CN1658319A - 数据记录/回放系统，数据记录/回放方法，程序，及记录介质 - Google Patents

Abstract

本发明的目标是以更接近记录介质的传送速度，将时间序列的数据记录到记录介质上，从所述记录介质上回放时间序列的数据，所述记录介质是以硬盘作为例子。

Description

数据记录/回放系统，数据记录/回放方法，程序，及记录介质

技术领域

本发明涉及数据记录/回放系统和使用随机存取记录介质的方法，计算机程序和记录介质，并特别地涉及圆盘形记录介质的一种技术，该技术使磁头在磁盘上扫描时进行数据读和写操作，该磁盘用作为例如硬盘的一种介质。更特别地，本发明涉及一种技术，该技术能实现稳定地数据记录和回放，同时能缩短访问任何希望的数据存储位置所需的时间。

背景技术

[专利文件1]JP-A-2000-276856

[专利文件2]JP-A-2000-278645

因为包括信息处理和信息通讯的信息技术变得更先进，重新使用先前已经建立和编辑的信息的需求也增加。这种需求极大地增加了用于信息存储的技术的重要性。直到现在，已经广泛地研制和使用利用例如磁带和硬盘的各种介质的信息记录仪。

在这样的信息记录仪中，HDD(硬盘驱动器)是磁记录系统中的辅助存储设备。HDD驱动部件装有许多张磁介质，每张磁介质用作记录介质，而那些磁介质是马达驱动的并且以高速旋转。每张磁介质镀上包含氧化铁和钴铬的磁物质，或其上涂有薄膜层。

磁介质表面经受磁头径向的旋转扫描。这种扫描的结果，磁介质被磁化成相当于数据的某一能级(level)，以使数据的写或读变得可能。

硬盘已经相当广泛地应用于个人计算机，作为它们的标准外部存储装置。这种硬盘用于安装激活计算机所需的各种软件，包括操作系统(OS)，应用程序，或其他程序，或用于储存任何建立的或编辑的文件。通过例如IDE(集成驱动电子设备)或SCSI(小型计算机系统接口)的标准接口，一般将HDD连接到计算机的主部件。由例如FAT(文件分配表)的文件系统管理HDD的存储空间，文件系统用作为操作系统的子系统。

目前，HDD的容量已经增加，这种容量的增加顺利地导致应用范围的扩大。HDD变得能用于储存各种内容，不仅传统地用作为计算机的辅助存储装置，而且用作为能储存任何广播接收的AV内容的硬盘记录仪。

这里列举的是将硬盘用作为计算机的辅助存储设备的一种情况，以讨论硬盘的物理格式或硬盘数据读/写操作。

硬盘格式化成同心的，多条“磁道”，作为数据存储分区(partition)。这些磁道从硬盘最外边缘向内，从0开始顺序地编号。磁表面上的较大磁道数，导致相应记录介质的较大存储容量。

然后将磁道划分为“扇区”，每个扇区是一个记录单元。扇区一般用作对硬盘进行数据读/写操作的基础。虽然扇区的大小依据介质类型而变化，一般硬盘的扇区含有512字节。周长较长的磁道配置有更多的扇区数。这有助于：将沿磁道的记录密度均匀化到一种实用程度(level)，以考虑到以有效地利用记录介质。这样一种系统称为“分区位记录”(Zone Bit Recording)。

采用这样的分区位记录，差不多能均匀化沿磁道的记录密度，但有缺点，对于数据传输速率，不能得到这样的均匀化。位于硬盘内径更近的磁道具有较低的数据传输速率。

假定HDD含有这样的一种结构：多张记录介质同心地互相重叠在一起，它意指：享有沿记录介质相同编号的磁道形成圆柱形。这称作为“柱面”。柱面赋予相同的编号，作为它相应的磁道号。并从柱面的最外边缘起，从0开始顺序地编号。磁头多数插在记录介质之间，那些磁头总是激活，作为整体沿柱面移动。

为了编址任意目标扇区，一种可能的格式是CHS，它是通过硬盘上按C(柱面)，H(磁头)，及S(扇区)次序的PBA(物理块地址)说明，能访问任何所需数据的一种格式。

然而用CHS的问题是：在作为HDD主机运行的计算机主部件侧能指定的CHS参数中存在某些限制。由于这些限制，不能使硬盘的容量增大。这是为什么采用LBA(逻辑块地址)的原因，从数字0开始，用称作为LBA的逻辑连续号表示柱面号，磁头号及扇区号(CHS)。

在传统的HDD中，对于通过其上的访问对介质进行数据的读/写操作，磁头首先扫描介质，以搜索到包含目标扇区的磁道。这称作为磁头的“搜索”操作。其后，为了到达磁道上的目标扇区，使介质旋转，一直到该目标扇区正好达到磁头之下。这称作为“旋转延迟”。

较大磁盘容量增大磁道密度，由此，将磁道宽度变窄到相当窄的程度。由此期望：为了正确地进行数写和回放，需要高精度地定位磁头。为了该目标，已经采用能将磁头总能定位在磁道中心的伺服技术。特别地，以给定间隔，将称作为“伺服图案”的信号写入每条磁道，并且这些伺服图案可由磁头读出，以检验磁头是否位于磁道中心。在HDD制造过程中用极高的精度进行这种伺服图案的写操作。每块伺服区都写入用于磁送定位的信号，柱面号，磁头号，伺服号，及类似信息。

许多传统的HDD都配置有它们自己的接口，例如，IDE或SCSI，以建立与计算机的连接。这样的一种接口定义为命令集，用于由计算机的主部件执行进行硬盘驱动控制。作为这种控制的基本操作，制作详细说明(specification)：使LBA号指明磁头扇区，及多少扇区有待访问。

作为这种说明的结果，HDD侧变得允许从指定头扇区起进行访问，并在这样的访问过程中，能建立具有预报功能的未来预测(lookahead)序列，预报下一次要访问的扇区。

这样的未来预测操作有一个前提：已经如此地完成扇区分配，以使从一个扇区到另一个扇区的连续编址中未看到一串数据中有中断现象。一般，在连续磁头号或磁道号中观察到连续编址中无中断现象的扇区。

在记录介质上按行写入大量数据的情况中，未来预测操作能有效地进行数据读出操作。

这里考虑到这样一种情况：存储区是相当多碎片，而且这样划分任何大量数据并导致小数据段分散在许多位置。如果是这种情况，在数据读出操作时间，不能如期望的那样有效地进行未来预测操作，因为它执行不正确的数据指定(data designation)。这样的现象是由下列的事实引起的：HDD侧不能领会由请求数据读/写的主机侧处理的文件结构，主机侧例如为计算机的主部件。

这里也考虑到这样一种情况：来自主机侧新的访问请求发现预先做出的扇区预测有错误。如果是这种情况，硬盘驱动器进行有关含有请求数据的扇区的磁道的搜索操作。一旦搜索到，硬盘驱动器等待目标扇区变为可以访问，产生搜索时间和等待时间。

对与数据缓冲器区允许的同样多的未来预测数据(lookahead data)进行存储。如果发现扇区预测存在连续或间歇性错误，按存储次序丢弃数据缓冲器区内的任何未用的旧数据。尤其是，在未来预测操作期间，不可以启动搜索操作。

从上面中可以明白，对于搜索启动的延迟，搜索时间和等待时间，及无效的未来预测操作都有过失，导致时间损失。而且，无效未来预测操作是数据损失的原因。

为了更好地改善这种情况(for betterment)，以缩短搜索时间和等待时间，已经构成一般类型的硬盘驱动器，以具有更高的磁盘旋转速度。这是因为无法有规则地观看到由例如计算机的主机侧处理的数据量和数据结构，导致难以用访问方法达到改善的目的。然而，增加磁盘旋转速度同样考虑到不利因素，引起功耗和存储容量方面的麻烦。

而且，例如HDD的许多外部存储系统按扇区基进行误码校正。在这里，一个扇区一般有512个字节。如此，在扇区内产生的任何随机误码能经受误码校正，但是对于那些超过误码校正范围的随机误码或突发误码，就不能进行误码校正。遇到这种情况(with this being the case)，通过再次运行或其他操作，已经将任何可能的读出误码减少到某一程度或更低程度(level)。

这里的另一个问题是：这样的再次操作需要一个重读过程，需等待硬盘完整旋转一圈。这导致进一步延长数据读出操作时间。

示范性地在涉及到AV内容的系统中，对于HD(高清晰度)回放，特殊回放，或类似回放常需要很高的传送速度，并这样，即使在扇区中发生任何不能校正的读取误码，就时间面说，不可能进行再次操作。如果是这种情况，在现在环境下，没有选择，必需连续地不顾回放质量，进行无误码校正的处理过程。

上述的专利文件2披露了使用有关用于记录的数据块重要性信息的技术。例如，依据该信息，表示重要性的任何数据块选择地经受再次操作，但不对其余的数据块进行再次操作。

上述专利文件1披露了也使用有关用于记录的数据块重要性信息的技术。例如依据该信息，表示重要性的任何数据块有选择地增加它们的误码校正能力，但对其余数据块仅配置有一般能级(normal level)的误码校正能力。

这些技术某种程度上完全适用，特别是涉及AV内容或其他内容的系统，但在消除再次操作及纠正错误码方面，不是十分有效，由此已增加了需求。

尤其是，如在读取AV内容期间产生例如振动的任何扰动时，比无扰动时产生更多的误码。这持续地增加未经误码校正的数据量，由此完全不管回放质量。

具有某些振动，直接在经过搜索操作后，更经常地倾向于产生误码。为此作为一种可能的原因，扰动可能成问题地延长来自对准磁道所需的时间，连续导致误码。

这样产生的误码分类成随机误码和突发误码。如没有扰动，没有例外地会随机产生误码，但具有某些扰动，随机性会增加并且有时会产生突发误码。

遇到这种情况，作为示范性的误码校正，除了对内部扇区执行校正程序外，对中间扇区也执行校正程序。如此，校正程序变得不仅对随机误码而且对突发误码也有用。然而，问题依然存在，并因为振动能级变得更高，扇区最后变得误码不能校正，而这种扇区的数量将显示出进一步地增加。

