの管理ブロックにより管理されるアドレス
’Ｉｓ’！＋６＋”４ｒ＆６のデータブロックから構成
されている。
’Ｉｓ’！＋６＋”４ｒ＆６のデータブロックから構成
されている。
一般に１管理ブロックは、よく知られているように、デ
ータブロックのディスク上の位置即ちアドレスを管理す
る機能を有し、この管理ブロックによりディスク上のど
のアドレスにどのようなデータブロックが格納されてい
るかが判るようになっている。
ータブロックのディスク上の位置即ちアドレスを管理す
る機能を有し、この管理ブロックによりディスク上のど
のアドレスにどのようなデータブロックが格納されてい
るかが判るようになっている。
第１図の実施例で説明すれば、管理ブロックＣＴＬ １
はその１番初めの格納領域であるビット１１によりデー
タブロックＡはアドレスｌＬ１に、ビット１２によりデ
ータブロックＢはアドレスａｌ［、ヒツト１３によりデ
ータブロックＣはアドレスａＢＫ、 ビット１４によシ
空ブロック（未使用ブｏツク）空ｔはアドレスａ４に、
ビット１５により空ブロック空３はアドレスａ、に
、それぞれ格納されていることを表わしている。
はその１番初めの格納領域であるビット１１によりデー
タブロックＡはアドレスｌＬ１に、ビット１２によりデ
ータブロックＢはアドレスａｌ［、ヒツト１３によりデ
ータブロックＣはアドレスａＢＫ、 ビット１４によシ
空ブロック（未使用ブｏツク）空ｔはアドレスａ４に、
ビット１５により空ブロック空３はアドレスａ、に
、それぞれ格納されていることを表わしている。
また最後のビット１６には、書込ステータスフラグｆｇ
が立てられている。書込ステータスフラグｆｇは各デー
タブロックＡ、Ｂ、Ｃ，空１ 、空、の更新開始時には
オン（１）にし、更新終了時にはオフ（０）にする。
が立てられている。書込ステータスフラグｆｇは各デー
タブロックＡ、Ｂ、Ｃ，空１ 、空、の更新開始時には
オン（１）にし、更新終了時にはオフ（０）にする。
各データブロックＡ、Ｂ、Ｃ，空Ｉ 、９茸は、通常あ
るグルーグ毎にまとめて更新される。例えば企業のある
部門に所属する昧とその男女別の従業員の賃金を格納し
ておく場合は、ブロックＡの内容は各課であり、このｋ
Ｋ対し二重破線矢印で示すようにブロックＢの内容は男
子従業員の氏名と賃金、ブロックＣの内容は女子従業員
の氏名と賃金である。
るグルーグ毎にまとめて更新される。例えば企業のある
部門に所属する昧とその男女別の従業員の賃金を格納し
ておく場合は、ブロックＡの内容は各課であり、このｋ
Ｋ対し二重破線矢印で示すようにブロックＢの内容は男
子従業員の氏名と賃金、ブロックＣの内容は女子従業員
の氏名と賃金である。
更に、管理ブロックＣＴＬ １と２は、第１図ではフラ
グｆｇの有無を除き、全く同じであるが、これは各デー
タブロックＡ、Ｂ、Ｃ，空１ 、空２が更新前の状態だ
からである。後述するように、データブロックの更新が
開始されるとフラグｆｇを１にし、それに対応して第１
管理ブロックＣＴＬ １の内容も書き変えられ、データ
ブロックの更新が終了しＣＴＬ １の内容も全部対応し
て曹き変えられるとｆｇがＯとなる。ところが、更新が
完全に終了しない場合、例えばＣＴＬ １の書き変え途
中で故障が発生すると両者は不一致のまま、ｆｇが１の
状昨で残る。一方、第２管理ブロックＣＴＬ ２は更新
前のデータブロックを更新開始から終了まで保持し、万
−第１管理ブロックＣＴＬ Ｉ Ｋより故障が検出され
た場合にこのＣＴＬ ２の内容をＣＴＬ １の内容と入
れ替えることにより更新前のデータを復元しようとする
ものである。
グｆｇの有無を除き、全く同じであるが、これは各デー
タブロックＡ、Ｂ、Ｃ，空１ 、空２が更新前の状態だ
からである。後述するように、データブロックの更新が
開始されるとフラグｆｇを１にし、それに対応して第１
管理ブロックＣＴＬ １の内容も書き変えられ、データ
ブロックの更新が終了しＣＴＬ １の内容も全部対応し
て曹き変えられるとｆｇがＯとなる。ところが、更新が
完全に終了しない場合、例えばＣＴＬ １の書き変え途
中で故障が発生すると両者は不一致のまま、ｆｇが１の
状昨で残る。一方、第２管理ブロックＣＴＬ ２は更新
前のデータブロックを更新開始から終了まで保持し、万
−第１管理ブロックＣＴＬ Ｉ Ｋより故障が検出され
た場合にこのＣＴＬ ２の内容をＣＴＬ １の内容と入
れ替えることにより更新前のデータを復元しようとする
ものである。
ＣＴＬ ２のビット２１はデータブロックＡがアドレス
ａＨに、ビット２２はＢがａ、に、ビット２３はＣがａ
３１７こ、ビット２４は空ｌが＆４に、ビット２５は空
２がａ６に、それぞれ格納されていることを示す。
ａＨに、ビット２２はＢがａ、に、ビット２３はＣがａ
３１７こ、ビット２４は空ｌが＆４に、ビット２５は空
２がａ６に、それぞれ格納されていることを示す。
以下、上記の構成を有する装置の動作を第２図に基いて
説明する。
説明する。
第２図の■は更新前、■は更新直前、■は更新途中、■
