JPH0561614A - デイスクシステムの制御方法 - Google Patents
デイスクシステムの制御方法Info
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- JPH0561614A JPH0561614A JP3245259A JP24525991A JPH0561614A JP H0561614 A JPH0561614 A JP H0561614A JP 3245259 A JP3245259 A JP 3245259A JP 24525991 A JP24525991 A JP 24525991A JP H0561614 A JPH0561614 A JP H0561614A
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- 238000000034 method Methods 0.000 title claims description 17
- 239000008186 active pharmaceutical agent Substances 0.000 abstract description 13
- 230000002159 abnormal effect Effects 0.000 abstract 2
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 7
- 230000005856 abnormality Effects 0.000 description 3
- 238000007796 conventional method Methods 0.000 description 1
- 230000002950 deficient Effects 0.000 description 1
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- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
- Detection And Correction Of Errors (AREA)
- Techniques For Improving Reliability Of Storages (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】 補助記憶装置として複数台のディスクを用い
たディスクシステムにおいて、ディスクの数を増加させ
ずに信頼性及び効率を高める。 【構成】 各ディスクの同一番号セクタをブロックとし
てまとめ、各ブロック内の一つのセクタを当該ブロック
のパリティセクタＰＳとする。パリティセクタＰＳのデ
ータを当該ブロック内のデータセクタＤＳのビットごと
の排他的論理和として管理する。あるデータセクタＤＳ
に対するリードの異常時には、当該ブロック内の全ての
セクタのデータの排他的論理和を当該データセクタＤＳ
のデータとし、あるデータセクタに対するライトの異常
時には、当該データセクタＤＳのデータと当該ブロック
のパリティセクタＰＳのデータとライトデータとの排他
的論理和を当該ブロックのパリティセクタＰＳのデータ
とする。
たディスクシステムにおいて、ディスクの数を増加させ
ずに信頼性及び効率を高める。 【構成】 各ディスクの同一番号セクタをブロックとし
てまとめ、各ブロック内の一つのセクタを当該ブロック
のパリティセクタＰＳとする。パリティセクタＰＳのデ
ータを当該ブロック内のデータセクタＤＳのビットごと
の排他的論理和として管理する。あるデータセクタＤＳ
に対するリードの異常時には、当該ブロック内の全ての
セクタのデータの排他的論理和を当該データセクタＤＳ
のデータとし、あるデータセクタに対するライトの異常
時には、当該データセクタＤＳのデータと当該ブロック
のパリティセクタＰＳのデータとライトデータとの排他
的論理和を当該ブロックのパリティセクタＰＳのデータ
とする。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、補助記憶装置として複
数台のハードディスク等を用いたディスクシステムの制
御方法に関する。
数台のハードディスク等を用いたディスクシステムの制
御方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】ディスクシステムを高信頼化する方法と
して、ディスクを二重化することが通常、行われてい
る。その具体的方法としては、２台のディスクをメイン
及びサブに分け、平常時、データのライト（書き込み）
