CN106504779A - 对记录介质上的缺陷进行管理的缺陷管理方法以及盘装置 - Google Patents

Abstract

本发明涉及对记录介质上的缺陷进行管理的缺陷管理方法以及盘装置，盘装置具备非易失性的第1记录部、非易失性的第2记录部以及易失性半导体的第3记录部。在第2记录部存储包含与第1记录部的记录区域整体的缺陷相关的缺陷地址的缺陷信息和对将第1记录部的记录区域划分成多个而得到的各区段关联了缺陷信息的缺陷管理信息。另外，缺陷信息的至少一部分以及缺陷管理信息从第2记录部展开于第3记录部。控制部根据访问的请求，基于第1记录部的访问的对象地址和第3记录部的缺陷管理信息，确定包含对象地址的对象区段以及不包含对象地址的选择区段，将与这些对象区段以及选择区段关联的缺陷信息的一部分从第2记录部展开于第3记录部。

Description

对记录介质上的缺陷进行管理的缺陷管理方法以及盘装置

技术领域

本发明的实施方式涉及对记录介质上的缺陷进行管理的缺陷管理方法以及盘装置。

背景技术

对于磁记录装置等盘装置，与盘介质上所产生的缺陷相关的缺陷管理信息被写入在系统区域中。该缺陷管理信息在盘装置工作时被参照，展开并保持在RAM上。缺陷包括在盘装置的制造阶段所检测的初始缺陷(Primary Defect)和在盘装置工作时所检测的后发缺陷(Growth Defect)。该初始缺陷(Primary Defect)和后发缺陷(Growth Defect)，通过CHS(物理地址)或者LBA(逻辑地址)作为PLIST(Primary Defect List，初始缺陷列表)和GLIST(Growth Defect LIST：后发缺陷列表)进行管理。

发明内容

本发明的实施方式提供一种能够实现例如制造时的产品合格率的提高以及用户环境下的装置故障频度的降低的缺陷管理方法以及盘装置。

实施方式的盘装置具备：

非易失性的第1记录部；

非易失性的第2记录部，其存储缺陷信息和缺陷管理信息，所述缺陷信息包含与所述第1记录部的记录区域整体的缺陷相关的缺陷地址，所述缺陷管理信息是对将所述第1记录部的记录区域划分成多个而得到的各区段关联了所述缺陷信息的信息；

易失性半导体的第3记录部，所述缺陷信息的至少一部分以及所述缺陷管理信息从所述第2记录部展开于所述第3记录部；以及

控制部，其根据访问的请求，基于所述第1记录部的所述访问的对象地址和所述第3记录部的缺陷管理信息，确定包含所述对象地址的对象区段以及不包含所述对象地址的选择区段，将与这些对象区段以及选择区段相关联的所述缺陷信息的一部分从所述第2记录部展开于所述第3记录部。

附图说明

图1是表示概略性表示适用实施方式涉及的对记录介质上的缺陷进行管理的缺陷管理方法的盘装置的框图。

图2A表示存储于图1所示的非易失性存储器并展开于易失存储器的管理表，该管理表按各个区段来管理该盘上的缺陷信息，并用于将被请求的区段的缺陷信息展开于易失存储器。

图2B表示图2A展开的GLIST。

图2C表示图2A展开的PLIST。

图3表示图1所示的存储介质上的连续的区段，是示出从某区段内的扇区向其他区段内的扇区、头进行寻道所需的时间与向易失性存储器写入所需的时间m毫秒的关系的说明图。

图4是表示利用图2所示的管理表进行的缺陷信息的管理的流程图。

图5是表示与头的寻道工作关联而从由图2所示的管理表确定的区段向图1所示的易失性存储器加载缺陷列表的处理的流程图。

图6是表示使图3所示的连续的多个区段的缺陷列表展开于图1所示的易失性存储器的工作的流程图。

图7是说明与图1所示的头的寻道工作关联的向易失性存储器加载缺陷信息的加载处理定时的流程图。

图8是说明对追加于图2所示的管理表的优先级进行设定的工作的流程图。

图9A表示对图2所示的管理表追加的、表示某优先级与用于决定优先级的参数的关系的表。

图9B表示基于图8所示的处理将图9A所示的优先级更新后的优先级与参数的关系的表。

图9C表示基于图8所示的处理将图9B所示的优先级更新后的优先级与参数的关系的表。

图10A是表示在图1所示的易失性存储器基于优先级来更新缺陷列表的区段的工作的流程图。

图10B是表示在图1所示的易失性存储器基于优先级来更新缺陷列表的区段的工作的流程图。

具体实施方式

参照附图对适用实施方式涉及的对记录介质上的缺陷进行管理的方法的盘装置进行说明。

[盘驱动器的构成]