当扰动能级较高时，对准磁道所需的上述时间将不均匀到某一较大程度。这意指，变得直接在经过搜索操作后，难以定位用于数据读出操作的磁头扇区。

在数据读出操作时产生更多错误的另一种可能原因是随时间的退化。SPM(主轴马达)或VCM(音圈马达)的退化在读取先前写入的数据时，将导致如上所述相似的现象。

直接在经过搜索操作后的这种类型的扰动引起的任何误码当然不利地影响到数据质量，存取时间，及传送速度。因此，已经要求采取措施防止这样引起的误码。

发明内容

考虑到上述的问题提议本发明，并具有下列的使用数据记录/回放系统和方法，计算机程序，及记录介质的目标：

即，缩短访问任何所需数据存储位置的时间；

稳定地进行数据回放，并不降低传送速度；

通过更宽范围内的随机误码和突发误码变成误码可校正，并通过不降低传送速度，稳定地进行数据回放，不需再次操作并不降低数据质量；及

通过消除由直接在经过搜索操作后的扰动引起的不良影响，并通过不降低传送速度，稳定地进行数据回放。

本发明的数据记录/回放系统直指磁盘记录介质，在磁盘上形成同心的磁道，每条磁道含有许多个扇区，伺服区径向地定位在每条磁道上预定位置，并且伺服区形成在磁道上，带有放置在伺服区之间的扇区。该系统包括：搜索部分，用于搜索目标磁道；数据存取部分，用于在找到磁道上进行存取；及误码校正，用于为数据误码校正产生误码校正码，并依据该误码校正码执行数据误码校正。误码纠正部分将第一个误码校正码单元设置成某一给定数据量，设置第二个误码校正码单元设置，相应于两个或多个第一误码纠正码单元，并形成包含其上提供的两个或多个第一误码校正码单元和第二误码校正码单元的误码校正块，并产生误码校正块，以使配置有第二误码校正码单元的扇区中的至少一个扇区位于某一头部的伺服帧内，当搜索部分移到记录介质上某一指定磁道上时，数据存取部分首先在该头部的伺服帧开始数据读出操作。

而且，误码校正部分构成误码校正块，在该误码校正块中，配置有第二误码校正码单元的扇区复数地(plurally)放置，以使在磁道上头伺服帧前面或后面的两个或多个伺服帧也包含配置有第二误码校正码单元的扇区。

进一步地，误码校正部分构成误码校正块，在该误码校正块中，配置有第二误码校正码单元的扇区复数地放置，以使磁道上所有伺服帧包含配置有第二误码校正码单元的扇区。

在这些情况中，误码校正部分构成误码校正块，以使伺服帧内的头扇区至少是配置有第二误码校正码单元的扇区，从头扇区起顺次的两个或多个扇区是每个配置有第二误码校正码单元的扇区，或者伺服帧内的头扇区和尾扇区是每个配置有第二误码校正码单元的扇区。

进一步地，误码校正部分构成误码校正块，以使配置有第二误码校正码单元的扇区至少位于误码校正块的前面。

更进一步地，误码校正部分构成误码校正块，以使配置有第二误码校正码单元的扇区复数地放置在误码校正块内。

更进一步地，误码校正部分构成误码校正块，以使误码校正块包括一条或多条磁道。

更进一步地，误码校正部分构成带有Reed-Solomon的误码校正码。

更进一步地，由误码校正部分构成的误码校正块具有第一或第二误码校正码单元中的间隔结构。

数据存取装置访问由搜索部分找到的整条磁道，从无论哪一个首先变得可访问的扇区开始进行写访问。

在这样一种情况中，在写访问时，数据存取部分特别地从磁道上首先访问的扇区开始顺序地将相对位置地址分配给扇区，在读访问时，依据该相对位置地址，重新排列从磁道的扇区中读取的数据，以致能回放所写的数据。

而且，在这种情况，误码校正部分构成误码校正块，以使没有一条磁道含有两块或多块误码校正块，并且误码校正块包括一条或多条磁道。

本发明的数据记录/回放方法指向磁盘记录介质，在磁盘记录介质上形成同心的磁道，每条磁道含有许多个扇区，伺服区径向地定位在每条磁道的预定位置上，通过将扇区放置在伺服区之间，在每条磁道上形成伺服帧。该方法包括：搜索目标磁道的搜索步骤；在找到磁道上进行访问的数据存取步骤；及为数据误码校正产生误码校正码，并用该误码校正码进行数据误码校正的误码校正步骤。在误码校正步骤中，将第一误码校正码单元设置成某一给定数据量，设置第二误码校正码单元，相应于两个或多个第一误码校正码单元；并构成误码校正块，含有其上提供的两个或多个第一误码校正码单元和第二误码校正码单元；并产生误差校正块，以使配置有第二误码校正码单元的扇区中至少一个位于某一头部的伺服区内，当搜索步骤达到记录介质的某一指定磁道时，在数据存取步骤中从该头部的伺服帧开始数据读出操作。

而且，在误码校正步骤中，构成的是误码校正块，在该误码校正块中，配置有第二误码校正码单元的扇区复数地放置，以使磁道上磁头伺服帧前面或后面的两个或多个伺服帧也含有配置有第二误码校正码单元的扇区。

此外，在误码校正步骤中，构成的是误码校正块，在该误码校正块中，配置有第二误码校正码单元的扇区复数地放置，以使磁道上所有伺服帧包含配置有第二误码校正码单元的扇区。

在这些情况中，在误码校正步骤中，形成误码校正块，以使伺服帧内的头扇区至少是配置有第二误码校正码单元的扇区，从头扇区起依次的两个或多个扇区是配置有第二误码校正码单元的扇区，或者头扇区或尾扇区是配置有第二误码校正码单元的扇区。

进一步地，在误码校正步骤中，形成误码校正块，以使配置有第二误码校正码单元的扇区至少位于误码校正块的头部。

更进一步地，在误码校正步骤中，形成误码校正块，以使配置有第二误码校正码单元的扇区复数地放置在误码校正块内。

更进一步地，在误码校正步骤中，形成误码校正块，以使误码校正块包含一条或多条磁道。

更进一步地，在误码校正步骤中，形成的是带有Reed-Solomon的误码校正码。

更进一步地，在误码校正步骤中形成的误码校正块具有第一或第二误码校正码单元中的间隔结构。

在数据存取步骤中，对搜索步骤中找到的整条磁道进行访问，从无论哪一个首先变成可访问的扇区开始进行写访问。

在这样一种情况中，在数据存取步骤中，在写访问时，将相对位置地址顺序地分配给特别从磁道上首先访问的扇区起的扇区，而在读访问时，依据该相对位置地址，重新排列从磁道扇区中读取的数据，以回放所写的数据。

而且，在这种情况中，在误码校正步骤中，形成误码校正块，以使磁道未含有两块或多块误码校正块，并且误码校正块包含一条或多条磁道。

本发明的程序按可读格式编写，用于在计算机系统执行，进行有关磁盘记录介质的数据记录/回放处理，在磁盘上形成同心的磁道，每条磁道含有许多扇区，伺服区径向地定位在每条磁道上的预定位置，并在磁道上形成伺服帧，所述伺服帧带有位于伺服区之间的扇区。该程序也允许上述的数据记录/回放方法的步骤。

本发明的记录介质是磁盘记录介质，在该记录介质上形成同心的磁道，每条磁道含有许多扇区，伺服区径向地定位在每条磁道的预定位置，并在磁道上形成伺服帧，所述伺服帧带有位于伺服区之间的扇区。磁盘记录介质具有这样的特性：含有下列误码校正块结构的数据记录在磁道上。即，在误码校正块内，第一误码校正码单元设置成某一给定数据量；设置第二误码校正码单元，相应于两个或多个第一误码校正码单元；并且，包含其上提供的两个或多个第一误码校正码单元和第二误码校正码单元。同样地，误码校正块是这样产生的：使每个配置有第二误码校正码单元的扇区位于某一头部的伺服帧内，当搜索操作达到记录介质的某一指定磁道时，从该头部的伺服帧开始数据读出操作。

用本发明的上述方面，能成功地实现上述的目标。

即，使用第一误码校正码(C1)单元允许扇区内随机误码的校正，而使用第二误码校正码(C2)单元允许误码校正范围外的误码或扇区间发生的任何突发误码的校正。更详细地，具有C1+C2的误码校正块结构，在不需要再次操作，使数据传送速度保持在任何希望能级或更高能级的情形中，即使不可能使用C1的误码校正，还可适当地利用使用C2的误码校正，有利地导致更稳定的系统。同样地，通过消除对宽范围内的误码可校正的随机误码和突发误码进行再次操作的需要，能稳定地进行数据回放，并不会引起传送速度的降低。

尤其是，在误码校正块结构中，将含有第二误码校正码单元的扇区(C2扇区)设置成位于伺服帧内，当通过搜索操作使C2扇区移到指定磁道时，从该伺服帧开始进行数据读出操作。具有这样的设置，直接在搜索操作后进行的访问将从含有C2扇区的伺服帧开始，例如，访问首先从C2扇区开始。尽管事实是，位于直接在搜索操作后头部的伺服帧经常遭受由扰动或其他因素引起的存取错误，在伺服帧内含有C2扇区能使数据扇区扰动的不良影响减少到最小。

而且，即使ECC校正能力未设置为足够并因此产生误码，对C2扇区产生的误码能有效地减少由误码引起的数据损失。即，即使由于不可校正的误码损失了C2扇区，不会丢失数据扇区。这样，即使不能校正误码，也能期望数据扇区能正确地进行工作。

而且，C2扇区不仅可以放置在位于直接在搜索操作后的头部的伺服帧内，而且也可放置在它前面和后面的伺服帧内。能将这样的扇区放置取作为搜索位置移位情况的一种措施。

数据存取部分对由搜索部分找到的整条磁道进行访问，从无论哪一个首先变得可访问的扇区开始写访问。例如，访问从磁头达到的磁道扇区开始。这有利消除在进行数据写入时的旋转延迟。在读访问时，访问单元是一条磁道，由此，消除例如未来预测的不确定处理的需要，以使能不失败地捕获到搜索开始的定时。

特别在这种情况中，在写访问时，数据存取部分顺序地将相对位置地址分配给特别从磁道上首先访问的扇区起的扇区，而在读访问时，依据该相对位置地址重新排列从磁道扇区中读取的数据，以回放所写的数据。如此，磁道上任何扇区基本上看作为可访问的。

因此，从直接在搜索操作后的任意磁头位置的数据读/写使旋转延迟减少到最小。结果，能够成功地将搜索频率减少到最小，并能有利于缩短访问时间。同样在这种情况中，如果直接在搜索后的任意磁头位置位于含有C2扇区的伺服帧内，能使在写访问时的扰动引起的不良影响减少到最小。

特别是用这样一种访问方法，较佳地考虑每一伺服帧是否配置有C2扇区。

而且，用这样一种访问方法，写或读请求的发起方，例如，例连接到HDD的计算机的主机部件，没有必要担心磁盘上扇区地址。更好地，使用具有更少数据量的相对位置地址可有效地使用存储区。

而且，在读访问时，依据相对位置地址，可将从磁道上读取的数据示范地重新排列在缓冲器区存储器内。如此，不考虑开始访问的扇区位置，能够获取原始数据。如果是这种情况，应适当地考虑是否如此地形成误码校正块，以使磁道不能含有两块或多块的误码校正块，而该误码校正块包含一条或多条磁道。