はメイン及びサブの双方に対して行い、データのリード
（読み出し）はメイン側のみから行う。そして、メイン
側に何らかの異常が発生した場合にはメイン側を切り離
し、以後はサブ側のみに対してアクセスするというもの
である。
して、ディスクを二重化することが通常、行われてい
る。その具体的方法としては、２台のディスクをメイン
及びサブに分け、平常時、データのライト（書き込み）
はメイン及びサブの双方に対して行い、データのリード
（読み出し）はメイン側のみから行う。そして、メイン
側に何らかの異常が発生した場合にはメイン側を切り離
し、以後はサブ側のみに対してアクセスするというもの
である。
【０００３】
【発明が解決しようとする課題】上記従来の方法では、
１台のディスクに対して必ず同容量のもう１台のディス
クを必要とし、ディスクの使用効率が実質的に１／２で
あるため効率が悪いという欠点がある。特に、大容量の
ディスクシステムにおいては、その容量に見合ったディ
スクの２倍の台数のディスクが必要になり、極めて非効
率的かつ不経済であった。本発明は上記問題点を解決す
るためになされたもので、その目的とするところは、ｎ
台のディスクにより（ｎ−１）台のディスクからなる大
容量ディスクシステムと同程度の信頼性を確保して効率
及び経済性の向上を可能にしたディスクシステムの制御
方法を提供することにある。
１台のディスクに対して必ず同容量のもう１台のディス
クを必要とし、ディスクの使用効率が実質的に１／２で
あるため効率が悪いという欠点がある。特に、大容量の
ディスクシステムにおいては、その容量に見合ったディ
スクの２倍の台数のディスクが必要になり、極めて非効
率的かつ不経済であった。本発明は上記問題点を解決す
るためになされたもので、その目的とするところは、ｎ
台のディスクにより（ｎ−１）台のディスクからなる大
容量ディスクシステムと同程度の信頼性を確保して効率
及び経済性の向上を可能にしたディスクシステムの制御
方法を提供することにある。
【０００４】
【課題を解決するための手段】上記目的を達成するた
め、本発明は、補助記憶装置として複数台のディスクを
用いたディスクシステムの制御方法において、同一にフ
ォーマットされた各ディスクの同一番号セクタをブロッ
クとしてまとめ、各ブロック内の一つのセクタをデータ
セクタと区別して当該ブロックのパリティセクタとし、
前記パリティセクタのデータを当該ブロック内のデータ
セクタのビットごとの排他的論理和としてそれぞれ管理
すると共に、あるデータセクタに対するデータのリード
に異常が発生した時には、当該ブロック内の全てのセク
タのデータの排他的論理和を当該データセクタのデータ
とし、あるデータセクタに対するデータのライトに異常
が発生した時には、当該データセクタのデータと当該ブ
ロックのパリティセクタのデータとライトするべきデー
タとの排他的論理和を当該ブロックのパリティセクタの
データとするものである。
め、本発明は、補助記憶装置として複数台のディスクを
用いたディスクシステムの制御方法において、同一にフ
ォーマットされた各ディスクの同一番号セクタをブロッ
クとしてまとめ、各ブロック内の一つのセクタをデータ
セクタと区別して当該ブロックのパリティセクタとし、
前記パリティセクタのデータを当該ブロック内のデータ
セクタのビットごとの排他的論理和としてそれぞれ管理
すると共に、あるデータセクタに対するデータのリード
に異常が発生した時には、当該ブロック内の全てのセク
タのデータの排他的論理和を当該データセクタのデータ
とし、あるデータセクタに対するデータのライトに異常
が発生した時には、当該データセクタのデータと当該ブ
ロックのパリティセクタのデータとライトするべきデー
タとの排他的論理和を当該ブロックのパリティセクタの
データとするものである。
【０００５】
【作用】本発明によれば、複数台のディスクを複数のブ
ロックに分割し、これらのブロックのうちディスク１台
分に相当するセクタをパリティセクタとしてそのブロッ
クの他のセクタの排他的論理和として用いることによ
り、ｎ台のディスクを用意することで（ｎ−１）台のう
ち１台のディスクが故障した際のデータの再生を支障な
く行なうことができる。
ロックに分割し、これらのブロックのうちディスク１台
分に相当するセクタをパリティセクタとしてそのブロッ
クの他のセクタの排他的論理和として用いることによ
り、ｎ台のディスクを用意することで（ｎ−１）台のう
ち１台のディスクが故障した際のデータの再生を支障な
く行なうことができる。
【０００６】
【実施例】以下、図に沿って本発明の実施例を説明す
る。図１はこの実施例によるディスクシステムの構成を
示している。このシステムは、外部から本システムへの