は更新終了、［Ｆ］は故障によるデータセラ）ＤＢの破
壊、［Ｆ］はデータ復元、をそれぞれ示す。
は更新終了、［Ｆ］は故障によるデータセラ）ＤＢの破
壊、［Ｆ］はデータ復元、をそれぞれ示す。
第２図の実施例では、データブロックＡと６を更新する
場合について説明する。
場合について説明する。
更新前には［株］、アドレスａ１ にはデータブロック
Ａが、ａ２にはＢが、ａ３にはＣが％ ＆４には空ｌが
、ｌＬ５には空２が、それぞれ格納されており、第１管
理ブロックＣＴＬ １のフラグはオフ（０）になってい
る。
Ａが、ａ２にはＢが、ａ３にはＣが％ ＆４には空ｌが
、ｌＬ５には空２が、それぞれ格納されており、第１管
理ブロックＣＴＬ １のフラグはオフ（０）になってい
る。
データブロックＡとＢの更新開始に当たり（■）、第１
管理ブロックＣＴＬ １の内容を第２管理ブロックＣＴ
Ｌ ２ Ｋ出力する。同時に第１管理ブロックＣＴＬ
１の書込フラグをオン（１）にする。
管理ブロックＣＴＬ １の内容を第２管理ブロックＣＴ
Ｌ ２ Ｋ出力する。同時に第１管理ブロックＣＴＬ
１の書込フラグをオン（１）にする。
更新時には（■）、先ず更新したデータブロックＡとＢ
をそれぞれ空ブロックであったアドレス＆６と＆４に格
納する。同時に、アドレスａｌとａｌを空プロ、り罠す
る。またアドレスａ３については、プロ、りＣの更新を
行わないので更新前と同じ状態である。
をそれぞれ空ブロックであったアドレス＆６と＆４に格
納する。同時に、アドレスａｌとａｌを空プロ、り罠す
る。またアドレスａ３については、プロ、りＣの更新を
行わないので更新前と同じ状態である。
このデータの更新と共に第１管理ブロックＣＴＬ １の
更新も順次最初のビット１１から１５（第１図）まで行
う。実際には、このＣＴＬ １の更新はプログラム側の
フラグがＯのままのブロックＣＴＬＩ／で行っている。
更新も順次最初のビット１１から１５（第１図）まで行
う。実際には、このＣＴＬ １の更新はプログラム側の
フラグがＯのままのブロックＣＴＬＩ／で行っている。
従って、図示するように、 ＣＴＬＩ’の内容は上方の
ビットから空！ 、空２ 、Ｃ，Ｂ、Ａとなっており
、これをディスク０ＣＴＬ １に書込んだ状態で更新は
終了する（■）。このときＣＴＬ １の書込ステータス
フラグはＯである（■）。
ビットから空！ 、空２ 、Ｃ，Ｂ、Ａとなっており
、これをディスク０ＣＴＬ １に書込んだ状態で更新は
終了する（■）。このときＣＴＬ １の書込ステータス
フラグはＯである（■）。
ところが、Ｃ１”Ｌ １’の内容を空１ ｌ空！＋Ｃ−
まで書込んだところで（破線αで示す）、システムに故
障が発生した（＠）。この場合は、第１管理ブロックＣ
ＴＬ １の内容は、上方３ビツトの状悲は順次中＋
、空ｚ 、 Ｃとなっているのでデータブロックの書き
込み状態と一致する。しかし、破線βで示すようＶこ、
上方２ビツトについてはアドレスａ４とａ、が共に空ブ
ロックであることを示しているにもかかわらず、現実に
はそれらのアドレスには更新されたデータブロックＢと
Ａが書込まれている。即ち、この時点で、データブロッ
クと管理ブロックＣＴＬ １間には矛盾が生じており、
データセラ）ＤＢの破壊が起きている。この破壊は、破
線γで示すようにデータブロックの更新が終っているの
に第１管理ブロックＣＴＬ １の更新が終っていないた
め残っているオン状態（１）の書込ステータスフラグに
より検出される。
まで書込んだところで（破線αで示す）、システムに故
障が発生した（＠）。この場合は、第１管理ブロックＣ
ＴＬ １の内容は、上方３ビツトの状悲は順次中＋
、空ｚ 、 Ｃとなっているのでデータブロックの書き
込み状態と一致する。しかし、破線βで示すようＶこ、
上方２ビツトについてはアドレスａ４とａ、が共に空ブ
ロックであることを示しているにもかかわらず、現実に
はそれらのアドレスには更新されたデータブロックＢと
Ａが書込まれている。即ち、この時点で、データブロッ
クと管理ブロックＣＴＬ １間には矛盾が生じており、
データセラ）ＤＢの破壊が起きている。この破壊は、破
線γで示すようにデータブロックの更新が終っているの
に第１管理ブロックＣＴＬ １の更新が終っていないた
め残っているオン状態（１）の書込ステータスフラグに
より検出される。
この書込ステータスフラグ１を検出すると、以降は、更
新前の状態を保持している第２管理ブロックＣＴＬ ２
Ｋよって元データブロックの復元が行われる（［Ｆ］
）。
新前の状態を保持している第２管理ブロックＣＴＬ ２
Ｋよって元データブロックの復元が行われる（［Ｆ］
）。
上記方式は、各グループに分かれたデータブロックの更
新時にそれらブロックを管理する管理ブロックを２つ設
け、第１管理ブロックには更新後のデータブロックと該
第１ブロックが一致していればオフ状態を示し一致して
いなければオン状態を示す書込ステータスフラグを立て
ると共に第２管理ブロックには更新前のデータブロック
が保持されているので、上記書込ステータスフラグのオ