附图说明

图1是一张框图，示出本发明实施例的HDD的整体结构；

图2是一张给本实施例的HDD配置的磁盘控制器框图；

图3是一张简图，原理性地描述本实施例的磁盘格式结构；

图4是一张简图，描述本实施例磁盘的伺服区；

图5A和5B都是简图，描述本实施例的伺服帧；

图6A和6B都是简图，描述本实施例的误码校正范围；

图7是一张简图，描述本实施例访问过程的换算表；

图8A和8B都是简图，描述用作本实施例磁道单元的ECC块；

图9是一张简图，描述本实施例的ECC块结构；

图10是一张简图，描述本实施例的间隔结构；

图11是一张简图，描述本实施例的另一种间隔结构；

图12是一张简图，描述在本实施例LBA访问下的示范性C2扇区布局；

图13是一张简图，描述在本实施例LBA访问下的另一示范性C2扇区布局；

图14是一张简图，描述在本实施例LBA访问下的又一另外示范性C2扇区布局；

图15是一张简图，描述本实施例的示范性ECC块结构；

图16是一张简图，描述本实施例的另一示范性ECC块结构；

图17是一张简图，描述本实施例又一另外示范性ECC块结构；

图18是一张简图，描述本实施例又一另外示范性ECC块结构；

图19是一张简图，描述在本实施例相对地址访问下的显示性C2扇区布局；

图20是一张简图，描述本实施例又一另外示范性ECC块结构；

图21是一张简图，描述在本实施例相对地址访问下的另一示范性C2扇区布局；及

图22是一张本实施例回放过程的流程图，

具体实施方式

下面，按下列次序通过参考附图描述本发明的一个实施例。

1、硬盘驱动器结构

2、伺服区

3、访问操作

4、ECC结构

5、LBA访问的ECC块设置

6、相对地址访问的ECC块设置

7、读出过程

8、应用例子

1、硬盘驱动器结构

图1原理性示出本发明一个实施例的HDD(硬盘驱动器)的整体结构。

如附图所示，HDD10配置有：CPU(中央处理器)11，ROM(只读存储器)/RAM(随机存储器)12，硬盘控制器13，缓冲器RAM14，数据读/写控制部分15，伺服控制部分16，及磁盘21。

磁盘21是单片或多片配置，并且单面或双面可记录(磁盘的正面和背面)。在磁盘21的记录面，配置有磁头。图1示出配置有两张磁盘21a和21b的结构，在磁盘上分别配置有两个记录/回放头(磁头)22a和22b。

在驱动单元的这样一种结构允许互相同心地重叠放置多张磁盘(盘片)。特别地，磁盘上相同的磁道号构成为圆柱形，并将产生的柱面相同地标号为该磁道号。

这里注意，如图1所示，仅当磁盘21在它一个表面为可记录时，磁盘21和记录/回放磁头22具有一一对应关系。

当磁盘21的正面和背面都可用于记录时，在其上配置两个记录/回放磁头。

在图1中，CPU11执行储存在ROM/RAM12内的控制码，以在HDD10运行时进行全过程控制。

磁盘控制器13经过接口17从连接到其上的主机(未示出)接收命令。然后，CPU11对该命令进行处理，而磁盘控制13将处理结果用作为基础，指示数据读/写控制部分15和伺服控制部分16，执行硬件操作。

来自主机经过接口的任何写数据，或从磁盘21读出的传送给主机的数据暂时储存在缓冲器RAM14内。

数据读/写控制部分15经过代码调制处理，以为实际记录建立数据图案，并然后经前置放大器25，将数据写到磁盘21上。数据读/写控制部分15也经前置放大器25从磁盘21获得读出数据，用于数据解调处理。

伺服控制部分16同时驱动音圈马达(VCM)23和主轴马达(SPM)24，以将磁头22控制在磁盘21上任何目标磁道上某一预定位置范围内。这里，音圈马达23用于移动与磁头22合并为一体的磁头臂，而主轴马达24是用于旋转磁盘21。伺服控制部分16也施加控制，在磁盘上制作伺服图案，以在任何预定位置上搜索磁头位置。

磁盘21上形成有同心的许多条磁道，作为数据储存部分。这些磁道从磁盘21的最外边缘开始向内侧顺次地编号为0，1，2，...。然后，磁道划分为扇区，每个扇区为数据读/写操作的最小单元。

例如，一个扇区内的数据量为512字节且是不变的。

实际用于记录的扇区除数据外，还包括头信息，误码校正码，或其他信息。

关于每条磁道提供多小个扇区，采用的是ZBR(分区位记录Zone BitRecording)，用ZBR，在外磁道可放置更多的扇区，外磁道比内磁道具有较长的周长。即，磁盘21的磁道不享有相同的扇区数。磁盘21按其径向划分为多个分区，每个分区含有相同的扇区数。

图3示出示范性的ZBR，在该例子中，磁盘划分为3个分区。这些分区从磁盘的最外边缘向内依次编号为0，1，2。每个分区含有多条磁道。

在图3中，每个分区进一步划分为扇区。在这图3的例子中，作为示意性例子(by way of)，分区0含有64个扇区，分区1含有32个扇区，而分区2含有16个扇区。在分区的切换时刻，特定的扇区数是如此确定的，以使磁道记录密度落在某一预定范围内，并且通过使主轴马达24旋转速度保持恒定，通过改变记录/回放时钟，或类似措施，增加每个磁盘的储存容量。

图2详细地示出图1的磁盘控制器13的内部结构。如附图所示，磁盘控制器13配置有CPU接口31，主机控制器32，缓冲器控制器33，伺服控制器34，磁盘格式器35，及ECC控制器36。在图2中，中空箭头表示数据流。

CPU接口31用作CPU11和RAM/ROM12之间的接口，并运行以将来自主机的命令通知CPU11，从CPU11接收该命令的处理结果，或其他信息。

主机控制器32与经接口17连接到其上的主机进行通信。

缓冲器控制器33对缓冲器RAM14和磁盘控制13元件内数据交换进行控制。

通过对VCM(音圈马达)23和SPM(主轴马达)24的操作进行控制，伺服控制器34从磁盘21的伺服图案中读取伺服信息，并将这样读取的伺服信息转送给伺服控制部分16。

磁盘格式器35进行控制，将缓冲器RAM14上的数据写到磁盘21上，或从磁盘21上读取数据。

ECC控制器36利用储存在缓冲器RAM14内的数据，以在数据写时产生附加的ECC码，或在数据读出操作时进行误码校正。

图2这样的磁盘控制器13从CPU11接收格式器控制信息和ECC控制信息。

在这里，如同这个例子中的访问方法，下面将描述：可以依据所谓的LBA(逻辑块地址)进行访问，或通过使用磁道基的相对地址进行访问。

遇到LBA访问的情况，在经搜索操作找到的磁道变成可访问后，格式器控制信息用作为格式信息，该格式信息用作为用于访问LBA指定扇区的格式信息。这格式器控制信息经CPU接口31传送给磁盘格式器35，用于在那里建立数据格式。

ECC控制信息用于ECC块的结构设置，该ECC块包含第一和第二误码校正码C1和C2。ECC控制信息也用于产生结构指令，以依据例如每个分区的扇区数改变ECC块结构。ECC控制信息经CPU接口31传送给ECC控制器36，在CPU接口31中设置ECC块结构，并对缓冲器RAM14进行访问，以执行某一预定的ECC处理。

遇到用磁道基的相对地址进行访问的情况，格式器控制信息用作为用于对磁道进行访问的格式信息，从由搜索操作找到的磁道变成可访问后的头扇区开始。这格式器控制信息经CPU接口31传送给磁盘格式器35，用于在那时建立数据格式。

例如，ECC控制信息用于ECC块的结构设置，该ECCF块包含磁道，或用于产生结构指令，以依据每个分区的扇区数改变ECCF块结构。这ECC控制信息经CPU接口31传送给ECC控制器36，在ECC控制器36内设置ECC块结构，并且对缓冲器RAM14进行访问，以执行某一预定ECC处理。

这样的控制信息，即，格式器控制信息和ECC控制信息，位于与图1的CPU11相关的ROM/RAM内。替代地，例如，这样的控制信息可以预先储存在磁盘21内，并在启动时，从磁盘21中读出，用于储存进缓冲器RAM14内。遇到这种情况，该控制信息可以从缓冲器RAM14传送给任何可适用的元件。

本实施例的HDD10是按上述构成，并具有这样的一种结构：这样进行数据访问控制，以不会引起如后面描述的旋转延迟。由此实现的是一种能使访问时间更短，并使数据传送速度更快的系统。同样地，通过使随机误码和突发误码在宽范围内变得误码可校正，并通过不降低传送速度，由此实现的是稳定的数据回放，并不需要再次操作。而且，在待访问的磁道内，通过排列紧随在执行搜索操作后的伺服帧内第二误码校正码(C2)的扇区，由此实现的是由扰动或其他因素引起的不良影响较少。

2、伺服区

图4示出磁盘21内示范性伺服区布局。

在图4中，径向的实线每条表示一个伺服区SRV(那些不是如图3的扇区分界线)。

在图4中的例子中，磁盘21含有伺服区，那些伺服区是按径向排列，由按径向的32条实线所指明。更特殊地，伺服区SVR不是按分区0，1，和2形成，每个分区是一个同心圆。它意指每个分区携带每条磁道32个伺服区SVR。这里注意：每条磁道32个伺服区SRV只是个例子。

在一个扇区含有512字节的情况中，每个扇区的大小(扇区容量sector size)小于磁道上任何两个伺服区之间的容量。因此，多个扇区放置在某一指定伺服区和那里下一个伺服区之间的磁道上。

这样的扇区布局主要依据ZBR分区基确定。即，一旦进行分区切换，放置在这样两个伺服区内的扇区数会显示化变。

在分区切换时间，特定的扇区数是这样确定的：使磁道记录密度落在某一预定范围内，并通过将主轴马达24的旋转速度保持恒定，通过使记录/回放时钟可变，或类似措施，增加每个磁盘的储存容量。

在图4的例子中，每条磁道假定含有32个伺服区。这不是限制性的，即使96个伺服区也可提供，类似地，那些是相对于磁盘径向排列，并且许多扇区放置在某一给定伺服区和那里下面另一个伺服区之间。

关于伺服带宽，为此，确定因素是每条磁道的伺服区数，磁盘旋转速度，伺服频率，及类似的，并依据系统需求进行设置。

如同由图4中的“A”指示的磁道部分，图5A和5B每张图示出放置在任意两个伺服区之间的某一指定示范性扇区。

图5A示出8个扇区放置在两个伺服区SRV之间的一个例子。

注意，夹在两个伺服区SRV之间的范围称作为伺服帧。在这意义上，图5A示出提供8个扇区作为一个伺服帧的一个例子。

图8B示出将8.5个扇区放置在两个伺服区SRV之间(在一个伺服帧内)的一个例子。

通过参考图5A和5B，扇区的长度是由主轴马达24旋转速度，记录/回放时钟，或其他因素确定的。然而，扇区不是必需放置在两个伺服区之间。

如果是这种情况，如图5A例子，首先放置能安装在伺服区之间的最多扇区数，而剩余空间可以留作为自由空间，并不用作为扇区。替代地，如图5B的例子，剩余空间可用于放置扇区，如果不足以放置一个扇区，剩余部分可以放置在下一个伺服区内，以获得更高的有效度。

