JP2001175419A - 記憶装置のエミレーション処理方法及び記憶装置 - Google Patents
記憶装置のエミレーション処理方法及び記憶装置Info
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 セクタサイズの異なるホストから記憶媒体を
アクセスする記憶装置のエミュレーション処理方法及び
記憶装置に関し、ディスク更新時のライトエラーがあっ
ても、記憶媒体のセクタ単位で、交代処理する。 【解決手段】 第１のセクタサイズの記憶媒体（８）に
対し、ホスト（１）の第２のセクタサイズが、第１のセ
クタサイズより小さいシステムにおいて、ホストの要求
に応じて、バッファ（４）にステージングしたセクタデ
ータを、ライトデータで書換えた後、ステージングした
セクターデータ又は書換えたセクターデータを交代領域
（８ー１）にセーブしておき、書換えたセクターデータ
で記憶媒体（８）を更新する。更新前のセクターデータ
を予めセーブしておくので、記憶媒体のセクタ単位で、
交代処理することができる。
アクセスする記憶装置のエミュレーション処理方法及び
記憶装置に関し、ディスク更新時のライトエラーがあっ
ても、記憶媒体のセクタ単位で、交代処理する。 【解決手段】 第１のセクタサイズの記憶媒体（８）に
対し、ホスト（１）の第２のセクタサイズが、第１のセ
クタサイズより小さいシステムにおいて、ホストの要求
に応じて、バッファ（４）にステージングしたセクタデ
ータを、ライトデータで書換えた後、ステージングした
セクターデータ又は書換えたセクターデータを交代領域
（８ー１）にセーブしておき、書換えたセクターデータ
で記憶媒体（８）を更新する。更新前のセクターデータ
を予めセーブしておくので、記憶媒体のセクタ単位で、
交代処理することができる。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、第１のセクタ長単
位の記憶媒体を、第１のセクタ長単位より短い第２のセ
クタ長単位のコマンドで、アクセスを行う記憶装置のエ
ミュレーション処理方法及び記憶装置に関し、特に、ラ
イトエラーにより目的アドレス以外のアドレスのデータ
を保護する記憶装置のエミュレーション処理方法及び記
憶装置に関する。
位の記憶媒体を、第１のセクタ長単位より短い第２のセ
クタ長単位のコマンドで、アクセスを行う記憶装置のエ
ミュレーション処理方法及び記憶装置に関し、特に、ラ
イトエラーにより目的アドレス以外のアドレスのデータ
を保護する記憶装置のエミュレーション処理方法及び記
憶装置に関する。
【０００２】ホストの能力向上に応じて、ディスク等の
記憶媒体の容量は、年々倍増している。この記憶媒体の
容量の増加のため、セクタ長を長くしている。しかし、
ホストのＯＳでは、セクタ長の変更に対応しないものも
ある。このため、ホストＯＳのセクタ長のコマンドで、
記憶媒体のセクタ長単位にサイズ変換するエミュレーシ
ョン技術が必要となる。
記憶媒体の容量は、年々倍増している。この記憶媒体の
容量の増加のため、セクタ長を長くしている。しかし、
ホストのＯＳでは、セクタ長の変更に対応しないものも
ある。このため、ホストＯＳのセクタ長のコマンドで、
記憶媒体のセクタ長単位にサイズ変換するエミュレーシ
ョン技術が必要となる。
【０００３】
【従来の技術】光ディスク等のディスクでは、セクタ単
位にリード／ライトを行う。このセクタは、セクタＩＤ
で区切られており、所定の長さのユーザー領域（データ
エリア）を設定されている。このセクタ長は、例えば、
５１２ｂｙｔｅが主流であった。しかし、近年のディス
クの大容量化の要求に伴い、セクタ長が、１０２４ｂｙ
ｔｅ、２０４８ｂｙｔｅのディスクが提供されている。
このように、セクタ長を長くすることにより、ユーザー
領域が増加し、ディスク容量を増加できる。
位にリード／ライトを行う。このセクタは、セクタＩＤ
で区切られており、所定の長さのユーザー領域（データ
エリア）を設定されている。このセクタ長は、例えば、
５１２ｂｙｔｅが主流であった。しかし、近年のディス
クの大容量化の要求に伴い、セクタ長が、１０２４ｂｙ
ｔｅ、２０４８ｂｙｔｅのディスクが提供されている。
このように、セクタ長を長くすることにより、ユーザー
領域が増加し、ディスク容量を増加できる。
【０００４】一方、このディスクを使用するＯＳ（ファ
イルシステム）は、セクタサイズを定義して、アドレス
を指定している。例えば、ＵＮＩＸ等では、認識するセ
クタサイズが、５１２ｂｙｔｅである。このようなＵＮ
ＩＸ等のファイルシステムでは、５１２ｂｙｔｅのディ
スクを使用していた。しかし、ＵＮＩＸ等のファイルシ