图1概略性地示出了本实施方式的盘装置(盘驱动器)。

盘驱动器具备头盘组件(head-disk assembly：HDA)5、头放大器集成电路(以下称为头放大器IC)11、和包括一个芯片的集成电路的系统控制器15。系统控制器15具备硬盘控制器(HDC)13、读/写(R/W)通道12以及微处理器(MPU)14。

HDA5具有作为存储介质的盘1、主轴马达(SPM)2、包括搭载着头10的臂的臂机构3、以及音圈马达(VCM)4。臂机构3及VCM4构成用于对头10进行定位的头定位机构6。

盘1通过主轴马达2而旋转。通过VCM4的驱动，搭载于臂机构3的头10在盘1上移动。在此，头10与盘1的盘面相对地配置，进行伺服控制以使得头10位于目标位置。

另外，头10包括安装在滑块上的写入头10W以及读取头10R。读取头10W读取记录在盘1上的数据，写入头10R向盘1上写入数据。

在盘1的盘面，记录数据的柱面(轨道(track))被设成同心圆状。在盘1的盘面，沿大致半径方向记录有伺服图案作为伺服区域。柱面通过该伺服图案在圆周方向上分离成多个区域。并且，伺服图案间的区域被确定为能够记录用户数据的用户数据区域。

在伺服图案记录有伺服数据。伺服数据包括突发图案(burst pattern)以及包含轨道地址数据和扇区地址数据的伺服地址信息。

图1所示的盘驱动器具备非易失性存储器17。非易失性存储器17例如是闪速存储器、NAND闪速存储器等非易失性半导体存储部。对于非易失性存储器17，即使盘驱动器处于断电状态，所存储的数据也被持续存储。另外，盘驱动器例如具备由SDRAM构成的易失性存储器16作为缓冲存储器，在盘驱动器处于通电状态的期间，暂时存储从主机19传送来的写数据以及向主机19传送的读数据。

在非易失性存储器17或者盘1设有系统区域。在该系统区域保存有图2所示的包含全部缺陷信息的管理表和初始缺陷列表(PLIST：Primary Defect List)及后发缺陷列表(GLIST：Grown Defect List)。在此，将非易失性存储器17或者盘1所保存的PLIST及GLIST称为一次缺陷信息。另外，如图3所示，缺陷列表被划分到多个区段，按该区段由管理表进行管理。

该一次缺陷信息在盘驱动器工作时被访问，在易失性存储器16上存在足够的空闲区域并且一次缺陷信息的容量小的情况下，一次缺陷信息全部展开在易失性存储器16上。在此，将展开在易失性存储器16上的PLIST以及GLIST称为二次缺陷信息。即，二次缺陷信息可以不仅包含GLIST还包含PLIST。

在一次缺陷信息的容量大而易失性存储器16上的空闲容量不够展开全部一次缺陷信息的情况下，首先，将管理表展开在易失性存储器16上。然后，从非易失性存储器17读出能够参照管理表所记载的区段来确定的一次缺陷信息的一部分，作为二次缺陷信息展开在易失性存储器16上。该二次缺陷信息随着盘驱动器的工作而被更新，根据需要作为一次缺陷信息写入到非易失性存储器17或者盘1而进行更新。即，基于管理表，将非易失性存储器17所存储的一次缺陷信息的一部分作为二次缺陷信息展开在易失性存储器16上。

在图2A所示的管理表中记载有“区段序号”、“参照次数”、“最后参照时间”、“范围开始”、“范围结束”以及“存储器展开”的项目。在此，通过“区段序号”，如图3所示，能够确定盘1上的划分开的范围(区域)。“参照次数”表示伴随着在由区段序号确定的区域内存在目标地址而参照了由区段序号确定的项目的次数。在“最后参照时间”示出了由区段序号确定的区域最后被参照的时间。在此，时间的单位可以任意设定。“范围开始”示出了由区段序号确定的区域的开始地址。另外，“范围结束”示出了由区段序号确定的区域的结束地址。在“存储器展开”示出了由区段序号确定的区域内的缺陷信息是否展开于易失性存储器16。更具体而言，图2所示的管理表例如将盘1上的区域划分成由区段序号No1～No8确定的8个区段。