伺服区SRV例如是负责磁道位置控制。更详细地，当磁头22使磁头移动一段轨迹，以更接近于伺服区SRV时，获得的是告知：是对准磁道或偏离磁道的信息。

这里假定：在数据读出操作时，由于例如振动的扰动引起的磁道偏离位置的情况。当磁道偏离位置达到某一相当程度时，又从开始起执行全部的伺服控制。换句话说，中断数据读出操作，并然后，在能对任何目标磁道进行访问后的开始处再次启动。

3、存取操作

如前面描述的，可能的访问方法包括LBA访问及用磁道基的相对地址进行的访问。LBA访问一般对HDD相当流行，并这样，因此在这里不再详细描述。这里描述的是用磁道基相对地址的地址方法。

用这种访问方法，在HDD(硬盘驱动器)10中，从磁头22所处的扇区开始，对磁道进行访问。这里，扇区号在一条磁道上是可变的，并能考虑它们相对的位置提供。

这使磁道上的任何扇区都可访问，即，通过将一条磁道看作为一个访问单元，以使必定能捕获搜索启动的定时，可消除例如未来预测的某一不确定处理的需要。更好地，由于磁道的任何磁扇区是可访问的事实，不会产生旋转延迟。由此，利用搜索频率的最小化，能有利地缩短访问时间。

为了将数据写进某指定磁道，它的每个扇区都配置有相对于能首先访问的扇区的一个位置。

为了数据读出操作，首先访问的扇区是首先经受数据读出操作，并基于相对位置扇区号，在缓冲器RAM14上展开。这样，对有待首先读出的扇区就没有限制。

图6A和6B两张图原理性示出一种由磁盘21的磁道使用的示范性扇区格式，允许这样一种操作。

如图6A中所示的，扇区包括：相对位置数据，数据主体，及ECC，所有这些称作为误码校正范围和记录范围。特别地，相对位置数据表示磁道上扇区的相对位置，并提供ECC，全部应用于扇区区域内的误码校正。

具有这样一种结构：相对位置数据包含在误码校正范围内，作为标题。即使在扇区内产生随机误码，通过误码校正，使相对位置数据变成可恢复的。因此，由此实现的是平滑的磁盘访问操作。

还更好的，虽然给每个扇区赋予用于记录扇区地址的一个ID区，记录在其中的不是绝对位置，而是相对位置。另外，由于能减少ID区的大小，并因此，这种ID区大小的减少能增加扇区数据主体可用的字段大小，由此成功地导致有效地使用储存区。

对于将数据进磁道，扇区配置有它们自己的相对位置，是从首先开始访问的扇区开始。使用相对位置和原来储存的数据，产生用于储存到相应扇区的ECC数据，即，相对位置字段，数据字段，及ECC字段。是从首先访问扇区开始进行数据写操作，并这样不会引起旋转延迟。

另一方面，对于数据读出操作，磁道上首先访问的扇区首先经受数据读出操作，并依据由相对位置字段获得的扇区位置，在缓冲器RAM14中确定数据的储存位置。如此，即使从任意一个扇区开始数据读出操作，缓冲器RAM14使用该相对位置，作为数据重新排列的基础。由此，已经储存在磁道内的数据能按原次序重建。更好地，从首先访问的扇区开始数据读出操作，并这样不会引起旋转延迟。

图6B原理性示出另一种示范性扇区格式，是由本实施例HDD10中的磁盘21的磁道使用的。

同样在这样例子中，类似于上述的，扇区包括：相对位置数据，数据主体，及ECC，所有这些称作为误码校正范围。然而，不同于图6A的例子，相对位置字段不是记录范围的一部分。这样，由于相对位置字段的大小，扇区中数据主体可用的字段大小能大于上面的例子。由此，成功地导致更有效地使用储存区。

对于数据写进磁道，扇区配置有它们自己的相对位置，该相对位置是从首先开始访问的扇区开始。使用相对位置和原来储存的数据，仅用记录数据和ECC数据产生储存进相应扇区的ECC数据。从首先访问的扇区开始数据写操作，并这样不会引起旋转延迟。

另一方面，对于数据读出操作，磁道上首先访问的扇区首先经受数据读出操作，并用ECC数据进行误码校正，以致又产生还没有写进扇区的相对位置。然后，产生的相对位置用作确定缓冲器RAM14的存储位置的基础。如此，即使从任一个扇区开始进行读操作，缓冲器RAM14能按原次序重建已经储存在磁道上的数据。更好地，是从首先访问的扇区开始进行数据读出操作，并这样不会引起旋转延迟。

下面描述的是依据上面这样的一种扇区格式，在数据记录/回放时与主机进行示范性通信。

本实施例的HDD10执行如下的通信：对于数据写操作，相应于来处主机的一条命令，该主机经过接口17连接到HDD10。

主机首先发送一条有关HDD10的数据写命令。响应该条命令，HDD10搜索地址区当前访问次序，该地址区含有最小搜索时间，并将结果通知主机。

一旦从HHD10接收的该通知，主机传送通知地址区大小的数据内容，例如，字节计数，及扇区数量。然后，HDD10使接收的数据内容经受磁道基的写操作。

这里，如同上面描述的，这些扇区已经分配有关于数据写进磁道上的访问开始位置的相对位置信息。这样，在写请求时，主机侧不需要担心例如柱面号与，磁头号，及扇区号的信息，这些信息表示在那里特别写入数据。由此也不需要给出特别的指令。

替代地，从HDD10侧通知给主机的地址区只不过是内容号，用于识别来自主机的写数据请求的内容。

在HDD10侧，准备好换算表，用于在内容号和磁盘21上的物理存储位置之间进行换算。

由于进行磁道基的磁盘访问的事实，这样一种换算表可以是例如图7所示的一种。更特别地，换算表携带磁道号和磁头号，每一条相应于它自己可用内容号。

这里注意，换算表不包含CHS系统的扇区号。这是因为，具有下列原因换算表不需要给出指令：首先开始访问那个扇区。即在示范性结构中，扇区已经分配有相对于头扇区的相对位置信息，从该头扇区开始访问，用于将数据写在磁道上，不论首先访问磁道上那个扇区，依据这样的相对位置信息，按原次序重建这些数据。

这换算表写入缓冲器RAM14。当从主机提供写数据时，通过由磁盘控制器13或CPU11执行软件，进行这样的换算表写操作。

本实施例的HDD10按下面执行通信，响应于来自主机的命令进行数据读出操作，该主机经过接口17连接到HDD10。

主机首先发出关于HDD10的数据读出命令。该读出命令表示那个内容号是目标。

在响应中，依据这样指明的内容号，HDD10从图7的换算表中指定目标磁道，进行有关磁头22的搜索操作。其后，通过遵循地址区的次序传送磁盘21上的数据，地址次序是在数据写操作时刻的响应结果。

这里，当存在这样的数据读出操作请求时，指定任何想要的内容号能消除主机侧担心例如柱面号，磁头号，及扇区号的信息需要，这些信息是特别写入的(PBA)。

如上面所述的，在HDD10中，从磁头22所处的扇区开始对磁道进行访问。通过将磁道看作为一个访问单元，能消除例如未来预测的未确定处理的需要，以使必定能获得搜索启动定时。更好地，由于磁道上任何扇区可以访问的事实，不会引起旋转延迟，并且直接在搜索操作后的任意磁头位置起开始进行数据读/写操作。由此，使搜索频率最小化能有利地缩短访问时间。

按下列方式执行这样的磁盘访问操作。即，用CPU11获得的命令处理结果作为基础，磁盘控制器13为数据读/写控制部分15和伺服控制部分16做出一条硬件操作指令。

4、ECC结构

如上面描述的，对于HDD10按磁道基进行访问，适当地考虑到，是否使磁盘21形成有磁道基本单元的ECC块。

采用LBA访问时，含有磁道基本单元的这些ECC块信息不是必需的，但它的确要进行。

在下面中，示范的是含有磁道基本单元的ECC块信息的情况。

图8A和8B都示出含有磁道基本单元的示范性ECC结构。

在图8A例子中，磁盘21划分为分区(zone)，并将分区n取作为一个例子，以示出ECC块结构。即，如同分区n内的虑线磁道TK，ECC块包含一条磁道，作为它的配置单元。

ECC块包括：第一误码校正码C1，负责中间扇区校正；及第二误码校正码C2，负责内扇区校正。

第一和第二误码校正码C1和C2构成误码校正单元(ECC块结构单元)，含有磁道基本单元。在每条磁道中，这样的ECC块结构单元决不是复数的。

图8B示出另一种示范性ECC块。同样在这个例子中，磁盘21划分成分区，并将分区m取作为一个例子，示出ECC块结构。在这个例子中，在分区m中ECC块配置3条磁道。这里注意，该配置单元示范为一条磁道的整数倍，并不的确限制于3条磁道。

同样在这个例子中，ECC块包括：第一误码校正码C1，负责中间扇区校正；及第二误码校正码C2，负责内扇区校正。第一和第二误码校正码C1和C2构成误码校正单元(ECC块结构单元)，含有磁道基本单元。在每条磁道中，这样的ECC块结构单元决不是复数的。

图9示出磁盘21的ECC块结构，含有采用的图8A和8B的ECC块结构。

在这里，作为ECC校正码，示范性使用的是具有8个字符长的Reed-Solomon码。

这里假定：某一特定磁盘的某一特定分区的每条磁道含有768个有效扇区。扇区由4个间隔构成，带有512字节数据，4字节CRC(交叉检验码)，及总共含有48字节的C1。

具有图9的示范性ECC块结构，从扇区0到703的704个扇区用作数据区，而从扇区704到767的64个扇区用作C2区。C2区由4个间隔(interleave)构成，每个间隔例如含有16个扇区。

具有该情况的这样一种结构，ECC块总共含有768个扇区，用作相应分区中的一条磁道。同样地，能实现磁道单元。

现在考虑的是上述例子中的误码校正能力。

关于随机误码，使用C1允许每个扇区多达24个字节的误码校正(如果字节消失信息可用，长度可达48字节)。

关于突发误码，使用C2允许每条磁道的误码校正长达32个扇区(如果使用CRC结果，可达64个扇区)。

这里，考虑到可能误校正，或其他因素，实际设置误码校正的最大个数。例如，替代最多的32个扇区，可将24个扇区设置成可校正的。并且这样的设置可使误校正的可能性尽可以地接近于0。

替代地，相同方法的可应用在ECC块为给定的扇区数，而不是磁道单元的情况。

如果是这种情况：ECC块单元的大小可以减少，例如，ECC块含有192个扇区(＝176个扇区的数据+16个扇区的C2)。

现在描述的是为什么使用这样的误码校正块的原因。

许多传统的HDD系统，仅可用依据扇区基的误码校正，该扇区含有512字节数据和信息比特。

因此，虽然在扇区中产生的随机误码可经受误码校正，在误码校正范围外的任何随机误码或任何突发误码，即跨扇区的连续误码是不能校正的。

在这种情况中，通过再次操作或其他方法，能将任何可能的读误码减少到某种能级(level)或更低能级。然而，这里的问题是，一旦执行这样的再次操作基本上意指更长的磁道访问。