ン状態を検出することにより容易に故障が発見できかつ
故障時には第２管理ブロックの内容を第１管理ブロック
に移すことによって確実に更新前のデータブロックと書
込み前の第１管理プロ、りを復元することができる。
新時にそれらブロックを管理する管理ブロックを２つ設
け、第１管理ブロックには更新後のデータブロックと該
第１ブロックが一致していればオフ状態を示し一致して
いなければオン状態を示す書込ステータスフラグを立て
ると共に第２管理ブロックには更新前のデータブロック
が保持されているので、上記書込ステータスフラグのオ
ン状態を検出することにより容易に故障が発見できかつ
故障時には第２管理ブロックの内容を第１管理ブロック
に移すことによって確実に更新前のデータブロックと書
込み前の第１管理プロ、りを復元することができる。
第１図は本発明方式を実施するための装置構成図、第２
図は本発明方式の動作説明図である。 ＣＴＬ １・・・第１管理ブロック、ＣＴＬ２・・・第
２管理ブロック、Ａ、Ｂ、Ｃ・・・データブロック、空
、。 空３…空ブロックｓ ’Ｉ Ｈ’Ｓ Ｐ’Ｓ ＋
”４ ＋ ’５ …アドレス、ｆｇ・・・書込ステー
タスフラグ。
図は本発明方式の動作説明図である。 ＣＴＬ １・・・第１管理ブロック、ＣＴＬ２・・・第
２管理ブロック、Ａ、Ｂ、Ｃ・・・データブロック、空
、。 空３…空ブロックｓ ’Ｉ Ｈ’Ｓ Ｐ’Ｓ ＋
”４ ＋ ’５ …アドレス、ｆｇ・・・書込ステー
タスフラグ。
Claims (1)
- データブロックを直接に読み書きできる直接編成データ
セット内に、更新後のデータブロックに対応した内容が
順次書き込まれる書込用の第１管理ブロックと、更新前
のデータブロックに対応した内容を保持する保持用の第
２管理ブロックとを設け、第１管理ブロックの最終ビッ
トに書込ステータスフラグを立てて該フラグは更新後の
データブロックと第１管理ブロックが一致していればオ
フ状態を、一致していなければオン状態を示すようにし
、データブロックを更新した後に上記フラグがオン状態
であれば第２管理ブロックの内容に基いて上記第１管理
ブロックとデータブロックをそれぞれ書込み前と更新前
の状態に復元することを特徴とするデータセット保護処
理方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP59139759A JPS6120161A (ja) | 1984-07-07 | 1984-07-07 | デ−タセツト保護処理方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP59139759A JPS6120161A (ja) | 1984-07-07 | 1984-07-07 | デ−タセツト保護処理方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS6120161A true JPS6120161A (ja) | 1986-01-28 |
Family
ID=15252722
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP59139759A Pending JPS6120161A (ja) | 1984-07-07 | 1984-07-07 | デ−タセツト保護処理方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS6120161A (ja) |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS6355286U (ja) * | 1986-09-30 | 1988-04-13 | ||
| JPS63155226A (ja) * | 1986-12-18 | 1988-06-28 | Fujitsu Ltd | 二重化ボリユ−ム管理情報リカバリ処理方式 |
| JPH01197855A (ja) * | 1988-02-02 | 1989-08-09 | Fujitsu Ltd | ファイル更新処理方法 |
-
1984
- 1984-07-07 JP JP59139759A patent/JPS6120161A/ja active Pending
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS6355286U (ja) * | 1986-09-30 | 1988-04-13 | ||
| JPS63155226A (ja) * | 1986-12-18 | 1988-06-28 | Fujitsu Ltd | 二重化ボリユ−ム管理情報リカバリ処理方式 |
| JPH01197855A (ja) * | 1988-02-02 | 1989-08-09 | Fujitsu Ltd | ファイル更新処理方法 |
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