在区段No3以及No5的参照次数，记载有表示比其他区段更多地被参照这一情况的值、例如记载有相同值的65000次，作为最后参照时间分别记载有3000和2000(都是无单位的相对值)。并且，在最新被参照的区段No4，作为最后参照时间例如记载有5000。区段No1例如为从开始地址0x0000000000到结束地址0x007FFFFFFF的范围，在存储器展开，标记了表示没有向易失性存储器16展开缺陷信息之意的“×”。区段No4由从开始地址0x0180000000到结束地址0x05FFFFFFFF的范围而确定。在被请求了访问的目标地址位于相邻的区段No3的情况下，在区段No4的“存储器展开”的项目，例如标记有表示缺陷信息展开到了易失性存储器16之意的“○”。并且，在访问目标地址位于区段No4内的情况下，不限于区段No4，至少与区段No4相邻的区段No3以及区段No5内的缺陷信息也展开于易失性存储器16，在“存储器展开”的项目记载有“○”。“存储器展开”成为“○”的区段的区域所包含的后发缺陷扇区的地址及其替代地址，如图2B所示作为GLIST的一部分而从系统区域读出。同样，“存储器展开”成为“○”的区段的区域所包含的初始缺陷扇区的地址及其扇区数，也如图2C所示作为PLIST的一部分而从系统区域读出。

在此，GLIST的开始地址由指针(pointer)指定，图2B所示的各项目由从GLIST的开始地址起的偏移(offset)地址指定。同样，PLIST的开始地址由指针指定，图2C所示的各项目由从PLIST的开始地址起的偏移地址指定。在被读出的GLIST的项目中，以LBA记载后发缺陷扇区的地址以及替代地址。例如，在被读出的GLIST的一部分，在由偏移地址0x0000指定的项目中，以LBA记载有区段1内的后发缺陷扇区的地址(a)，在由偏移地址0x0001指定的项目中，以LBA记载有该缺陷扇区的替代扇区的地址(a)。另外，在由偏移地址读出的PLIST的项目中，以CHS记载有初始缺陷扇区的地址及其扇区数。在该PLIST的一部分，例如在由偏移地址0x0000指定的项目中，以CHS记载有初始缺陷扇区的地址(e)，在由偏移地址0x0001指定的项目中，记载有该初始缺陷扇区的扇区数(f)。

图2A所示的区段被确定成使得：响应于访问请求，如图3所示从区段n的扇区向区段(n+2)或者区段(n-2)内的扇区的寻道或者从区段(n+2)或者区段(n-2)内的扇区向区段n的扇区的寻道所需的时间成为至少m毫秒以上的最小寻道时间(Tmin)。在此，m毫秒相当于针对一个区段从非易失性存储器17读出缺陷信息，并将所读出的缺陷信息写入到易失性存储器16所需的时间。

利用图2A所示的管理表进行的二次缺陷信息的管理，如图4所示来执行。首先，当接通盘驱动器的电源时，执行系统的初始设定，盘1以预定的转速进行旋转。在盘1旋转后，在能够进行数据的读出、写入的状态下，基于二次缺陷信息来开始访问管理(S10)。MPU14从非易失性存储器17的系统区域读出图2所示的管理表，并写入到易失性存储器16(S12)。另外，确认包含记载有初始缺陷的PLIST以及记载有后发缺陷的GLIST的缺陷信息的容量是否比易失性存储器16所准备的预定的存储容量小(S14)。在缺陷信息的容量比预定的存储容量小的情况下(S14的“是”)，从非易失性存储器17的系统区域读出包含PLIST以及GLIST的全部缺陷信息，并写入到易失性存储器16(S16)。

在向易失性存储器16写入缺陷信息之后，对请求了访问的目标扇区进行寻道，执行用户数据的写入或者用户数据的读出。若在该写入或者读出的过程中检测到新的后发缺陷，则MPU14执行取代向后发缺陷扇区而向替代扇区改写用户数据的替代处理。另外，在GLIST中记载有后发缺陷扇区及其替代地址。并且，MPU14对易失性存储器16的管理表以及GLIST进行更新，并对系统区域的管理表以及GLIST也进行更新(S18以及S20)。然后，确认是否存在下一个访问请求(S26)。在存在访问请求的情况下(S26的“是”)，再次返回到步骤S14来确认包含PLIST以及GLIST的缺陷信息的容量。如果不存在下一个访问请求(S26的“否”)，则MPU14确认是否为系统结束(S28)。在不是系统结束的情况下(S28的“否”)，返回到步骤S26，MPU14等待下一次访问。在是系统结束的情况下(S28的“是”)，结束处理(S29)。