尽管上面通过磁道基访问能获得更短的访问时间，再次操作终究增加访问时间，引起数据读出时间的进一步延迟。

示范性地在涉及AV内容的系统中，对于HD(高分辨率)回放，特定回放，或类似回放，通常需要高的传送速度，并这样，即使在扇区产生任何不可校正的读误码，就时间面言，不允许再次操作。如果是该情况，在现在的环境下，没有选择，但必须经过不进行误码校正的处理过程，连续地不顾回放质量。

为了改进，当用上面ECC结构进行稳定的数据回放时，尝试尽可能多地消除这样一种情况：由于不能利用误码校正需要再次操作。

更具体地，除了是传统的扇区基误码校正的C1校正外，另外执行能进行内扇区校正的C2校正。含有C1和C2两者的误码校正单元(ECC块)可以如此地构成，以使包含例如一条磁道。

如果含有C1和C2两者的ECC块包含一条磁道，该条磁道称作为访问单元，由此导致无旋转延迟的数据访问控制。即，能够缩短访问任何希望的数据存储位置所化的时间。更好地，具有使磁道不允许携带两块或多块ECC块的一种设置，即使ECC结构是多条磁道的单元，能类似地实现无旋转延迟的数据访问控制。

在图9中，用含有8个符号长度的Reed-Solomon码，应用含有间隔的512字节数据。

图10和11两者示出一种示范性情况，间隔施加在本实施例的ECC结构内。

在图10和11中，间隔应用到扇区n，而扇区包括：4字标题，512字节数据，及4字节CRC。这样的一个扇区划分为4段，并对每划分结果，添加12字节的ECC码C1。

作为一个例子，间隔0含有：1字节标题，128字节数据，及1字节CRC连同添加的12字节奇偶校。这类似地应用于间隔1，2，及3。

如同下面，在扇区内放置间隔，即，间隔0放置在第0扇区，间隔1放置在第1扇区，间隔2在第二扇区，间隔3在第三扇区，而在第四扇区，又放置间隔0。

在每个间隔中，首先出现4字节标题，其次出现512字节数据，第三出现4字节CRC。在CRC后，跟着C1码。

图10的例子示出作为由间隔划分结果的布局(placement)，而图11示出地址0到567位于存储器内的例子。

图10和11的例子是同样在图9中扇区基的两种情况，即，一个扇区包含：4字节标题，512字节数据，和4字节CRC，及ECC码C1，ECC码C1总共有48字节，而该扇区主要用作为磁盘21上的记录扇区。

这里注意，实际记录的数据另外配置有：帧头(preamble)，同步信号，帧尾，或其他信号。作为替代的扇区结构，没有标题文件的格式或没有CRC的格式是可能的。

对于这样的间隔结构，一种确定因素可以主要是硬件结构。用具有8字符长的Reed-Solomon码，可以使用如图10所示按C1方向的间隔结构，C1方向即为扇区方向。

这里，上述的间隔可以应用到负责内扇区ECC的C2。遇到这种情况，在图10中，通过用按C2方向扩展的扇区替代数据字段内的字节，可实现类似的结构和效果，C2方向即为与扇区垂直的方向。

在上面的例子中，扇区假定为512字节数据。这不仅是扇区大小的选项，并例如，扇区可为1024字节或2048字节数据，以为每个扇区或在扇区之间实现按类似于上面的方法构成的ECC块。

在ECC块包含一条磁道的情况中，一旦进行有关磁盘21的分区切换，每条磁道的扇区数是变化的。这样，用ECC奇偶校数相同的结构，误码校正能力将显著地随分区而变化。

作为为此采取的措施，可以依据分区基改变ECC块结构，以使误码校正码的随机性落在某一给定范围内。如此，磁盘磁道上的误码校正能力能处于相同的能级上。

在图3的例子中，每条磁道，分区0含有64个扇区，分区1含有32个扇区，而分区2含有16个扇区。这些分区都有相同的旋转速度，但具有不同的工作时钟，以使每个分区的磁道记录密度落在某一给定范围内。

在这种情况中，对于每个扇区，ECC添加有C1。C1的结构是不变的并保持相同，特别地，例如，如同图9的结构。

关于C2的结构，分区0含有64个扇区，它们中的8个扇区是C2奇偶校。类似地，分区1含有32个扇区，它们中的4个扇区是C2奇偶校，而分区2含有16个扇区，它们中的2个扇区是C2奇偶校。

这样一种结构使各个分区中每磁道的数据扇区对C2奇偶扇区的比率保持恒定，并使分区内的C2校正能力均匀。

这里注意，使用实际格式，ECC部分的随机性可以如此地设置，以致落在某一给定范围内。这是因为存在几个可分的数字，例如分区和扇区数之间关系。

同样地，除了含有C1+C2结构和含有间隔结构外，用分区基的可变ECC结构，可控制ECC部分的随机性，以落在某一给定范围内；在宽范围内，即磁盘磁道内，的随机误码或突发误码可利用误码校正，能达到稳定的数据回放。所述C1+C2结构带有包含一条磁道的ECC块。

在这个例子中，ECC结构的C1部分是不变的，但其上的C2部分是可变的。由此，ECC部分的随机性，即，误码校正能力可进行控制，以落在某一给定范围内。替代地，用依据分区基可变的C1部分，而不是不变的C2部分，可控制误码校正能力，以落在某一给定范围内，或可全面地控制C1和C2，来控制误码校正能力，以使落在某一给定范围内。

5、LBA访问的ECC块设置

虽然ECC块结构基本上与上面相同，这里实施的是按下面的ECC块结构：在该结构中，作为对准磁道扇区放置，C2扇区放置位于头部的某一伺服帧内，从直接在对磁道的搜索操作完成后的所述头部伺服帧开始进行访问。

关于这样的ECC块结构，描述的是：用LBA访问的一种情况；及用上述的磁道基相对地址的访问方法的一种情况。

通过参考图12到14，首先描述的是用LBA访问的情况。

图12详细地示出上面例子的扇区布局。在这情况中，访问单元不限制于磁道，每个扇区赋予一个LBA。

图12原理性示出分区1的两条磁道中的扇区布局，分区1位于磁盘21的中部，磁盘21含有分区0，1，和2，如图3所示。这里示范的是分区1内磁道的情况，每条磁道含有32个扇区，类似于上面。

附图示出两种径向直线，即，粗实线和细实线。每条细线表示扇区边界，而每条粗线表示伺服帧边界和扇区边界。例如，在每条磁道内，粗线意指在那里构成一个伺服区SRV(参考图5)，而在粗线之间的区域是伺服帧。

在图12的例子中，在分区0，1，和2内，所有磁道每条都划分为8个伺服帧。由于分区1内磁道含有32个扇区的事实，其上的伺服帧含有4个扇区。

如附图所示，在分区1内任何指定的2条磁道(TK1和TK2)都顺序地赋予例如从“1”到“64”的LBA号。这里，这些“1”到“64”是描述性数字，并实际上用作为LBA号，LBA号都赋顺序地赋给从磁道最外磁道边缘朝内的所有磁道。

在分区1磁道TK1内，扇区赋予“1”到“32”的LBA号，而在下一条磁道TK2内，扇区赋给“33”到“64”的LBA号。在这种情况中，通过使磁道偏斜，磁道TK1的头扇区“1”和磁道TK2的头扇区“33”都不对准磁道，磁道偏斜是由有关旋转速度，伺服区，或其他因素的信息确定的。

磁道偏斜具有伺服帧的单元，含有磁盘上多个径向提供的伺服区。

即，因为搜索操作是从到某一条磁道到下一条磁道进行的，头扇区是如此设置，以致考虑到由于磁盘旋转，放置磁道时使磁道偏斜一个伺服帧，而磁道跳变所化的时间如箭头TJ所指。

首先访问磁道TK1内扇区“1”到“32”，并然后访问磁道TK2内的扇区。在这时，因为使头扇区偏离磁道放置，在经过搜索操作后从扇区“33”开始访问需要有更短的等待时间。

数据读出操作时的LBA访问从图12的磁道TK1的LBA“1”开始到“32”，并然后用搜索操作经过磁道TK2后的LBA“33”到“64”。

在这个例子中，磁道具有ECC块结构，并在分区1的32个扇区内(外？)，26个扇区是数据扇区，而6个扇区是C2扇区。

参考图12，磁道TK1含有LBA“1”，“5”，“9”，“13”，“17”，和“21”的C2扇区，并在下一条磁道TK2，C2扇区是LBA“33”，“37”，“41”，“45”，“49”，及“53”。

它意指：至少包括在搜索操作后的头伺服帧内的头扇区(磁道TK1的LBA“1”，或磁道TK2的LBA“33”，并同样地在随后的5个伺服帧，它们的头扇区每个含有C2扇区。

图13示出另一种示范性结构。

类似于图12的例子，在数据读出操作时的LBA访问从磁道TK1的LBA“1”开始到“32”，并然后用搜索操作经过磁道TK2后的LBA“33”到“64”。在这个例子中，磁道同样地具有ECC块结构，并在分区1的32个扇区内(外？)，26个扇区是数据扇区，而6个扇区是C2扇区。

在图13的例子中，磁道TK1含有LBA“1”，“2”，“5”，“6”，“29”，及“30”的C2扇区，而在下一条磁道TK2，C2扇区是LBA“33”，“34”，“37”，“38”，“61”，及“62”。

它意指：至少包括搜索操作后的头伺服帧内的头扇区(磁道TK1的LBA“1”，或磁道TK2的LBA“33”)，并同样在它的前面和后面的伺服帧内，它们的头扇区每个含有C2扇区。在每个伺服帧内，也使头扇区和随后的扇区变为C2扇区。

图14示出又一另外示范性结构。

类似于图12的例子，数据读出操作时的LBA访问是从磁道TK1的LBA“1”开始到“32”，并然后用搜索操作经过磁道TK2后的LBA“33”到“64”。在这个例子中，磁道同样地具有磁道的ECC块结构，并在分区1的32个扇区内(外？)，26个扇区是数据扇区，而6个扇区是C2扇区。

在这图14的例子中，磁道TK1含有LBA“1”，“4”，“5”，“8”，“29”，及“32”的C2扇区，而在下一条磁道TK2，C2扇区是LBA“33”，“36”，“37”，“40”，“61”，及“64”。

它意指：至少包括搜索操作后的头伺服帧内的头扇区(磁道TK1的LBA“1”，或磁道TK2的LBA“33”，并同样在它的前面和后面的伺服帧内，它们的头扇区每个含有C2扇区。在这些伺服帧内，它们的尾扇区同样是C2扇区。

这样的3种布局例子都相同于图9例子的ECC块结构的记录/回放，在这些例子中，C2扇区复数地提供在它们预定位置的ECC块内。图15到17的例子都示出这样一种情形。

图15到17的例子分别含有与图12到14例子的分区1内的磁道相一致的结构，并且例如，为一条磁道示出构成ECC块的扇区。在那里，一条磁道包含8个伺服帧，SF1到SF8。