ステムでも、前述の大容量ディスク（２０４８ｂｙｔ
ｅ）を使用したいとの要求がある。
イルシステム）は、セクタサイズを定義して、アドレス
を指定している。例えば、ＵＮＩＸ等では、認識するセ
クタサイズが、５１２ｂｙｔｅである。このようなＵＮ
ＩＸ等のファイルシステムでは、５１２ｂｙｔｅのディ
スクを使用していた。しかし、ＵＮＩＸ等のファイルシ
ステムでも、前述の大容量ディスク（２０４８ｂｙｔ
ｅ）を使用したいとの要求がある。
【０００５】この５１２バイトセクタの環境下におい
て、２０４８バイトセクタのディスクを使用するため、
セクタサイズの変換を行う、所謂エミュレーション技術
が提案されている（例えば、特開平４ー１６５５２７
号、ＵＳＰ ５４８５４３９、特開平４ー１４１２７
号、特開平９ー１４６７１０号等）。図１０及び図１１
は、従来のエミュレーション処理の説明図である。
て、２０４８バイトセクタのディスクを使用するため、
セクタサイズの変換を行う、所謂エミュレーション技術
が提案されている（例えば、特開平４ー１６５５２７
号、ＵＳＰ ５４８５４３９、特開平４ー１４１２７
号、特開平９ー１４６７１０号等）。図１０及び図１１
は、従来のエミュレーション処理の説明図である。
【０００６】図１０は、光磁気ディスク装置９１を用い
たファイルシステムを示し、ディスク媒体９２は、セク
タ長２０４８バイト単位（第１のセクタ長）でデータを
記憶する。一方、ホスト９０のＯＳは、５１２バイト単
位（第２のセクタ長）でファイルをアクセスする。この
ホストの認識するセクタと、ディスクの実セクタとの関
係は、図１１に示すようになる。即ち、ディスクのセク
タアドレスａの実セクタに対し、ホストのセクタアドレ
スは、４ａ、４ａ＋１、４ａ＋２、４ａ＋３の４つとな
る。
たファイルシステムを示し、ディスク媒体９２は、セク
タ長２０４８バイト単位（第１のセクタ長）でデータを
記憶する。一方、ホスト９０のＯＳは、５１２バイト単
位（第２のセクタ長）でファイルをアクセスする。この
ホストの認識するセクタと、ディスクの実セクタとの関
係は、図１１に示すようになる。即ち、ディスクのセク
タアドレスａの実セクタに対し、ホストのセクタアドレ
スは、４ａ、４ａ＋１、４ａ＋２、４ａ＋３の４つとな
る。
【０００７】このセクタサイズの変換は、次のようにし
て行われる。先ず、ホスト９０からのセクタアドレス
を、ディスク９２の実セクタアドレスに変換する。例え
ば、ホスト９０からホストセクタアドレス４ａ＋１〜４
ｂ＋２を受けると、これをディスクの実セクタアドレス
ａ、ａ＋１に変換する。そして、この実セクタアドレス
のセクタデータを、ディスク９２からバッファ９３に読
みだす（これをステージングという）。
て行われる。先ず、ホスト９０からのセクタアドレス
を、ディスク９２の実セクタアドレスに変換する。例え
ば、ホスト９０からホストセクタアドレス４ａ＋１〜４
ｂ＋２を受けると、これをディスクの実セクタアドレス
ａ、ａ＋１に変換する。そして、この実セクタアドレス
のセクタデータを、ディスク９２からバッファ９３に読
みだす（これをステージングという）。
【０００８】リードコマンドに対しては、この読みだし
たセクターａ、ａ＋１から、指定されたホストセクタア
ドレス４ａ＋１〜４ｂ＋２のデータを抽出して、ホスト
９０に転送する。
たセクターａ、ａ＋１から、指定されたホストセクタア
ドレス４ａ＋１〜４ｂ＋２のデータを抽出して、ホスト
９０に転送する。
【０００９】一方、ライトコマンドに対しては、このス
テージングされたセクターデータａ、ａ＋１を、ホスト
セクタアドレス４ａ＋１〜４ｂ＋２のライトデータで更
新する。次に、この更新されたデータを、実セクタａ、
ａ＋１単位で、ディスク９２に書き込む。
テージングされたセクターデータａ、ａ＋１を、ホスト
セクタアドレス４ａ＋１〜４ｂ＋２のライトデータで更
新する。次に、この更新されたデータを、実セクタａ、
ａ＋１単位で、ディスク９２に書き込む。
【００１０】このように、エミュレーション動作は、目
的アドレスに付随する前後のアドレスのデータを読み込
み、更新する。このディスクへの書き込み中に、書き込
みエラーが生じた場合には、通常のディスク制御と同様
に、交代セクタ処理が行われる。一般に、交代処理は、
ホストからのリトライを前提とせずに、ホストデータを
保全することが目的である。このため、従来は、ホスト
からのライトデータをディスク９２の交代領域に書き込
むことが行われていた。例えば、図１１に示すように、
ホストセクタアドレス４ａ＋２のライトデータの書き込
みエラーが生じた時には、このドライブのセクタアドレ
スａの２０４８バイトのデータを交代領域に保全してい