另一方面，在步骤S14中缺陷信息比预定的存储容量大的情况下(S14的“否”)，MPU14根据被请求了访问的目标地址来确定管理表中的区段、例如图2所示的No3，确定与该区段相邻的前后的区段、例如图2所示的No2以及No4(S22)。然后，MPU14读出属于所确定的区段的GLIST的一部分、例如由偏移地址0x0000指定的项目所记载的后发缺陷扇区的地址(a)以及由偏移地址0x0001指定的项目所记载的替代扇区的地址(a)等，并写入到易失性存储器16上。另外，MPU14读出属于所确定的区段的PLIST的一部分、例如由偏移地址0x0000指定的项目所记载的初始缺陷扇区的地址(a)以及缺陷扇区的数量(a)等，并写入到易失性存储器16上(S24)。然后，MPU14访问被请求了访问的目标扇区，执行用户数据的写入或者用户数据的读出。若在该写入或者读出的过程中检测到新的后发缺陷，则MPU14执行取代向后发缺陷扇区而向替代扇区改写用户数据的替代处理，转移到步骤S18。

[第1实施方式]

图4所示的读出PLIST的一部分以及GLIST的一部分即缺陷信息的一部分的处理(S24)，更具体而言，作为图5所示的向易失性存储器16上加载缺陷信息的加载处理而通过MPU14来执行。在第1实施方式中，所确定的区段是包含被请求了访问的目标扇区的目标区段(n)以及与该区段相邻的相邻区段(n+1)、(n-1)。当加载处理开始时(S30)，确认目标区段(n)的缺陷信息例如属于区段No3的GLIST的一部分以及PLIST的一部分是否展开到了易失性存储器16(S32)。在不存在目标区段(n)的缺陷信息的情况下(S32的“否”)，访问非易失性存储器17的系统区域，参照图2所示的管理表，将属于目标区段(n)例如区段No3以及与目标区段相邻的区段(n+1)、(n-1)例如区段No2和区段No4的GLIST的一部分和PLIST的一部分的缺陷信息展开于易失性存储器16(S38)。另一方面，在存在目标区段(n)的缺陷信息的情况下(S32的“是”)，确认与目标区段相邻的区段(n+1)、区段(n-1)的缺陷信息例如属于区段No2以及区段No4的GLIST以及PLIST是否展开到了易失性存储器16(S34)。在不存在这些缺陷信息的情况下(S34的“否”)，参照非易失性存储器17的系统区域的图2所示的管理信息，访问与目标区段(n)相邻的区段(n+1)、(n-1)的缺陷信息例如属于与区段No3相邻的区段No2以及区段No4的GLIST以及PLIST，将该缺陷信息展开于易失性存储器16(S40)。另一方面，在存在与目标区段相邻的区段(n+1)、(n-1)的缺陷信息的情况下(S34的“是”)、在与目标区段相邻的区段(n+1)、(n-1)的缺陷信息的加载处理完成了的情况下、或者在(S38)的处理之后，结束一系列的处理(步骤S36)。

若存在新的访问请求，则同样地执行步骤S30～S40的处理，将包含被请求了访问的目标扇区的下一目标区段(n＇)以及与该区段相邻的相邻区段(n＇+1)、(n＇-1)的缺陷信息加载到易失性存储器16上。在该加载处理中，在易失性存储器16上为了保存缺陷信息而准备的区域有足够的空闲区域的情况下，也可以将上个目标区段(n)以及与该区段相邻的相邻区段(n+1)、(n-1))的缺陷信息留在易失性存储器16上。但是，在易失性存储器16上的区域没有用于保存缺陷信息的足够的空闲区域的情况下，执行图6所示的空闲区域创建处理。更详细而言，在图4所示的步骤24的处理中，MPU14在读出PLIST的一部分以及GLIST的一部分时，若判断为易失性存储器16上没有足够的空闲容量，则如图6所示来执行创建空闲区域的处理。