データ要求及びデータ転送を行うためのバス１と、ホス
トコンピュータ２と、このコンピュータ２及びディスク
ＨＤ1〜ＨＤnの間でデータ転送を行うバス３と、補助記
憶装置としての複数台のディスクＨＤ1〜ＨＤnとから構
成されている。
る。図１はこの実施例によるディスクシステムの構成を
示している。このシステムは、外部から本システムへの
データ要求及びデータ転送を行うためのバス１と、ホス
トコンピュータ２と、このコンピュータ２及びディスク
ＨＤ1〜ＨＤnの間でデータ転送を行うバス３と、補助記
憶装置としての複数台のディスクＨＤ1〜ＨＤnとから構
成されている。
【０００７】これらのディスクＨＤ1〜ＨＤnは何れも同
一のフォーマットが行われ、そのセクタ当たりのバイト
数は等しくなっている。また、各ディスクの同一番号セ
クタをブロックとしてまとめ、そのブロックの一セクタ
をそのブロックのパリティとして用いることとする（な
お、以下ではこのセクタをパリティセクタと呼び、これ
以外のセクタをデータセクタと呼ぶ）。これにより、ブ
ロックの一セクタのデータを再生可能、すなわちｎ台の
ディスクのうちの１台の故障データの再生を可能にして
いる。
一のフォーマットが行われ、そのセクタ当たりのバイト
数は等しくなっている。また、各ディスクの同一番号セ
クタをブロックとしてまとめ、そのブロックの一セクタ
をそのブロックのパリティとして用いることとする（な
お、以下ではこのセクタをパリティセクタと呼び、これ
以外のセクタをデータセクタと呼ぶ）。これにより、ブ
ロックの一セクタのデータを再生可能、すなわちｎ台の
ディスクのうちの１台の故障データの再生を可能にして
いる。
【０００８】以下、本実施例における上記パリティセク
タの構成及びアクセス方法について説明する。まず、図
２は本実施例におけるブロック構成を示しており、各デ
ィスクＨＤ1〜ＨＤn内で分割された矩形部分がそれぞれ
セクタを表している。そして、各ディスクＨＤ1〜ＨＤn
を通じた同一番号のセクタによりブロック１，ブロック
２，ブロック３，……が形成される。なお、図２におい
て、ＤＳはデータセクタ、ＰＳはパリティセクタを示
す。また、各セクタ内に記したＤ1p，Ｄ12，Ｄ13，……
等はセクタのデータを示しており、例えば“Ｄ12”はブ
ロック番号が“１”でディスク番号が“２”であるデー
タセクタＤＳのデータである。また、“Ｄ1p”はブロッ
ク番号が“１”であるパリティセクタＰＳのデータであ
る。
タの構成及びアクセス方法について説明する。まず、図
２は本実施例におけるブロック構成を示しており、各デ
ィスクＨＤ1〜ＨＤn内で分割された矩形部分がそれぞれ
セクタを表している。そして、各ディスクＨＤ1〜ＨＤn
を通じた同一番号のセクタによりブロック１，ブロック
２，ブロック３，……が形成される。なお、図２におい
て、ＤＳはデータセクタ、ＰＳはパリティセクタを示
す。また、各セクタ内に記したＤ1p，Ｄ12，Ｄ13，……
等はセクタのデータを示しており、例えば“Ｄ12”はブ
ロック番号が“１”でディスク番号が“２”であるデー
タセクタＤＳのデータである。また、“Ｄ1p”はブロッ
ク番号が“１”であるパリティセクタＰＳのデータであ
る。
【０００９】次に、データのセクタ通番を図３に示す。
データのセクタ通番とは、このディスクシステムを外部
から見た場合、１から｛（ディスク台数−１）×（ディ
スクのセクタ数）｝の連続した通し番号でアクセスされ
るため、その通し番号を指すものである。
データのセクタ通番とは、このディスクシステムを外部
から見た場合、１から｛（ディスク台数−１）×（ディ
スクのセクタ数）｝の連続した通し番号でアクセスされ
るため、その通し番号を指すものである。
【００１０】前記パリティセクタＰＳの位置は、各ブロ
ック内のどこでもよいが、ここでは、図２に示したよう
にディスクＨＤ1〜ＨＤn-1についてブロック順に割り付
けるものとする。すなわち、ブロック番号をｎ−１で割
った剰余に等しい添字を持つハードディスクのセクタが
該当ブロックのパリティセクタＰＳとなる。更に、パリ
ティセクタＰＳのデータ構成としては、そのブロックの
データセクタＤＳのビットごとの排他的論理和をデータ
とする。図４はこのパリティセクタＰＳのデータ構成を
説明するためのもので、ブロック番号“ｘ”のデータセ
クタＤＳのデータＤx1〜Ｄxnのビットごとの排他的論理
和をパリティセクタＰＳのデータＤxp（＝Ｄxx）とす
る。
ック内のどこでもよいが、ここでは、図２に示したよう
にディスクＨＤ1〜ＨＤn-1についてブロック順に割り付
けるものとする。すなわち、ブロック番号をｎ−１で割
った剰余に等しい添字を持つハードディスクのセクタが