た。
的アドレスに付随する前後のアドレスのデータを読み込
み、更新する。このディスクへの書き込み中に、書き込
みエラーが生じた場合には、通常のディスク制御と同様
に、交代セクタ処理が行われる。一般に、交代処理は、
ホストからのリトライを前提とせずに、ホストデータを
保全することが目的である。このため、従来は、ホスト
からのライトデータをディスク９２の交代領域に書き込
むことが行われていた。例えば、図１１に示すように、
ホストセクタアドレス４ａ＋２のライトデータの書き込
みエラーが生じた時には、このドライブのセクタアドレ
スａの２０４８バイトのデータを交代領域に保全してい
た。
【００１１】
【発明が解決しようとする課題】しかしながら、従来技
術では、次の問題があった。
術では、次の問題があった。
【００１２】従来の交代処理では、交代による書き込み
が正常終了しない場合、交代の交代といったリトライ動
作を行うが、それらも全て書き込みが正常終了しなかっ
た場合、ライト処理は異常終了ということで、データを
書き込まずに終了する。
が正常終了しない場合、交代の交代といったリトライ動
作を行うが、それらも全て書き込みが正常終了しなかっ
た場合、ライト処理は異常終了ということで、データを
書き込まずに終了する。
【００１３】このため、ディスクの当該セクタのデータ
全てがドライブ上及び媒体上から喪失してしまうという
問題があった。特に、エミュレーション処理では、書き
込みの対象となっていないアドレスのデータも消失して
しまうという問題があった。
全てがドライブ上及び媒体上から喪失してしまうという
問題があった。特に、エミュレーション処理では、書き
込みの対象となっていないアドレスのデータも消失して
しまうという問題があった。
【００１４】従って、本発明の目的は、エミュレーショ
ン中に、ライトエラーが生じても、データを保護するた
めの記憶装置のエミュレーション処理方法及び記憶装置
を提供することにある。
ン中に、ライトエラーが生じても、データを保護するた
めの記憶装置のエミュレーション処理方法及び記憶装置
を提供することにある。
【００１５】本発明の他の目的は、リードデータも保全
することができる記憶装置のエミュレーション処理方法
及び記憶装置を提供することにある。
することができる記憶装置のエミュレーション処理方法
及び記憶装置を提供することにある。
【００１６】本発明の更に他の目的は、エミュレーショ
ン速度を低下することなく、データを保護する記憶装置
のエミュレーション処理方法及び記憶装置を提供するこ
とにある。
ン速度を低下することなく、データを保護する記憶装置
のエミュレーション処理方法及び記憶装置を提供するこ
とにある。
【００１７】
【課題を解決するための手段】本発明の記憶装置のエミ
ュレーション処理方法は、第２のセクタ長単位に指定さ
れたアドレスのデータを、前記記憶媒体から前記第１の
セクタ長単位で読みだすステップと、前記読みだした第
１のセクタ長単位のデータを、前記第２のセクタ長単位
のデータで書き換えるステップと、前記読みだした又は
前記書き換えた第１のセクタ長単位のデータをセーブす
るステップと、前記書き換えたデータを前記記憶媒体に
書き込むステップと、前記書き込みの失敗時に、前記セ
ーブしたデータを交代データとして登録するステップと
を有する。
ュレーション処理方法は、第２のセクタ長単位に指定さ
れたアドレスのデータを、前記記憶媒体から前記第１の
セクタ長単位で読みだすステップと、前記読みだした第
１のセクタ長単位のデータを、前記第２のセクタ長単位
のデータで書き換えるステップと、前記読みだした又は
前記書き換えた第１のセクタ長単位のデータをセーブす
るステップと、前記書き換えたデータを前記記憶媒体に
書き込むステップと、前記書き込みの失敗時に、前記セ
ーブしたデータを交代データとして登録するステップと
を有する。
【００１８】又、本発明の記憶装置は、バッファメモリ
と、第２のセクタ長単位に指定されたアドレスのデータ
を、前記記憶媒体から前記第１のセクタ長単位で前記バ
ッファメモリに読みだした後、前記読みだした第１のセ
クタ長単位のデータを、前記第２のセクタ長単位のデー
タで書き換え、且つ前記書き換えたデータを前記記憶媒
体に書き込む制御回路とを有する。そして、前記制御回
路は、前記読みだした又は前記書き換えた第１のセクタ
長単位のデータをセーブ領域にセーブし、且つ前記書き
込みの失敗時に、前記セーブしたデータを交代データと
して登録する。
と、第２のセクタ長単位に指定されたアドレスのデータ
を、前記記憶媒体から前記第１のセクタ長単位で前記バ
ッファメモリに読みだした後、前記読みだした第１のセ