当图6所示的创建空闲容量的处理开始时(S60)，MPU14查询易失性存储器16上的存储器区域的空闲区域的大小(S62)。在易失性存储器16的存储器区域有足够展开缺陷信息的空闲区域(S62中“是”)的情况下，不进行特别的处理而结束(S69)。在易失性存储器16上的存储器区域没有足够的空闲区域(S62中“否”)的情况下，MPU14根据与新的目标扇区对应的访问请求来计算应该展开在易失性存储器16的存储器区域所需要的空闲区段数(S64)。根据所需要的空闲区段数，从展开到了易失性存储器16的存储器区域上的区段中，将最不需要的区段决定为空闲区段(S66)。在该空闲区段的决定时，既可以如后面说明的那样将管理表所记载的参照次数最低的区段决定为空闲区段，或者也可以如后面叙述的那样基于根据该参照次数而确定的优先级来决定空闲区段。当决定了空闲区段时，MPU14从易失性存储器16上的存储器区域排除所决定出的空闲区段(S68)。因此，在易失性存储器16上的存储器区域确保了足够加载缺陷信息的空闲区域，处理结束(S69)。

在确保空闲区域时，作为一例，将管理表所记载的参照次数最低的区段决定为空闲区段，将该空闲区段删除。在4个区段例如图2所示的区段1～区段4的缺陷信息展开到了易失性存储器16的例子中，当产生向区段5内的扇区的访问请求时，将相邻的区段4的缺陷信息维持不变而留下，并将区段1以及区段2作为空闲区段而删除该区段1以及2的缺陷信息。然后，取代区段1以及2的缺陷信息而将区段5以及区段6的缺陷信息展开于存储器16。如图2所示，区段1记载为在过去被参照了2356次、并且最后参照时间为1000。区段2记载为在过去被参照了32次、并且最后参照时间为2000，区段3记载为在过去被参照了65000次、并且最后参照时间为3000。根据它们的比较，可知向区段3内的扇区访问的频度比向区段1以及区段2内的扇区访问的频度多。由此，留下区段3的缺陷信息，删除访问频度最小、参照时间最早的区段2的缺陷信息。另外，同样地删除比区段3更远离区段5、并且访问频度比区段3少的区段1。

通过如此留下被访问的频度高的区段，能够时常准备成为访问对象的盖然性高的目标扇区所属的区段的缺陷信息，能够防止基于写入时间开销(overhead)的性能降低。

伴随在图4所示的步骤24中执行的缺陷信息的加载处理，目标地址的寻道工作如图7所示来执行。当产生目标地址的访问请求时(S70)，MPU14使头10开始寻道工作(S72)。另外，MPU14确认易失性存储器16上的存储器区域是否存在空闲区域，如果空闲区域不够，则基于图6所示的一系列处理，创建空闲区域(S74)。接着，将包含被请求了访问的目标地址的区段以及与该区段相邻的区段的缺陷信息加载到易失性存储器16上(S76)。MPU14参照缺陷信息来计算从当前扇区到目标地址为止的地址(S78)，使头10继续寻道而确认寻道的完成(S80)。当寻道完成而使得头10能够访问目标地址时，结束处理(S82)。

如上所述，通过将进行访问的区段附近的区段的缺陷信息展开于易失存储器16，能够不产生基于开销的性能降低而削减长期停留在存储器16上的缺陷信息的量。因为在存储器16上展开图2所示的管理表以及最小限度所需的缺陷信息、至少GLIS的一部分，所以登记于非易失性存储器17的后发缺陷的大小(size：体积、空间、规模)，不会因非易失性存储器17的大小而受到限制，能够使由管理表管理的缺陷信息的大小大于易失存储器16上的保存缺陷信息的区域的存储大小。例如，即使100万扇区这样大量的缺陷扇区，也能够登记于非易失性存储器17，能够将该缺陷信息的一部分展开于易失存储器16来有效地执行目标地址的寻道。

[第2实施方式]

接着，参照图8～图11B，对取代留下与某区段(n)相邻的区段(n+1)以及区段(n-1)而将参照可能性高的缺陷信息的区段基于优先级留在存储器、或者留下与某区段(n)相邻的区段(n+1)以及区段(n-1)并且将参照可能性高的缺陷信息的区段基于优先级留在存储器的实施方式进行说明。在图6所示的步骤S66中，在决定最不需要的区段时，也将参照可能性高的区段的缺陷信息基于优先级留在存储器，将不需要的区段的缺陷信息从存储器中删除。

在第2实施方式中，作为一例，在管理表附加有图9A～图9C所示的优先级的项目，基于该优先级而确定的区段被展开于易失存储器16。该优先级的项目通过图8所示的处理而增加或者减少。