在那些例子中，LBA号从头扇区“3FC”开始。

图15示出带有图12例子情况中的扇区布局，即，头扇区是给定伺服帧内的C2扇区，该给定伺服帧包括头伺服帧。在这种情况中，C2扇区是扇区“3FC”，“400”，“404”，“408”，“40C”，及“410”。

如图15的例子，例如作为含有C2扇区的ECC块格式，及数据写入某一指定磁道的结果，含有头伺服帧的给定伺服帧数的头扇区(the head of)将是C2扇区，如图12所示。

这里假定：图12的磁道TK1内的LBA“1”实际是“3FC”，形成的是含有如图15的C2扇区的ECC块。并且如果对磁道TK1进行数据写操作，C2扇区将是“1”，“5”，“9”，“13”，“17”，及“21”，如图12所示。

同样在下一条磁道TK2，形成的是带有按图15所示构成的C2扇区的ECC块，并在那里的数据写操作使扇区“33”，“37”，“41”，“45”，“49”，“53”，及“57(33？)”变为C2扇区。

即，通过依据LBA写入ECC块数据，在数据读出操作时，从对准磁道后直接开始数据读出操作起的头伺服帧的头扇区可配置有ECC块的C2扇区。

图16示出在具有图13例子的情况中的扇区布局，并在头伺服帧和它前面及后面的伺服帧(SF1，SF2，及SF8)中，从头开始的两个头扇区都是C2扇区。在这种情况中，扇区“3FC”，“3FD”，“400”，“401”，“418”，及“419”都是C2扇区。

同样地，图16的例子，作为含有C2扇区的ECC块信息，及依据LBA将数据写入某一指定磁道的结果，头伺服帧和它的前面和后面伺服帧的头部起的两个扇区将都是C2扇区，如图13所示。

图17示出具有图14例子的情况中的扇区布局，并在头伺服帧和它前面及后面的伺服帧(SF1，SF2，和SF8)内，它们的头扇区和尾扇区都是C2扇区。在这种情况中，扇区“3FC”，“3FF”，“400”，“403”，“418”，及“41B”都是C2扇区。

同样地图17的例子，作为含有C2扇区的ECC块信息，及依据LBA将数据写入某一指定磁道的结果，头伺服帧和它的前面和后面伺服帧的头扇区和尾扇区将都含有C2扇区，如图14所示。

上面三种布局都举例来进行描述，在这些布局中，一条磁道含有32个扇区，包括是C2扇区的6个扇区；及一个伺服帧，含有4个扇区。图18示出更普通的示范性扇区布局，在该布局中，C2扇区复数地放置在ECC块内它们的预定位置。

图18示出由一条磁道或n条磁道构成ECC块的扇区，作为一个例子，在该例子中，LBA号是从3FC开始。

假定在一个伺服帧内能容纳10个扇区，C2扇区伴随着9个扇区，都用作为图18的数据扇区。即，作为图12(图15)的例子。含有头伺服帧SF1的预定伺服帧数的头扇区都是C2扇区。

上面例子的这种C2扇区布局的原因如下：

当按用搜索操作所需的较高速度成功地进行数据读出操作时，为了保持某一给定传送速度，可能存在一种情况：纵然发生那些情况，通过再次操作难以恢复读误码。更差地，如果产生例如振动的任何扰动，将会更频繁地产生读误码，并经常在搜索操作和对准磁道后直接开始数据读出操作的区域附近区产生。因此一种可能的原因是：例如不能足够稳定地进行磁道定位。

这里考虑的是直接在搜索操作后的数据读出操作是非常不稳定的一种情况，或是产生的扇区误码比预期的更多，并超过为ECC块设置的C2校正能力的一种情况。在任何扰动状态下，这样扇区误码是由于搜索操作后直接进行数据读出操作产生许多误码引起的。

当不可能进行误码校正时，实际上未经误码校正处理或其他处理，就输出读出的数据。观察到许多误码的扇区区域是在刚开始数据读出操作的区域附近。

在这样的环境下，如在本发明实施例中，通过将是冗余扇区的C2扇区放置在刚开始数据读出操作时所处的区域附近，即，在头伺服帧内，即使不能校正那些误码，能够减少由于误码引起的数据损失。

作为一个例子，按这样一种方式为数据写操作产生一块误码校正块：在搜索操作达到某一指定磁道后，负责第一磁道读出操作的伺服帧的头扇区是C2扇区。由此，在读访问时，紧随在开始读操作后的扇区可以是作为冗余部分的C2扇区。

更特别地，通过形成至少含有一个在其头部的C2扇区的误码校正块，在紧随对准磁道后的C2扇区开始读访问。

在这种情况，假定：误码是由扰动或其他因素引起的，在部分C2扇区更可观察到不正确的扇区。

这样，这允许数据输出，对没有恢复的已经输出的任何不正确扇区的影响较小。这是因为这样的不正确扇区常常发生在冗余扇区。因此，由此实现的是更稳定的数据回放。

如同从上面明白的，应高效地考虑：数据读出操作开始的伺服帧SF1的头扇区是否是如同上面的C2扇区。

在这里，将含有紧随伺服帧后的头扇区的一个或多个扇区分配给任一个给定C2扇区是完全留给系统判断处理。

例如，当例如扰动的扰动处于高能级时，对任何期望给定偏斜所需的搜索时间将更长。这样，可将直接在对准磁道后开始数据读出操作的位置可以放置到某一相当的宽度。如果考虑到由扰动引起的这样的搜索时间差，如上面的例子，较佳地应考虑：是否将C2扇区放置在除头部的伺服帧外的伺服帧内，例如，在头部伺服帧后面的给定数目的伺服帧内。或在头伺服帧前面和后面的伺服帧内。

而且，如果考虑到在扰动状态持续一段时间下在搜索操作后混乱状态的事实，如图13例子，应当有效地考虑是否用C2扇区替代伺服帧内头扇区后的预定数目的扇区。

此外，如果考虑到误码常常发生在伺服帧内尾部的扇区内，应当有效地考虑是否用伺服帧内的C2扇区替代头扇区和尾扇区。

在图12到14中，示范的是ECC块结构是(be of)磁道基的情况，但这当然不是限制性的。即，即使当ECC块结构不是磁道基的，而是扇区的数目，类似地，通过具有这样一种结构：在经搜索操作将目标移到某一磁道后的磁道中，首先读取的扇区是C2扇区，可按更稳定的方式实现数据回放。

在上面的例子中，在ECC块内C2扇区数可如此地设置，依据ECC块内扇区数获得给定的冗余，并在图12到14的例子中，32个扇区中6个扇区是C2扇区。这当然只是一个例子，并且伺服区的数目也是一个例子。

实际上，将C2扇区数设置成能在ECC块内获得扇区的某一给定冗余，在各个分区中，该ECC块包含一条或多条磁道。同样依据伺服帧数放置这样的C2扇区。

例如，在ECC块含有一条磁道并划分成每条磁道约1000个扇区，及一条磁道含有96个伺服区的情况中，至少将在该磁道上所有96个伺服帧的头扇区称作为C2扇区。

即使具有这种冗余或伺服帧数，C2扇区可复数地放置在头伺服帧附近的伺服帧内。如上面描述的，至少应较佳地考虑到：将C2扇区放置在从对准磁道开始读操作的伺服帧附近区的伺服帧内，或放置在经常发生误码的任何位置，即，伺服帧的头扇区，在头扇区后面的扇区，尾扇区或类似扇区。

6、相对地址访问的ECC块设置

参考图19到21，接着描述的是采用相对地址进行磁道基访问方法的一种情况。

图19详细地示出扇区布局。在这样一种情况中，访问单元是磁道，并如已经描述的，每个扇区赋给它的相对地址。

类似于图12的例子，图13原理性地示出分区1内2条磁道的扇区布局。分区1内每条磁道含有32个扇区，每条磁道形成有8个伺服帧，分区1内的伺服帧包含4个扇区。

在这个例子中，磁道是ECC块结构，并在分区1的每条磁道32个扇区内，24个扇区是数据扇区，而8个扇区是C2扇区。

如附图所示，分区1内任何特定的2条磁道(TK1和TK2)赋给从“1”到“32”的相对地址。这里，这些相对地址“1”到“32”是按写访问时的次序赋给磁道的那些相对地址，并不是固定地赋给磁道扇区的物理位置。

含有相对地址“1”的磁道TK1的扇区是在对磁道TK1经搜索操作后首先变得可进行写访问的一个扇区。

假定在分区1的磁道TK1内的磁道TK1和TK2成功地进行数据写操作，扇区赋给相对地址“1”到“32”，并在下一条磁道TK2，扇区同样赋给相对地址“1”到“32”。在这样的情况中，在磁道TK1和TK2的头扇区“1”之间的位置位移是在从磁道TK1到TK2进行搜索操作后的访问之前的位移。这不必与上述的磁道偏斜相同，上述磁道偏斜是由含有旋转速度，伺服区或其他的信息确定的。

依据相对地址的写访问首先从图19的磁道TK1的相对地址“1”到“32”开始进行，并然后，在用搜索操作经过磁道TK2后的相对地址“1”到“32”。

在图19中的这个例子中，磁道TK1包含含有相对地址“1”，“5”，“9”，“13”，“17”，“21”，“25”，及“29”的C2扇区，而下一条磁道TK2包含含有相对地址“1”，“5”，“9”，“13”，“17”，“21”，“25”，及“29”的C2扇区。

这样的布局例子等同于图9的ECC块结构的记录回放，在该布局例子中，C2扇区放置在含有头扇区的它们给定位置的ECC块内。图20示出这样一种情形。

图20示出例如构成磁道ECC块的一个扇区。不像图19的例子，在该例子中，一个伺服帧含有4个扇区，图20示范的是一个伺服帧含有10个扇区的一种情况。

如附图所示，按这样一种方式形成ECC块结构，以使伺服帧SF1，SF2的头扇区，及含有相对地址“1”，“11”，“21”及其他的其他扇区都是C2扇区。在这样的ECC块形成后，并在顺序对磁道TK1和TK2进数据写操作后，各条磁道伺服帧的头扇区将都是C2扇区。

即，按这样一种方式形成用于数据写操作的误码校正块：以使至少头扇区是每个伺服帧的C2扇区，在读访问时，开始进行数据读出操作的扇区将是作为冗余部分的C2扇区。

更详细地，通过依据扇区数目n，将C2扇区和(n-1)个数据扇区放置在伺服帧，伺服帧内的头扇区将总是C2扇区。

如同上面描述的，无论何处经搜索操作获得对准磁道位置，通过从该位置进行写或读访问，相对地址访问能方便地消除旋转延迟。

换句话说，因为用LBA访问，紧随搜索操作后的头伺服帧是不能改变的。即，磁道上的任何伺服帧能用作为“头伺服帧”，直接在经过搜索操作后，从该“头伺服帧”开始进行读访问。