クタ長単位のデータを、前記第２のセクタ長単位のデー
タで書き換え、且つ前記書き換えたデータを前記記憶媒
体に書き込む制御回路とを有する。そして、前記制御回
路は、前記読みだした又は前記書き換えた第１のセクタ
長単位のデータをセーブ領域にセーブし、且つ前記書き
込みの失敗時に、前記セーブしたデータを交代データと
して登録する。
【００１９】この本発明の態様では、第１に、実セクタ
単位の書き換えたデータを記憶媒体に書き込む前に、読
みだした又は前記書き換えた第１のセクタ長単位のデー
タをセーブするため、書き込み中に、ライトエラーが生
じた場合に、セーブした第１のセクタ長単位のデータを
交代データとして保全することができる。このため、第
１のセクタ長単位のデータを交代データとするため、リ
ードコマンドを受けても、この交代データにより、第１
のセクタ長単位のアクセスが可能となる。
単位の書き換えたデータを記憶媒体に書き込む前に、読
みだした又は前記書き換えた第１のセクタ長単位のデー
タをセーブするため、書き込み中に、ライトエラーが生
じた場合に、セーブした第１のセクタ長単位のデータを
交代データとして保全することができる。このため、第
１のセクタ長単位のデータを交代データとするため、リ
ードコマンドを受けても、この交代データにより、第１
のセクタ長単位のアクセスが可能となる。
【００２０】第２に、書換えに使用した領域は、通常、
メモリのワーク領域であるため、通常、ディスクへの書
き込みととともに、次の処理のため、クリアされる。従
って、書換えに使用した領域のデータを交代データに使
用できない。これに対して、本発明は、読みだした又は
前記書き換えた第１のセクタ長単位のデータをセーブし
ているため、信頼性の高い交代処理が実現できる。
メモリのワーク領域であるため、通常、ディスクへの書
き込みととともに、次の処理のため、クリアされる。従
って、書換えに使用した領域のデータを交代データに使
用できない。これに対して、本発明は、読みだした又は
前記書き換えた第１のセクタ長単位のデータをセーブし
ているため、信頼性の高い交代処理が実現できる。
【００２１】本発明の他の態様のエミュレーション処理
方法は、前記セーブするステップは、前記第１のセクタ
長単位のデータを前記記憶媒体にセーブするステップか
らなる。又、記憶装置の制御回路は、前記第１のセクタ
長単位のデータを前記記憶媒体にセーブする。この態様
では、データのセーブに、記憶媒体を用いている。この
ため、メモリ等に比し、データのセーブが確実であると
とともに、そのまま交代領域として利用できる。
方法は、前記セーブするステップは、前記第１のセクタ
長単位のデータを前記記憶媒体にセーブするステップか
らなる。又、記憶装置の制御回路は、前記第１のセクタ
長単位のデータを前記記憶媒体にセーブする。この態様
では、データのセーブに、記憶媒体を用いている。この
ため、メモリ等に比し、データのセーブが確実であると
とともに、そのまま交代領域として利用できる。
【００２２】本発明の別の態様のエミュレーション処理
方法は、前記書換え要求された前記第２のセクタ長単位
の目的アドレスから、対応する前記第１のセクタ長単位
のデータを全て書き換えるか否かを判定するステップ
と、前記全てを書き換えない場合には、前記セーブステ
ップを実行するステップと、前記全てを書き換える場合
には、前記書き込みの失敗時に、前記書換え要求された
第２のセクタ長単位のデータを前記記憶媒体に交代デー
タとして登録するステップとを有する。
方法は、前記書換え要求された前記第２のセクタ長単位
の目的アドレスから、対応する前記第１のセクタ長単位
のデータを全て書き換えるか否かを判定するステップ
と、前記全てを書き換えない場合には、前記セーブステ
ップを実行するステップと、前記全てを書き換える場合
には、前記書き込みの失敗時に、前記書換え要求された
第２のセクタ長単位のデータを前記記憶媒体に交代デー
タとして登録するステップとを有する。
【００２３】又、本発明の記憶装置の制御回路は、前記
書換え要求された前記第２のセクタ長単位の目的アドレ
スから、対応する前記第１のセクタ長単位のデータを全
て書き換えるか否かを判定するステップと、前記全てを
書き換えない場合には、前記セーブステップを実行する
ステップと、前記全てを書き換える場合には、前記書き
込みの失敗時に、前記書換え要求された第２のセクタ長
単位のデータを前記記憶媒体に交代データとして登録す
るステップとを有する。
書換え要求された前記第２のセクタ長単位の目的アドレ
スから、対応する前記第１のセクタ長単位のデータを全
て書き換えるか否かを判定するステップと、前記全てを