每次访问目标扇区时，参照管理表来执行优先级的更新处理(S80)。在此，管理表设为处于图9A的状态。在访问目标扇区时参照管理表的区段，例如在时间为910时，对包含该目标扇区的区段的优先级加上级数100。例如，在访问图9B所示的区段5内的扇区时，如图9B所示，区段5的参照次数从“50”增加为“51”，初始优先级10000加上100而更新为优先级10100(S82)。另外，对于未被参照的区段的优先级，利用参照该区段的参照时间以及被参照的区段的参照时间(最新参照区段的参照时间)的下述式，而被从当前优先级进行更新(S84)。

新优先级＝当前优先级-(最新参照区段的参照时间-该区段的参照时间)

例如，未被参照的区段1的新优先级成为，

10000(当前优先级)-{910(最新参照区段的参照时间)-909(该区段的参照时间)}＝10000-1＝9999(新优先级)。

同样，例如，未被参照的区段6的新优先级成为，

10000(当前优先级)-{910(最新参照区段的参照时间)-904(该区段的参照时间)}＝10000-6＝9994(新优先级)。

在全部未参照区段的更新完成之前，决定新优先级(步骤S86中“否”)。当全部未参照区段的更新完成时，结束处理(S88)(步骤86中“是”)。

同样，例如，在向区段5内的扇区的访问结束而管理表的更新完成之后，如图9C所示，在产生向区段6的扇区的访问的情况下，区段6的参照次数从“60”更新为“61”，对优先级“9994”加上100而更新为优先级“10094”(S82)。另外，对于未被参照的区段的优先级，利用参照该区段的参照时间(该区段的参照时间)以及被参照的区段的参照时间(最新参照区段的参照时间)的下述式，被从当前优先级进行更新(S84)。

例如，未被参照的区段1的新优先级成为，

9999(当前优先级)-{911(最新参照区段的参照时间)-909(该区段的参照时间)}＝9999-2＝9997(新优先级)。

另外，同样，例如，未被参照的区段5的新优先级成为，

10100(当前优先级)-{911(最新参照区段的参照时间)-910(该区段的参照时间)}＝10100-1＝10099(新优先级)。

此外，在参照时间的项目中有n_th的标记，但该标记是记明了第n次访问的参照时间之意的标记，每次进行访问时都更新n_th的标记。

参照图9B以及图9C对利用如图8所示对优先级进行更新处理的管理表的缺陷信息的管理进行说明。

当处理开始时(步骤101)，确认包含访问对象的目标地址的区段的缺陷信息是否位于易失性存储器16上的缓冲区域(步骤102)。在缺陷信息位于易失性存储器16上的缓冲区域的情况下(步骤102的“是”)，使用参照图8说明的优先级判定算法来更新优先级而结束处理(S103以及S104)

在包含访问对象的目标地址的区段的缺陷信息不位于易失性存储器16上的缓冲区域的情况下(步骤102的“否”)，确认是否存在使易失性存储器16保存包含访问对象的目标地址的区段的缺陷信息的空闲区域(步骤106)。在不存在空闲区域的情况下(步骤106的“否”)，参照管理表，将属于展开到了易失性存储器16上的缺陷信息的区段中的优先级最低的区段的缺陷信息废弃来确保空闲区域(步骤108)。在存在空闲区域的情况下(步骤106的“是”)、或者在步骤S108中确保了空闲区域的情况下，参照管理表，向空着的区域保存访问对象地址所属的该区段的缺陷信息(步骤109)。另外，确认与该区段相邻的区段的缺陷信息是否位于易失性存储器16上(步骤110)。如果存在相邻的区段的缺陷信息(步骤110的“是”)，则结束处理(步骤112)。

如果不存在相邻的区段的缺陷信息(步骤110的“否”)，则确认是否存在使易失性存储器16保存相邻区段的缺陷信息的空闲区域(步骤114)。在不存在空闲区域的情况下(步骤114的“否”)，参照管理表，将属于展开到了易失性存储器16上的缺陷信息的区段中的优先级最低的区段的缺陷信息废弃来确保空闲区域(步骤116)。在存在空闲区域的情况下(步骤114的“是”)、或者在步骤S116中确保了空闲区域的情况下，参照管理表，向空着的区域保存该相邻区段的缺陷信息，结束处理(步骤118以及120)。

此外，图2所示的管理表所记载的区段如下所述来决定，可根据需要而增加。

如上所述，在缺陷信息的大小较小而能够将全部缺陷信息展开于易失存储器16的状态下，设定成k个区段例如8个区段，随着缺陷增加且缺陷信息的大小增大，将各区段分成两部分而赋予新的区段序号，将新的区段追加到管理表中。