如果是这种情况，因为每个伺服帧可以是“头伺服帧”的事实，如图19所示，应当明白：较佳地应考虑将每个伺服帧内的头扇区构成为C2扇区。

在读访问时，这允许直接在对准磁道后的C2扇区开始进行读访问，有利地导致对含有误码的扇区的数据输出影响较小，这些数据是未经恢复已经输出的数据。

特别地，更稳定的数据回放的原因与上面用LBA访问的描述相同。

而且，如同用相对访问方法描述的，就传送速率而言，有利于消除旋转延迟。

如图19，一条磁道配置有32个扇区，其中含有8个C2扇区，是一种示范性情况。

实际上，将C2扇区的数目设置成：能用ECC块内的扇区获得某一给定的冗余能级，该ECC块包含一条或多条磁道。同样地，C2扇区的布局取决于伺服帧数。

例如，在一个示范性例子中，ECC块含有一条磁道，并划分为约每条磁道1000个扇区，而一条磁道含有96个伺服帧，磁道上所有96个伺服帧内至少头扇区可以是C2扇区。

当然在全部或部分伺服帧内，当然，头扇区和它随后扇区都可以C2扇区，或者头和尾扇区可以C2扇区。

例如，如果考虑到由例如振动的扰动引起的这种搜索时间差，应当较佳地考虑到：是否用C2扇区全部替代伺服帧内在头扇区后面的某给定数目的扇区。

而且，如果考虑到误码常常发生在伺服帧内尾部的扇区内，应当有效地考虑：是否用伺服帧的C2扇区替代头扇区和尾扇区。

用相对地址访问，考虑的可以是未给磁道内全部伺服帧提供C2扇区，而只是给部分伺服帧提供C2扇区，如图21的例子。如果是这种情况，下面的情况就变成为一个问题。

用相对地址访问，没有暗示，哪个伺服帧将是上述的“头伺服帧”。如果是这种情况，如果只有部分伺服帧配置有C2扇区，在数据读出操作时，直接在对准磁道后的扇区不总是C2扇区。

这样，在只有部分伺服帧配置有C2扇区的情况中，当通过同时成功地进行写访问，多条磁道经受数据写操作时，需要按这样一种方式进行一次操作控制，直接在对准磁道后开始读取的扇区是第二条磁道的C2扇区(这个例子中为磁道TK2)，并其后复数地提供那些外的扇区(P)。

如上面描述的，用相对地址访问，任何扇区可用于磁道的数据写/读。从任何可写扇区起进行相对地址分配，并在这种理解上，每个扇区可用于写操作。在数据读出操作时，依据相对地址，在缓冲器RAM14上重排列磁道的读扇区数据，并这样，任何扇区可用于读操作。

即，可访问磁道上任何扇区。这样，通过从直接在搜索操作后的任意磁头位置进行数据读/写操作，能够消除旋转延迟，如上面描述的。

这意指：在数据读出操作时，不需要从含有相对地址“1”的扇区开始数据读出操作。

这里考虑到的是一种示范性情况：C2扇区是含有相对地址“1”，“2”，“5”，“6”，“9”，及“10”的扇区，如图21所示。

首先示范的是对图21的磁道TK1对进行搜索操作的一种情况。在对准磁道后，不管可读扇区含有什么相对地址，可从磁道的该扇区开始进行读访问。例如，直接在搜索操作后的磁头位置位于含有相对地址“17”的扇区，对顺序地含有相对地址“17”，“18”，...，“32”，“1”，“2”，...及“16”的扇区进行访问。这成功以消除旋转延迟。

对于下一条磁道TK2，如果采用相同的方式，在读出扇区“16”后，直接进行搜索操作。然而，遇到这种情况，在扇区“17”附近对准磁道的磁道TK2，即，紧随对准磁道后的第一扇区将不能变为C2扇区(扇区“1”，“2”，“5”，“6”，“9”，及“10”中的任何一个扇区)。结果，不能实现上面描述的反对扰动的这种效果。

在其中的考虑中，如果第一磁道需要，在旋转延迟后有两种可能的方式。即，在第一种方式中，从含有相对地址“1”的扇区开始进行读访问，或在第二种方式中，首先对一条磁道进行读访问，并当出现含有相对地址“32”的扇区时，对下一条磁道进行搜索操作。

当采用第一种方式时，并当从含有相对地址“1”的扇区开始进行读访问时，首先对对准磁道TK1进行搜索操作以达任何所需的旋转延迟，并且当出现含有相对地址“1”的扇区时，开始数据读出操作。在这样一种方式中，当磁道中含有相对地址“1”到“32”的扇区经过数据读出操作时，通过对下一条磁道TK2进行搜索操作，同样在磁道TK2，在含有相对地址“1”的扇区附近开始进行数据读出操作。由此，紧随搜索操作后的第一扇区是C2扇区。

虽然在图21中未示出，紧随搜索操作后的第一扇区变成C2扇区，类似于从磁道TK3，TK4，及其他磁道起成功地进行磁道读出的情况。

在这样一种情况中，磁道TK3，TK4，及其他磁道是那些从磁道TK1起按顺序方式已经经过写访问的磁道。用相对地址访问方法，可以从紧随搜索操作后的任意扇区开始进行数据写操作。然而，如果磁道是已经过连续写访问的写操作的一条磁道，作为磁道TK1和TK2，头扇区“1”示出作为搜索操作的位移(磁道跳动TJ)。它意指：如果直接在扇区“32”的进行搜索操作，从更接近扇区“1”的区域起下条磁道变为可用的。

当采用的是首先对一条磁道进行读访问的第二方式时，并当出现含有相对地址“32”的扇区时，对下一条磁道进行搜索操作，并在例如对磁道TK1进行搜索操作后对准磁道进行数据读出操作，并没有旋转延迟。然后，在对磁道进行这样的数据读出操作后，按需要产生旋转延迟，并当出现含有相对地址“32”的扇区时，对下条磁道TK2进行搜索操作。在这种情况中，在磁道TK2，在含有相对地址“1”的扇区附近开始进行数据读出操作。这样，紧随在搜索操作后的扇区变成为C2扇区。其后，在磁道TK2，在含有相对地址“1”到“32”的扇区经受数据读出操作后，对下一条磁道TK3进行搜索操作。同样地，相同的操作也可应用于磁道TK3。

如同上面描述的，当采用相对地址访问时，将C2扇区放置到一部分伺服帧内，从含有相对地址“1”的扇区开始，仅对第一磁道进行数据读出操作，或在磁道经受数据读出操作后，在出现相对地址“32”的扇区后可进行搜索操作。按这种方式，从紧随磁道TK2的磁道内搜索操作后的C2扇区开始进行数据读出操作。

在这里，第一磁道意指将给定的磁道数称作为一个单元时放置在头部的磁道。例如，作为一个单元，在记录/回放时，该给定的磁道数在数字上是连续的，并含有经搜索操作的相同磁道偏斜。

遇到这种情况，能在数据读出操作时消除旋转延迟的相对地址访问的这样一个优点是部分地损失，但是在写访问时还有利于消除旋转延迟。假定磁道TK1和TK2经受数据写操作，当磁道TK1处于对准磁道时，LBA访问需要旋转延迟。另一方面，用该相对地址访问，通过将紧随在磁道TK1对准磁道后的任意一个扇区看作含有相对地址“1”，开始进行数据写操作。

这里注意，图19和21示出ECC块结构为一条磁道的例子。这当然不是限制性的，并ECC块结构可以是n磁道基的。

7、读处理

如同上面描述的，本实施例的HDD10按这样一种方式布局构成ECC块：在紧随对一条磁道进行搜索操作后能首先进行数据读出操作的伺服帧的任何一个扇区，即，由于扰动容易产生误码的任何扇区，变为C2扇区。由此，即使在经再次操作不能恢复的状态下产生C2不可校正的误码，能减少数据损失。因此，能按更稳定方式执行数据回放。

接着连同读处理描述这样一个优点。

图22示出在数据读出操作时出错扇区(error sector)校正处理的流程。

首先在步骤F101，执行数据读处理。结果，读出给定数目的扇区，用于储存进缓冲器RAM14。在用相对地址访问将C2扇区仅放置到磁道上部分伺服帧的情况中，第一磁道进行读处理需要应用上面描述(1)或(2)控制。

在下一步骤F102中，磁盘控制器13从缓冲器RAM14获取ECC块基的扇区数据，并经过例如扇区内的C1校正，检查该扇区是否含有任何扇区误码。

当未找到扇区误码时，C1校正数据放回到缓冲器RAM14。在步骤F106中，任何冗余部分，即，C2扇区，从缓冲器RAM14上ECC块基的扇区中移去，并提取任何需要的数据扇区。这是数据读处理的末尾。更详细地，从接口17经主机控制器32输出未含有缓冲器RAM14上C2扇区的扇区数据。输出读数据是没有误码的正确数据。

另一方面，当检测到步骤F102中产生的任何扇区误码时，过程进行到步骤F103，进行C2校正处理。

当C2扇区是扇区可校正时，过程从步骤F104进行到F105，并从缓冲器RAM14提取的读数据经受C2校正处理，以获得适当校正的数据。然后将这样校正的数据写进缓冲器RAM14。

其后，在步骤F106中，将任何冗余部分，即，C2扇区，从ECC块基数据中移去，并提取任何所需的扇区数据，用于输出。这是数据读处理的末尾。同样在这情况中，该输出的读数据是没有误码的正确数据。

当步骤F104确定不能使用C2校正时，不进行扇区误码校正处理。在这情况中，实际上，磁盘控制器13将从缓冲器RAM14中提取的用于误码校正的数据送回到缓冲器RAM14。在步骤F106中，将是冗余扇区的任何C2扇区从输出的不能校正的ECC块基数据中移去。这是数据读处理的末尾。在这情况中，输出的读数据可能含有误码。

因为从参考图11到15的描述中明白：有很高的可能性：误码产生扇区是C2扇区。因此，即使不使用误码校正，当移去C2扇区后执行步骤F106进行输出时，有可能移去误码扇区。这样综合地，即使不能使用C2校正，能够减少由不能校正的误码引起的数据损失。

8、应用例子

本发明不限制于上面的例子，并当然可应用于各种类型的情况中，如下面所述：

上面示范的是HDD10执行两个磁盘21的情况。本发明也可应用于HDD10执行一个，或三个或多个磁盘21的情况中。磁盘21可以含有都可记录的正面和背面。磁头22的个数可以变化，但这不限制本发明应用的可能性。

虽然磁盘21经常不可移动地合并在HDD内。磁盘21在HDD内可以移去。本发明仍可应用于这样的情况中。

进一步地，本发明也可应用于不是HDD的磁盘系统中，例如，光盘记录/回放系统，及磁-光盘记录/回放系统。

更进一步地，关于C2扇区布局，伺服帧位于紧随进行搜索操作对准磁道后的头部位置，头扇区不必是C2扇区。这里，将C2扇区本身放置在伺服帧内是相当有效的。这是因为在头伺服帧的扇区内容易观看到由扰动引起的不良影响。