書き換えない場合には、前記セーブステップを実行する
ステップと、前記全てを書き換える場合には、前記書き
込みの失敗時に、前記書換え要求された第２のセクタ長
単位のデータを前記記憶媒体に交代データとして登録す
るステップとを有する。
【００２４】この態様では、前述の第１のセクタ長のデ
ータを全部書き換える場合には、前述のセーブ処理を行
うことを止めるものである。即ち、このセーブ処理を行
うと、エミュレーション処理の時間が長くなる。一方、
前述の第１のセクタ長のデータを全部書き換える場合に
は、ライトデータが、第１のセクタ長のデータであるた
め、これを利用して、交代処理することにより、エミュ
レーション時間が長くなることを防止している。
ータを全部書き換える場合には、前述のセーブ処理を行
うことを止めるものである。即ち、このセーブ処理を行
うと、エミュレーション処理の時間が長くなる。一方、
前述の第１のセクタ長のデータを全部書き換える場合に
は、ライトデータが、第１のセクタ長のデータであるた
め、これを利用して、交代処理することにより、エミュ
レーション時間が長くなることを防止している。
【００２５】
【発明の実施の形態】以下、本発明を、記憶装置、エミ
ュレーション処理、他のエミュレーション処理の順で説
明する。
ュレーション処理、他のエミュレーション処理の順で説
明する。
【００２６】・・記憶装置・・ 図１は、本発明の一実施の形態のファイルシステムのブ
ロック図、図２は図１の光ディスクドライブの構成図、
図３は、図１のエミュレーション処理の説明図、図４
は、セクタフォーマットの説明図である。図１及び図２
は、記憶装置として、光磁気ディスク装置を示す。
ロック図、図２は図１の光ディスクドライブの構成図、
図３は、図１のエミュレーション処理の説明図、図４
は、セクタフォーマットの説明図である。図１及び図２
は、記憶装置として、光磁気ディスク装置を示す。
【００２７】図１に示すように、ホスト１は、ＯＳとし
て、ＵＮＩＸ系のＯＳであり、認識セクタ長は、５１２
バイトである。光磁気ディスク装置１０は、ホスト１に
接続されている。インターフェース２は、ホスト１との
間でコマンド及びデータのやり取りを行う。ＭＰＵ（マ
イクロプロセッサ）３は、光磁気ディスク装置の全体的
制御を行う。バッファメモリ４は、ライトデータの格
納、リードデータの格納を行う他に、キャッシュエリア
４ー１を有する。
て、ＵＮＩＸ系のＯＳであり、認識セクタ長は、５１２
バイトである。光磁気ディスク装置１０は、ホスト１に
接続されている。インターフェース２は、ホスト１との
間でコマンド及びデータのやり取りを行う。ＭＰＵ（マ
イクロプロセッサ）３は、光磁気ディスク装置の全体的
制御を行う。バッファメモリ４は、ライトデータの格
納、リードデータの格納を行う他に、キャッシュエリア
４ー１を有する。
【００２８】ライトＬＳＩ回路６は、ライト変調部とレ
ーザーダイオード制御回路とを有する。ライト変調部
は、光磁気ディスクの種類に応じて、ライトデータを、
ピットポジションモジュレーション（ＰＰＭ）記録（マ
ーク記録ともいう）又はパルスウィドスモジュレーショ
ン（ＰＷＭ）記録（エッジ記録ともいう）のデータ形式
のデータに変調する。レーザーダイオード制御回路は、
この変調されたデータにより、ドライブ１１の光学ヘッ
ドのレーザー光の強度を制御する。
ーザーダイオード制御回路とを有する。ライト変調部
は、光磁気ディスクの種類に応じて、ライトデータを、
ピットポジションモジュレーション（ＰＰＭ）記録（マ
ーク記録ともいう）又はパルスウィドスモジュレーショ
ン（ＰＷＭ）記録（エッジ記録ともいう）のデータ形式
のデータに変調する。レーザーダイオード制御回路は、
この変調されたデータにより、ドライブ１１の光学ヘッ
ドのレーザー光の強度を制御する。
【００２９】リードＬＳＩ回路５は、ＡＧＣ（自動ゲイ
ン制御）回路、フィルタ、セクターマーク検出回路を備
えるリード復調部、周波数シンセサイザを備える。リー
ド復調部は、入力されたＩＤ信号又はＭＯ信号からリー
ドクロック及びリードデータを生成した後、ＰＰＭデー
タ又はＰＷＭデータを元のＮＲＺデータに復調する。
ン制御）回路、フィルタ、セクターマーク検出回路を備
えるリード復調部、周波数シンセサイザを備える。リー
ド復調部は、入力されたＩＤ信号又はＭＯ信号からリー
ドクロック及びリードデータを生成した後、ＰＰＭデー
タ又はＰＷＭデータを元のＮＲＺデータに復調する。
【００３０】ドライブ１１の光学ヘッド７は、光磁気デ
ィスク８の戻り光を検出し、ＩＤ信号／ＭＯ信号をリー
ド回路５に入力する。図２に示すように、スピンドルモ
ータ４０は、光磁気ディスク８を回転する。ハウジング