該当ブロックのパリティセクタＰＳとなる。更に、パリ
ティセクタＰＳのデータ構成としては、そのブロックの
データセクタＤＳのビットごとの排他的論理和をデータ
とする。図４はこのパリティセクタＰＳのデータ構成を
説明するためのもので、ブロック番号“ｘ”のデータセ
クタＤＳのデータＤx1〜Ｄxnのビットごとの排他的論理
和をパリティセクタＰＳのデータＤxp（＝Ｄxx）とす
る。
【００１１】次いで、このディスクシステムへのアクセ
スはセクタ単位に行う。このアクセス方法をライト／リ
ードの平常時と１台のディスクの故障時とに分けて説明
する。
スはセクタ単位に行う。このアクセス方法をライト／リ
ードの平常時と１台のディスクの故障時とに分けて説明
する。
【００１２】まず、平常時のライト動作について、図５
を参照しつつ説明する。ディスクシステムのｘセクタ
（セクタ通番がｘであるセクタ）に対し、外部から図５
に示すようにデータｘ′のライト要求があったとする
と、ホストコンピュータは以下の方式によりデータｘ′
を書き込む。 セクタ通番ｘからブロック番号を計算する。なお、こ
のブロック番号はｘを（ディスク数−１）すなわち（ｎ
−１）で割った商である。 セクタ通番ｘからディスク番号を計算する。なお、こ
のディスク番号はｘを（ｎ−１）で割った剰余である。
但し、その値が（ｎ−１）の場合にはディスク番号をｎ
とする。
を参照しつつ説明する。ディスクシステムのｘセクタ
（セクタ通番がｘであるセクタ）に対し、外部から図５
に示すようにデータｘ′のライト要求があったとする
と、ホストコンピュータは以下の方式によりデータｘ′
を書き込む。 セクタ通番ｘからブロック番号を計算する。なお、こ
のブロック番号はｘを（ディスク数−１）すなわち（ｎ
−１）で割った商である。 セクタ通番ｘからディスク番号を計算する。なお、こ
のディスク番号はｘを（ｎ−１）で割った剰余である。
但し、その値が（ｎ−１）の場合にはディスク番号をｎ
とする。
【００１３】上記，で求めた値から、要求された
セクタを求め（により求めたディスク番号の、によ
り求めたブロック番号のセクタが該当するセクタとな
る）、そこに書かれていたデータ（ｘとする）を読み込
む。 そのブロックのパリティセクタＰＳのデータ（Ｐとす
る）を読み込む。 図５にＥＸ−ＯＲとして示すように、上記，で読
み込んだデータｘ，Ｐと書き込むデータｘ′との排他的
論理和をとり、その値としてのパリティデータＰ′を
のパリティセクタＰＳに書き込む。 なお、図５において、ｒｎはデータの更新処理を示す。
セクタを求め（により求めたディスク番号の、によ
り求めたブロック番号のセクタが該当するセクタとな
る）、そこに書かれていたデータ（ｘとする）を読み込
む。 そのブロックのパリティセクタＰＳのデータ（Ｐとす
る）を読み込む。 図５にＥＸ−ＯＲとして示すように、上記，で読
み込んだデータｘ，Ｐと書き込むデータｘ′との排他的
論理和をとり、その値としてのパリティデータＰ′を
のパリティセクタＰＳに書き込む。 なお、図５において、ｒｎはデータの更新処理を示す。
【００１４】ここで、上記パリティデータＰ′がそのブ
ロックのパリティセクタのデータとなることを以下に説
明する。ブロック内のデータセクタＤＳのデータを
Ｄ1，Ｄ2，……，Ｄx，……，Ｄnとし、パリティセクタ
ＰＳのデータをＰとすると、これらの関係は数式１のよ
うになる。
ロックのパリティセクタのデータとなることを以下に説
明する。ブロック内のデータセクタＤＳのデータを
Ｄ1，Ｄ2，……，Ｄx，……，Ｄnとし、パリティセクタ
ＰＳのデータをＰとすると、これらの関係は数式１のよ
うになる。
【００１５】
【数１】
【００１６】そして、上記で得られたパリティデータ
Ｐ′は、書き込む前のデータをＤx、書き込むデータを
Ｄx′とすると、数式２のようになる。
Ｐ′は、書き込む前のデータをＤx、書き込むデータを
Ｄx′とすると、数式２のようになる。
【００１７】
【数２】
【００１８】数式１のＰを数式２に代入すると数式３が
得られ、交換律により数式４を得る。
得られ、交換律により数式４を得る。
【００１９】
【数３】
【００２０】
【数４】
【００２１】また、数式５を条件として数式６が得ら
れ、データセクタＤ1，Ｄ2，……，Ｄx，……，Ｄnのパ
リティセクタのデータは数式２により得られたパリティ
データＰ′に等しい。
れ、データセクタＤ1，Ｄ2，……，Ｄx，……，Ｄnのパ
リティセクタのデータは数式２により得られたパリティ
データＰ′に等しい。
【００２２】
【数５】
【００２３】
【数６】
【００２４】平常時のライト動作の最後のステップと
して、ライトデータを更新する。なお、上記処理は図８