更进一步地，上面示范的基本上是如图15的伺服帧结构，即伺服帧携带许多扇区。然而，本发明当然应用于不按整倍数提供扇区的伺服帧结构中，如同图5B。

例如，图5B编号为9的扇区分成扇区9-1和9-2，并且记录跨两个伺服帧。这里，如果伺服帧携带扇区9-2，10，并其他含有在它头部的C2扇区，扇区9-2是头扇区。这样扇区9，即，扇区9-1和9-2，是C2扇区。如果是这种情况，即使头扇区是C2扇区，头扇区和直接在头扇区之前的尾扇区将都是C2扇区，并原理性地，它类似于图14的例子。当然在这样的情况中，能够获得上面描述的相同效果。

本发明的程序是实现HDD10能力的一个程序。特别地，通过由CPU11激活的程序，并由该程序控制的HDD10的元件，执行能实现参考图18和20描述的ECC块结构的处理。

例如，这样的一个程序可以预先记录在ROM/RAM12上，或可以记录在磁盘21上，用于装载到ROM/RAM12。

依据本发明，提供的是比其他更好的那些数据记录/回放系统和方法，程序，及记录介质，用误码校正码能实现具有良好冗余效果的稳定的数据回放。

更详细地，使用第一误码校正码单元使扇区内的随机误码可以校正，并且即使对超过误码校正范围的误码，及即使那些跨扇区发生的突发误码，用第二误码校正码单元也使这些误码可以校正。因此，即使不能采用再次操作以使数据传送速度保持恒定或更高，可适当地应用误码校正，有利地导致更稳定的系统。同样地，通过消除对宽范围内误码可校正的随机误码和突发误码，进行再次操作的需要，能进行稳定地数据回放，并不引起传送速度的降低。

尤其是，在误码校正块结构中，含有第二误码校正码的扇区(C2扇区)设置成位于特定伺服帧内，当搜索操作达到指定磁道内C2扇区时，从该伺服帧开始数据读出操作。用这样的一种设置，紧随在搜索操作后进行的访问将从含有C2扇区的伺服帧开始。例如，在伺服帧的头部含有C2扇区，访问将从该C2扇区开始。因此，可以将C2扇区放置在易由扰动产生误码的位置，由此，能成功地使由数据扇区上的扰动引起的不良影响减少到最小，并实现稳定的数据回放。更特别地，即使未将ECC校正能力设置成足够，并这样产生误码，有很高的可能性：误码联系到C2扇区。同样，能有效地降低由误码引起的数据损失。

而且，C2扇区不仅可以放置在头伺服帧内，而且可以放置在它前面和后面的伺服帧内，或每个伺服帧配置有C2扇区。遇到这种情况，作为为发生未预期事件的情况采取的一种措施，不管是否改变搜索位置，能获得和上面相同的效果。

为了将C2扇区放置在头伺服帧内或任何其他伺服帧内，需要确信至少头扇区是能获得最有效效果的C2扇区。这是因为伺服帧内的头扇区经常产生误码。

复数地跟在头扇区的扇区是C2扇区，以对扰动是高能级及这样顺序地出现误码扇区的情况，能获得有效性。

此外，依据本发明，从某一磁道上第一可访问扇区开始进行访问，该磁道已经过搜索操作，可用于对磁道进行写访问。这使一条磁道成为一个访问单元，并由此实现的是数据写访问控制，不产生旋转延迟。换句话说，能有利地缩短数据访问时间。

同样在这样一种访问方法中，如果紧随搜索操作后的磁头位置是在C2扇区，能使由扰动引起的不良影响减少到最小。即，在读访问时能实现稳定的读出。尤其是，在这种情况中，没有赋予伺服帧，用于启动一次访问，并这样在每个伺服帧内，应当考虑到头扇区是C2扇区的有效性。

Claims (17)

1、一种磁盘介质的数据记录/回放系统，在所述磁盘上形成同心的磁道，且每条所述磁道含有许多扇区，伺服区径向在定位在每条所述磁道上预定位置，且所述伺服帧形成在所述磁道上，所述磁道含有位于所述伺服区之间的所述扇区，其特征在于，所述系统包括：

搜索装置，用于搜索目标磁道；

数据存取装置，用于在所述找到的磁道上进行访问；及

误码校正装置，用于为数据误码校正产生误码校正码，并依据所述误码校正码进行所述数据误码校正；其中

所述误码校正装置：将第一误码校正码单元设置为某一给定数据量；设置第二误码校正码单元，相应于两个或多个所述第一误码校正码单元；并形成一块误码校正块，含有在其上提供的两个或多个所述第一误码校正码单元和所述第二误码校正码单元；并产生所述误码校正块，以使每个配置有所述第二误码校正码单元的所述扇区中至少一个位于在某一头部的所述伺服帧内，当搜索装置移到所述记录介质的某一指定磁道时，数据存取装置从所述头部的伺服帧开始读操作。

2、按照权利要求1所述数据记录/回放系统，其特征在于，

所述误码校正装置形成所述误码校正块，在所述误码校正块中，配置有所述第二误码校正码单元的所述扇区复数地放置，以使所述磁道上所述头伺服帧前面或后面的两个或多个所述伺服帧也包含配置有所述第二误码校正码单元的所述扇区。

3、按照权利要求1所述数据记录/回放系统，其特征在于，

所述误码校正装置形成所述误码校正块，在所述误码校正块中，配置有所述第二误码校正码单元的所述扇区复数地放置，以使所述磁道上所有所述伺服帧也包含配置有所述第二误码校正码单元的所述扇区。

4、按照权利要求1所述数据记录/回放系统，其特征在于，

所述误码校正装置形成所述误码校正块，以使至少位于所述伺服帧所述头部的所述扇区是配置有所述第二误码校正码单元的所述扇区。

5、按照权利要求1所述数据记录/回放系统，其特征在于，

所述误码校正装置形成所述误码校正块，以使顺序地从所述伺服帧的所述头扇区起的两个或多个所述扇区是配置有所述第二误码校正码单元的所述扇区。

6、按照权利要求1所述数据记录/回放系统，其特征在于，

所述误码校正装置形成所述误码校正块，以使在所述伺服帧的所述头扇区和尾扇区是每个配置有所述第二误码校正码单元的所述扇区。

7、按照权利要求1所述数据记录/回放系统，其特征在于，

所述误码校正装置形成所述误码校正块，以使配置有所述第二误码校正码单元的所述扇区位于至少在所述误码校正块内的所述头部。

8、按照权利要求1所述数据记录/回放系统，其特征在于，

所述误码校正装置形成所述误码校正块，以使配置有所述第二误码校正码单元的所述扇区复数地放置在所述误码校正块内。

9、按照权利要求1所述数据记录/回放系统，其特征在于，

所述误码校正装置形成所述误码校正块，以使所述误码校正块包含一条或多条磁道。

10、按照权利要求1所述数据记录/回放系统，其特征在于，

所述误码校正装置形成带有Reed-Solomon的所述误码校正码。

11、按照权利要求1所述数据记录/回放系统，其特征在于，

由所述误码校正装置构成的所述误码校正块具有所述第一或第二误码校正码单元的间隔结构。

12、按照权利要求1所述数据记录/回放系统，其特征在于，

所述数据存取装置对由所述搜索装置找到的所述整条磁道进行访问，从无论哪个首先变成可访问的所述扇区开始进行写访问。

13、按照权利要求12所述数据记录/回放系统，其特征在于，

通过顺序地将相对位置地址分配给特别地从所述磁道上所述首先访问起的所述扇区，并在读访问时，依据所述相对位置地址，通过重排列从所述磁道上所述扇区读出的所述数据，所述数据存取装置回放所写的数据。

14、按照权利要求12所述数据记录/回放系统，其特征在于，

所述误码校正装置形成所述误码校正块，以使所述磁道未含有两块或多块所述误码校正块，且所述误码校正块包括一条或多条磁道。

15、一种磁盘记录介质的数据记录/回放方法，在所述磁盘上形成同心的磁道，且每条所述磁道含有许多扇区，伺服区径向地定位在每条所述磁道上预定位置，并且所述伺服帧形成在所述磁道上，所述伺服帧带有位于所述伺服区之间的所述扇区，其特征在于，所述方法包括：

搜索步骤，搜索目标磁道；

数据存取步骤，在所述找到的磁道上进行访问；及

误码校正步骤，为数据误码校正产生误码校正码，并依据所述误码校正码进行所述数据误码校正；其中

所述误码校正步骤：将第一误码校正码单元设置为某一给定数据量；设置第二误码校正码单元，相应于两个或多个所述第一误码校正码单元；并形成一块误码校正块，含有在其上提供的两个或多个所述第一误码校正码单元和所述第二误码校正码单元；并产生所述误码校正块，以使每个配置有所述第二误码校正码单元的所述扇区中至少一个位于在某一头部的所述伺服帧内，当搜索步骤达到所述记录介质的某一指定磁道时，数据存取步骤从所述头部的伺服帧开始读操作。

16、一个按计算机可读格式编写的用于在计算机系统上执行数据记录/回放处理的程序，所述程序有关于一种磁盘记录介质，在所述磁盘记录介质上形成同心的磁道，且每条磁道含有许多扇区，伺服区径向地定位在每条所述磁道上预定位置，而伺服帧形成在所述磁道上，所述伺服帧带有放置在所述伺服区之间的所述扇区，其特征在于，所述程序包括：

搜索步骤，搜索目标磁道；

数据存取步骤，在所述找到的磁道上进行访问；及

误码校正步骤，为数据误码校正产生误码校正码，并依据所述误码校正码进行所述数据误码校正；其中

所述误码校正步骤：将第一误码校正码单元设置为某一给定数据量；设置第二误码校正码单元，相应于两个或多个所述第一误码校正码单元；并形成一块误码校正块，含有在其上提供的两个或多个所述第一误码校正码单元和所述第二误码校正码单元；并产生所述误码校正块，以使每个配置有所述第二误码校正码单元的所述扇区中至少一个位于在某一头部的所述伺服帧内，当搜索装置达到所述记录介质的某一指定磁道时，数据存取步骤从所述头部的伺服帧开始读操作。

17、一种磁盘记录介质，其特征在于，在所述磁盘记录介质上形成同心的磁道，且每条磁道含有许多扇区，伺服区径向地定位在每条所述磁道上预定位置，而伺服帧形成在所述磁道上，所述伺服帧带有放置在所述伺服区之间的所述扇区，其中

将第一误码校正码单元设置到某一给定数据量；设置第二误码校正码单元，相应于两个或多个所述第一误码校正码单元；并形成误码校正块，含有其上提供的两个或多个所述第一误码校正码单元和所述第二误码校正码单元；

所述误码校正块是如此地产生，以使每个配置有所述第二误码校正码单元的所述扇区中至少一个位于某一头部的所述伺服帧内，当所述搜索操作达到所述记录介质的某一指定磁道时，首先从该头部的所述伺服帧开始读出操作；及

将含有所述误码校正块的所述结构的数据记录到所述磁道。

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