６７内に、前述したスピンドルモータ４０が設けられて
いる。光磁気ディスクカートリッジ７０は、インレット
６９から挿入される。カートリッジ７０内の光磁気ディ
スク８は、スピンドルモータ４０により回転される。
ィスク８の戻り光を検出し、ＩＤ信号／ＭＯ信号をリー
ド回路５に入力する。図２に示すように、スピンドルモ
ータ４０は、光磁気ディスク８を回転する。ハウジング
６７内に、前述したスピンドルモータ４０が設けられて
いる。光磁気ディスクカートリッジ７０は、インレット
６９から挿入される。カートリッジ７０内の光磁気ディ
スク８は、スピンドルモータ４０により回転される。
【００３１】光学ヘッド７は、キャリッジ７６と固定光
学系７８で構成される。キャリッジ７６は、レール８４
に沿って、ＶＣＭ（図示せず）により、光磁気ディスク
８のトラック横断方向に移動する。キャリッジ７６は、
対物レンズ８０、方向変換プリズム８２、フォーカスア
クチュエータ、トラックアクチュエータ等を備える。
学系７８で構成される。キャリッジ７６は、レール８４
に沿って、ＶＣＭ（図示せず）により、光磁気ディスク
８のトラック横断方向に移動する。キャリッジ７６は、
対物レンズ８０、方向変換プリズム８２、フォーカスア
クチュエータ、トラックアクチュエータ等を備える。
【００３２】固定光学系７８は、前述したレーザーダイ
オードユニット、ＩＤ／ＭＯ用ディテクタ、４分割ディ
テクタ等を備える。
オードユニット、ＩＤ／ＭＯ用ディテクタ、４分割ディ
テクタ等を備える。
【００３３】図１に示すように、ＭＰＵ３にエミュレー
ション機能が設けられる。このエミュレーション機能の
基本的動作を、図３、図４により説明する。
ション機能が設けられる。このエミュレーション機能の
基本的動作を、図３、図４により説明する。
【００３４】図４に示すように、光磁気ディスク８のセ
クタは、セクタＩＤと、セクタ長２０４８バイトのユー
ザー領域（データ領域）で構成される。ユーザ領域外
に、バッファ領域が設けられている。比較のため、５１
２バイトセクタのフォーマットを示す。２０４８バイト
セクタの方が、容量的に有利である。
クタは、セクタＩＤと、セクタ長２０４８バイトのユー
ザー領域（データ領域）で構成される。ユーザ領域外
に、バッファ領域が設けられている。比較のため、５１
２バイトセクタのフォーマットを示す。２０４８バイト
セクタの方が、容量的に有利である。
【００３５】一方、ホスト１のＯＳは、５１２バイト単
位（第２のセクタ長）でファイルをアクセスする。この
ホストの認識するセクタと、ディスクの実セクタとの関
係は、図３に示すように、ディスクのセクタアドレスａ
の実セクタに対し、ホストのセクタアドレスは、４ａ、
４ａ＋１、４ａ＋２、４ａ＋３の４つとなる。
位（第２のセクタ長）でファイルをアクセスする。この
ホストの認識するセクタと、ディスクの実セクタとの関
係は、図３に示すように、ディスクのセクタアドレスａ
の実セクタに対し、ホストのセクタアドレスは、４ａ、
４ａ＋１、４ａ＋２、４ａ＋３の４つとなる。
【００３６】先ず、ホスト１からのセクタアドレスを、
ディスク８の実セクタアドレスに変換する。図３では、
ホスト１から５セクタのホストセクタアドレス４ａ＋１
〜４ｂ＋２を受けると、これをディスクの２つの実セク
タアドレスａ、ａ＋１に変換する。そして、この実セク
タアドレスのセクタデータを、ディスク８からバッファ
４のキャッシュエリア４ー１に読みだす（これをステー
ジングという）。
ディスク８の実セクタアドレスに変換する。図３では、
ホスト１から５セクタのホストセクタアドレス４ａ＋１
〜４ｂ＋２を受けると、これをディスクの２つの実セク
タアドレスａ、ａ＋１に変換する。そして、この実セク
タアドレスのセクタデータを、ディスク８からバッファ
４のキャッシュエリア４ー１に読みだす（これをステー
ジングという）。
【００３７】リードコマンドに対しては、この読みだし
たセクターａ、ａ＋１から、指定された５つのホストセ
クタアドレス４ａ＋１〜４ｂ＋２のデータを抽出して、
ホスト１に転送する。
たセクターａ、ａ＋１から、指定された５つのホストセ
クタアドレス４ａ＋１〜４ｂ＋２のデータを抽出して、
ホスト１に転送する。
【００３８】一方、ライトコマンドに対しては、このス
テージングされたセクターデータａ、ａ＋１を、５つの
ホストセクタアドレス４ａ＋１〜４ｂ＋２のライトデー
タで書き換える。次に、この更新されたデータ又は読み
だしたデータを、実セクタａ、ａ＋１単位で、交代領域
（例えば、図４のディスク８のバッファ領域）に書き込
む（これをセーブという）。
テージングされたセクターデータａ、ａ＋１を、５つの