におけるステップＷ１〜Ｗ５，Ｗ６１，Ｗ７１，Ｗ８
１，Ｗ９に相当する。
して、ライトデータを更新する。なお、上記処理は図８
におけるステップＷ１〜Ｗ５，Ｗ６１，Ｗ７１，Ｗ８
１，Ｗ９に相当する。
【００２５】次に、平常時のリード動作につき説明す
る。該当セクタの求め方は前記，と同様である。そ
して、求めたセクタを読み出してみて正常に読み出せる
場合はそのセクタを含むディスクが正常であると判断す
る。なお、上記処理は図９におけるステップＲ１〜Ｒ
４，Ｒ７１に相当する。
る。該当セクタの求め方は前記，と同様である。そ
して、求めたセクタを読み出してみて正常に読み出せる
場合はそのセクタを含むディスクが正常であると判断す
る。なお、上記処理は図９におけるステップＲ１〜Ｒ
４，Ｒ７１に相当する。
【００２６】次いで、ｎ台のうち１台のディスクが故障
した際のリード動作を説明する。該当セクタの求め方は
前記，と同様である。そして、求めたセクタを読み
出してみて正常に読み出せない場合はそのセクタを含む
ディスクが故障していると判断する。この場合のデータ
の再生方法は次のとおりである。まず、そのブロックの
他のセクタ（パリティセクタを含む）のデータを読み出
す。次にこれらのデータの排他的論理和をとると、この
データが該当セクタの内容となる（図６参照）。なお、
図６において、ＤＳ1は故障したセクタ、ＤＳ2は再生し
たセクタを示す。また、上記処理は図９におけるステッ
プＲ１〜Ｒ６，Ｒ７２に相当する。
した際のリード動作を説明する。該当セクタの求め方は
前記，と同様である。そして、求めたセクタを読み
出してみて正常に読み出せない場合はそのセクタを含む
ディスクが故障していると判断する。この場合のデータ
の再生方法は次のとおりである。まず、そのブロックの
他のセクタ（パリティセクタを含む）のデータを読み出
す。次にこれらのデータの排他的論理和をとると、この
データが該当セクタの内容となる（図６参照）。なお、
図６において、ＤＳ1は故障したセクタ、ＤＳ2は再生し
たセクタを示す。また、上記処理は図９におけるステッ
プＲ１〜Ｒ６，Ｒ７２に相当する。
【００２７】すなわち、前述した数式１の両辺に対し、
次の数式７との排他的論理和をとると数式８を得る。
次の数式７との排他的論理和をとると数式８を得る。
【００２８】
【数７】
【００２９】
【数８】
【００３０】交換律より、数式９が得られ、これにより
数式１０が成立する。
数式１０が成立する。
【００３１】
【数９】
【００３２】
【数１０】
【００３３】次に、ｎ台のうち１台のディスクが故障し
た際のライト動作を説明する。前述した１台故障時のリ
ード動作時と同様に、そのブロックの故障ディスク以外
のセクタのデータを読み出す（但し、パリティセクタを
除く）。これらのデータと、書き込むデータとの排他的
論理和をとり、これをパリティデータとして書き込む
（図７参照）。なお、図７において、ｘ′は更新デー
タ、ＰＳ1は更新パリティセクタを示す。また、パリテ
ィセクタが故障した場合には、そのブロックはパリティ
なしとなる。上記処理は図８におけるステップＷ１〜Ｗ
５，Ｗ６２，Ｗ７２，Ｗ８２に相当する。
た際のライト動作を説明する。前述した１台故障時のリ
ード動作時と同様に、そのブロックの故障ディスク以外
のセクタのデータを読み出す（但し、パリティセクタを
除く）。これらのデータと、書き込むデータとの排他的
論理和をとり、これをパリティデータとして書き込む
（図７参照）。なお、図７において、ｘ′は更新デー
タ、ＰＳ1は更新パリティセクタを示す。また、パリテ
ィセクタが故障した場合には、そのブロックはパリティ
なしとなる。上記処理は図８におけるステップＷ１〜Ｗ
５，Ｗ６２，Ｗ７２，Ｗ８２に相当する。
【００３４】以上のような方法によりライト／リードを
行なうことで、ｎ台のディスク中、故障した１台のデー
タを再生することが可能になる。
行なうことで、ｎ台のディスク中、故障した１台のデー
タを再生することが可能になる。
【００３５】
【発明の効果】以上のように本発明によれば、複数台の
ディスクを複数のブロックに分割し、これらのブロック
のうちディスク１台分に相当するセクタをパリティセク
タとしてそのブロックの他のセクタの排他的論理和とし
て用いるようにしたため、（ｎ−１）台のディスク容量
に対してこれよりも１台だけ多いシステムによって１台
のディスクが故障した際のデータの再生を支障なく行な
うことができる。このため、極めて低廉かつ小形のシス
テムにより信頼性の高いディスクシステムを構築するこ
とができる。
ディスクを複数のブロックに分割し、これらのブロック
のうちディスク１台分に相当するセクタをパリティセク
タとしてそのブロックの他のセクタの排他的論理和とし