更具体而言，在缺陷信息的总大小小于能够展开于易失性存储器的大小的情况下，如图2所示的管理表的区段所示，通过扇区的LBA(logical block address)将盘的整个区域分成8个部分，确定了区段1～区段8。并且，将该管理表以及缺陷信息全部展开在易失性存储器16上。在各区段，例如最大能够登记2000个左右的缺陷，在管理表，从最少8个区段开始不断进行分割而能够登记到最大的区段数例如1000个区段左右。

如此向管理表的登记数，从最初的8个区段依次增加，能够使向管理表能够登记的最大区段数增加到1000个区段。因此，缺陷信息的登记，最大能够登记到2000个×1000个区段＝2，000，000左右。

由于在已有的区段中的某区段中缺陷信息的新建追加多，所以在将该区段分成新的区段时，对该区段进行二等分。该二等分后的区段被重新登记在管理表中，分割前的原来的区段被删除。在此，重新二等分后的区段，以继承进行二等分之前的参照次数、时间、优先级的方式进行登记。另外，接着，在产生缺陷信息的追加并且放不进区段的情况下，该区段再次被分成两部分。将二等分后的区段被重新登记在展开管理表中，分割前的原来的区段同样被删除。重新二等分后的区段设为同样地继承参照次数、时间、优先级。

如上所述，根据实施方式，能够实现制造时的产品合格率的提高以及用户环境下的装置故障频度的降低。

在上述的实施方式中，作为在非易失性存储器17设有系统区域，并且在该系统区域存储有包含全部缺陷信息的管理表的情况进行了说明，但也可以适用于在不具有非易失性存储器17的盘驱动器的盘1设有系统区域，并且在该系统区域存储有包含全部缺陷信息的管理表的盘驱动器装置。

说明了本发明的几个实施方式，但是这些实施方式是作为例子而举出的，没有限定发明范围的意图。这些新的实施方式能够以其他的各种各样的方式来实施，在不脱离发明要旨的范围内能够进行各种省略、替换、变更。这些实施方式及其变形包含于发明的范围或要旨内，并且包含于权利要求所记载的发明及其等同的范围内。

本申请享受以美国临时专利申请62/215500号(申请日：2015年9月8日)为基础申请的优先权。本申请通过参照该基础申请而包含基础申请的全部内容。

Claims (18)

1.一种盘装置，具备：

非易失性的第1记录部；

非易失性的第2记录部，其存储缺陷信息和缺陷管理信息，所述缺陷信息包含与所述第1记录部的记录区域整体的缺陷相关的缺陷地址，所述缺陷管理信息是对将所述第1记录部的记录区域划分成多个而得到的各区段关联了所述缺陷信息的信息；

易失性半导体的第3记录部，所述缺陷信息的至少一部分以及所述缺陷管理信息从所述第2记录部展开于所述第3记录部；以及

控制部，其根据访问的请求，基于所述第1记录部的所述访问的对象地址和所述第3记录部的缺陷管理信息，确定包含所述对象地址的对象区段以及不包含所述对象地址的选择区段，将与这些对象区段以及选择区段相关联的所述缺陷信息的一部分从所述第2记录部展开于所述第3记录部。

2.根据权利要求1所述的盘装置，其中，

所述缺陷管理信息包含确定所述各区段的范围的地址范围信息，展开于所述第3记录部的所述缺陷信息的一部分，包含由所述对象区段以及选择区段的所述地址范围信息确定的范围所包含的缺陷地址。

3.根据权利要求1所述的盘装置，其中，

所述缺陷信息还包含成为所述缺陷地址的替代目的地的替代地址，

所述第3记录部具有预定的存储大小，

所述控制部将所述缺陷管理信息以及所述缺陷信息的数据大小与所述预定的存储大小进行比较，如果所述数据大小小于所述预定的存储大小，则将所述缺陷管理信息以及所述缺陷信息展开于所述第3记录部。