ホストセクタアドレス４ａ＋１〜４ｂ＋２のライトデー
タで書き換える。次に、この更新されたデータ又は読み
だしたデータを、実セクタａ、ａ＋１単位で、交代領域
（例えば、図４のディスク８のバッファ領域）に書き込
む（これをセーブという）。
【００３９】その後、この更新されたデータを、実セク
タａ、ａ＋１単位で、ディスク８に書き込む。このディ
スクへの書き込み中に、書き込みエラーが生じた場合に
は、前述の交代領域のデータを交代データとして使用す
る。
タａ、ａ＋１単位で、ディスク８に書き込む。このディ
スクへの書き込み中に、書き込みエラーが生じた場合に
は、前述の交代領域のデータを交代データとして使用す
る。
【００４０】このように、ディスク８への書き込み前
に、更新されたデータ又は読みだしたデータを、実セク
タａ、ａ＋１単位で、交代領域（例えば、図４のディス
ク８のバッファ領域）にセーブするため、書き込み中
に、ライトエラーが生じた場合に、セーブした第１のセ
クタ長単位のデータを交代データとして保全することが
できる。このため、第１のセクタ長単位のデータを交代
データとするため、リードコマンドを受けても、この交
代データにより、第１のセクタ長単位のアクセスが可能
となる。
に、更新されたデータ又は読みだしたデータを、実セク
タａ、ａ＋１単位で、交代領域（例えば、図４のディス
ク８のバッファ領域）にセーブするため、書き込み中
に、ライトエラーが生じた場合に、セーブした第１のセ
クタ長単位のデータを交代データとして保全することが
できる。このため、第１のセクタ長単位のデータを交代
データとするため、リードコマンドを受けても、この交
代データにより、第１のセクタ長単位のアクセスが可能
となる。
【００４１】又、書換えに使用した領域（キャッシュ領
域）は、ワーク領域であるため、通常、ディスクへの書
き込みととともに、次の処理のため、クリアされる。従
って、書換えに使用した領域のデータを交代データに使
用できない。これに対して、本発明は、読みだした又は
前記書き換えた第１のセクタ長単位のデータをセーブし
ているため、信頼性の高い交代処理が実現できる。
域）は、ワーク領域であるため、通常、ディスクへの書
き込みととともに、次の処理のため、クリアされる。従
って、書換えに使用した領域のデータを交代データに使
用できない。これに対して、本発明は、読みだした又は
前記書き換えた第１のセクタ長単位のデータをセーブし
ているため、信頼性の高い交代処理が実現できる。
【００４２】この記憶装置として、記憶媒体がセクタ単
位でデータを格納するものでなれば良く、光磁気ディス
ク以外にも、光ディスク、磁気ディスク等を利用するこ
ともできる。又、２０４８バイトのディスクと、５１２
バイトのホストの組み合わせで、説明したが、他の組み
合わせも可能である。更に、ディスク装置内部で、エミ
ュレーション処理を実行しているが、ＳＣＳＩボード等
のディスク装置に接続された他の装置において、実行す
ることもできる。
位でデータを格納するものでなれば良く、光磁気ディス
ク以外にも、光ディスク、磁気ディスク等を利用するこ
ともできる。又、２０４８バイトのディスクと、５１２
バイトのホストの組み合わせで、説明したが、他の組み
合わせも可能である。更に、ディスク装置内部で、エミ
ュレーション処理を実行しているが、ＳＣＳＩボード等
のディスク装置に接続された他の装置において、実行す
ることもできる。
【００４３】・・エミュレーション処理・・ 図５は、本発明の一実施の形態の媒体挿入時の初期処理
フロー図である。
フロー図である。
【００４４】ディスク８が挿入されると、ディスク８の
管理領域を読み取り、媒体識別子をチェックする。媒体
識別子が、エミュレーション媒体を示していると、エミ
ュレーション媒体であると認識し、エミュレーションフ
ラグをオンする。逆に、媒体識別子が、エミュレーショ
ン媒体を示していないと、エミュレーション媒体でない
と認識し、エミュレーションフラグをオフする。エミュ
レーションフラグがオンの場合にのみ、エミュレーショ
ン処理を行う。
管理領域を読み取り、媒体識別子をチェックする。媒体
識別子が、エミュレーション媒体を示していると、エミ
ュレーション媒体であると認識し、エミュレーションフ
ラグをオンする。逆に、媒体識別子が、エミュレーショ
ン媒体を示していないと、エミュレーション媒体でない
と認識し、エミュレーションフラグをオフする。エミュ
レーションフラグがオンの場合にのみ、エミュレーショ
ン処理を行う。
【００４５】図６は、本発明の一実施の形態のエミュレ
ーション処理フロー図、図７は、図６のライトエミュレ
ーション動作説明図である。