て用いるようにしたため、（ｎ−１）台のディスク容量
に対してこれよりも１台だけ多いシステムによって１台
のディスクが故障した際のデータの再生を支障なく行な
うことができる。このため、極めて低廉かつ小形のシス
テムにより信頼性の高いディスクシステムを構築するこ
とができる。
【図１】本発明の一実施例を示すディスクシステムの構
成図である。
成図である。
【図２】ディスクシステムのブロック構成図である。
【図３】ディスクシステムのセクタ構成図である。
【図４】パリティセクタのデータの説明図である。
【図５】平常時のライト動作の説明図である。
【図６】異常時のリード動作の説明図である。
【図７】異常時のライト動作の説明図である。
【図８】ライト動作のフローチャートである。
【図９】リード動作のフローチャートである。
１，３ バス ２ ホストコンピュータ ＨＤ1〜ＨＤn ディスク ＤＳ，ＤＳ1，ＤＳ2 データセクタ ＰＳ，ＰＳ1 パリティセクタ
Claims (1)
- 【請求項１】補助記憶装置として複数台のディスクを用
いたディスクシステムの制御方法において、 同一にフォーマットされた各ディスクの同一番号セクタ
をブロックとしてまとめ、各ブロック内の一つのセクタ
をデータセクタと区別して当該ブロックのパリティセク
タとし、前記パリティセクタのデータを当該ブロック内
のデータセクタのビットごとの排他的論理和としてそれ
ぞれ管理すると共に、あるデータセクタに対するデータ
のリードに異常が発生した時には、当該ブロック内の全
てのセクタのデータの排他的論理和を当該データセクタ
のデータとし、あるデータセクタに対するデータのライ
トに異常が発生した時には、当該データセクタのデータ
と当該ブロックのパリティセクタのデータとライトする
べきデータとの排他的論理和を当該ブロックのパリティ
セクタのデータとすることを特徴とするディスクシステ
ムの制御方法。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP3245259A JPH0561614A (ja) | 1991-08-30 | 1991-08-30 | デイスクシステムの制御方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP3245259A JPH0561614A (ja) | 1991-08-30 | 1991-08-30 | デイスクシステムの制御方法 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0561614A true JPH0561614A (ja) | 1993-03-12 |
Family
ID=17131024
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP3245259A Withdrawn JPH0561614A (ja) | 1991-08-30 | 1991-08-30 | デイスクシステムの制御方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH0561614A (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6089219A (en) * | 1997-01-20 | 2000-07-18 | Harman Co., Ltd. | Gas burner for cooking stove |
-
1991
- 1991-08-30 JP JP3245259A patent/JPH0561614A/ja not_active Withdrawn
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6089219A (en) * | 1997-01-20 | 2000-07-18 | Harman Co., Ltd. | Gas burner for cooking stove |
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| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A300 | Application deemed to be withdrawn because no request for examination was validly filed |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A300 Effective date: 19981112 |