4.根据权利要求1所述的盘装置，其中，

所述缺陷信息包含初始缺陷信息和后发缺陷列表，所述初始缺陷信息包含初始缺陷的缺陷地址，所述后发缺陷列表包含后来产生的后发缺陷的缺陷地址。

5.根据权利要求1所述的盘装置，其中，

所述控制部基于接着的访问对象地址，决定接着的对象区段以及接着的选择区段，

参照所述缺陷管理信息，将包含属于所述接着的对象区段以及所述接着的选择区段的范围内的缺陷地址的所述缺陷信息的接着的一部分从所述缺陷列表展开到所述第2存储介质上。

6.根据权利要求1所述的盘装置，其中，

所述选择区段包括与所述对象区段相邻的区段，

所述多个区段进一步与所述选择区段相邻，被设定成使得从所述对象区段访问包含接着的对象地址的接着的对象区段所需的寻道时间成为预定时间以上。

7.根据权利要求6所述的盘装置，其中，

所述预定时间是从所述第2记录部读出某区段的数据、并将该读出的数据向所述第3记录部写入的时间。

8.根据权利要求1所述的盘装置，其中，

所述控制部将已展开在所述第2存储介质上的所述缺陷信息的一部分留下，

基于接着要访问的接着的对象地址，决定属于接着的对象区段以及接着的选择区段的接着的范围，

参照所述缺陷管理信息，将包含所述接着的范围内的缺陷地址的所述缺陷信息的接着的一部分展开于所述第2记录部。

9.根据权利要求1所述的盘装置，其中，

所述选择区段包括根据优先级而确定的多个区段，

所述优先级根据其区段的参照次数以及其区段的最后参照时间而确定。

10.一种缺陷管理方法，管理在非易失性的第1记录部的整个记录区域产生的缺陷，包括：

将缺陷信息和缺陷管理信息存储于非易失性的第2记录部，所述缺陷信息包含与所述缺陷相关的缺陷地址，所述缺陷管理信息是对将所述第1记录部的记录区域划分成多个而得到的各区段关联了所述缺陷信息的信息；

将所述缺陷信息的至少一部分以及所述缺陷管理信息从所述第2记录部展开于易失性半导体的第3记录部，

根据访问的请求，基于所述第1记录部的所述访问的对象地址和所述第3记录部的缺陷管理信息，确定包含所述对象地址的对象区段以及不包含所述对象地址的选择区段，将与这些对象区段以及选择区段相关联的所述缺陷信息的一部分从所述第2记录部展开于所述第3记录部。

11.根据权利要求10所述的缺陷管理方法，其中，

所述缺陷管理信息包含确定所述各区段的范围的地址范围信息，展开于所述第3记录部的所述缺陷信息的一部分，包含由所述对象区段以及选择区段的所述地址范围信息确定的范围所包含的缺陷地址。

12.根据权利要求10所述的缺陷管理方法，其中，

所述缺陷信息还包含成为所述缺陷地址的替代目的地的替换地址，

所述第3记录部具有预定的存储大小，

将所述缺陷管理信息以及所述缺陷信息的数据大小与所述预定的存储大小进行比较，如果所述数据大小小于所述预定的存储大小，则将所述缺陷管理信息以及所述缺陷信息展开于所述第3记录部。

13.根据权利要求10所述的缺陷管理方法，其中，

所述缺陷信息包含初始缺陷信息和后发缺陷列表，所述初始缺陷信息包含初始缺陷的缺陷地址，所述后发缺陷列表包含后来产生的后发缺陷的缺陷地址。

14.根据权利要求10所述的缺陷管理方法，其中，还包括：

基于接着的访问对象地址，决定属于接着的对象区段以及接着的选择区段的范围；

参照所述缺陷管理信息，将包含属于所述接着的选择区段的范围内的缺陷地址的所述缺陷信息的接着的一部分从所述缺陷列表展开到所述第2存储介质上。

15.根据权利要求10所述的缺陷管理方法，其中，

所述选择区段包括与所述对象区段相邻的区段，

所述多个区段进一步与所述选择区段相邻，被设定成使得从所述对象区段访问包含接着的对象地址的接着的对象区段所需的寻道时间成为预定时间以上。

16.根据权利要求15所述的缺陷管理方法，其中，

所述预定时间是从所述第2记录部读出某区段的数据、并将该读出的数据向所述第3记录部写入的时间。

17.根据权利要求10所述的缺陷管理方法，其中，

将已展开在所述第2存储介质上的所述缺陷信息的一部分留下，

基于接着要访问的接着的对象地址，决定属于接着的对象区段以及接着的选择区段的接着的范围，

将包含所述接着的范围内的缺陷地址的所述缺陷信息的接着的一部分展开到所述第2记录部。

18.根据权利要求10所述的缺陷管理方法，其中，

所述选择区段包括根据优先级而确定的多个区段，

所述优先级根据其区段的参照次数以及其区段的最后参照时间而确定。