ーション処理フロー図、図７は、図６のライトエミュレ
ーション動作説明図である。
【００４６】（Ｓ１）ホスト１から書き込みコマンドを
受信する。ＳＣＳＩコマンドの場合に、オペコード、論
理ブロックアドレス（ＬＢＡ）、ブロック数である。書
き込みコマンドは、オペコードに書き込みが指定され
る。この論理ブロックアドレス及びブロック数は、前述
したように、５１２バイト単位で定義される。
受信する。ＳＣＳＩコマンドの場合に、オペコード、論
理ブロックアドレス（ＬＢＡ）、ブロック数である。書
き込みコマンドは、オペコードに書き込みが指定され
る。この論理ブロックアドレス及びブロック数は、前述
したように、５１２バイト単位で定義される。
【００４７】（Ｓ２）ＭＰＵ３は、インタフェース２を
介して書き込みコマンドを受信すると、サイズ変換処理
を行う。この場合、ディスク８は、２０４８バイトセク
タのため、ホストセクタサイズの４倍である。従って、
ＬＢＡから得られた先頭セクタアドレス（図３の４ａ＋
１）を、４で割り、小数点以下を切り捨てた商により先
頭ホストセクタが属するディスクのセクタアドレス（図
３のａ）に変換される。そして、小数点以下は端数（前
端数）である。同様に、ＬＢＡとブロック数から、最終
セクタアドレス（図３の４ｂ＋１）が得られる。これ
を、４で割り、小数点以下（余り）を切り捨てた商によ
り、最終ホストセクタが属するディスクのセクタアドレ
ス（図３のａ＋１）に変換される。この時の割り算の余
り（端数）がある事は、ディスクのセクタの一部は、ホ
ストセクタにより指定されていないことを示す。
介して書き込みコマンドを受信すると、サイズ変換処理
を行う。この場合、ディスク８は、２０４８バイトセク
タのため、ホストセクタサイズの４倍である。従って、
ＬＢＡから得られた先頭セクタアドレス（図３の４ａ＋
１）を、４で割り、小数点以下を切り捨てた商により先
頭ホストセクタが属するディスクのセクタアドレス（図
３のａ）に変換される。そして、小数点以下は端数（前
端数）である。同様に、ＬＢＡとブロック数から、最終
セクタアドレス（図３の４ｂ＋１）が得られる。これ
を、４で割り、小数点以下（余り）を切り捨てた商によ
り、最終ホストセクタが属するディスクのセクタアドレ
ス（図３のａ＋１）に変換される。この時の割り算の余
り（端数）がある事は、ディスクのセクタの一部は、ホ
ストセクタにより指定されていないことを示す。
【００４８】（Ｓ３）ＭＰＵ３は、前述の端数があるか
を判定する。
を判定する。
【００４９】（Ｓ４）ＭＰＵ３は、端数がある場合に
は、前述の変換されたディスクのセクタアドレス（図３
では、ａ、ａ＋１）のデータを、ディスク８からバッフ
ァメモリ４のキャッシュエリア４ー１にステージングす
る。ホスト１から送られたライトデータは、バッファ４
の受信エリア（ライトデータエリア）４ー２（図７参
照）に展開されている。そして、ＭＰＵ３は、キャッシ
ュエリア４ー１のセクタデータａ、ａ＋１を、ライトデ
ータで更新する。図３では、アドレス〔４ａ＋１〕から
５セクタ／５１２バイトのライト要求がされているた
め、アドレス〔４ａ＋１〕〜〔４ｂ＋１〕のデータが書
き換えられる。
は、前述の変換されたディスクのセクタアドレス（図３
では、ａ、ａ＋１）のデータを、ディスク８からバッフ
ァメモリ４のキャッシュエリア４ー１にステージングす
る。ホスト１から送られたライトデータは、バッファ４
の受信エリア（ライトデータエリア）４ー２（図７参
照）に展開されている。そして、ＭＰＵ３は、キャッシ
ュエリア４ー１のセクタデータａ、ａ＋１を、ライトデ
ータで更新する。図３では、アドレス〔４ａ＋１〕から
５セクタ／５１２バイトのライト要求がされているた
め、アドレス〔４ａ＋１〕〜〔４ｂ＋１〕のデータが書
き換えられる。
【００５０】（Ｓ５）次に、ＭＰＵ３は、このキャッシ
ュエリア４ー１のセクタデータａ、ａ＋１を、ディスク
８の交代領域８ー１に書き込む（セーブする）。この交
代領域としては、前述の図４のセクタのバッファ領域を
用いることができる。ＭＰＵ３は、このセーブが成功し
た（ライトエラーがない）かを判定する。セーブが成功
しない場合には、ホスト１にエラー報告して、異常終了
する。
ュエリア４ー１のセクタデータａ、ａ＋１を、ディスク
８の交代領域８ー１に書き込む（セーブする）。この交
代領域としては、前述の図４のセクタのバッファ領域を
用いることができる。ＭＰＵ３は、このセーブが成功し
た（ライトエラーがない）かを判定する。セーブが成功
しない場合には、ホスト１にエラー報告して、異常終了
する。
【００５１】（Ｓ６）一方、セーブに成功すると、ＭＰ
Ｕ３は、このキャッシュエリア４ー１のセクタデータ
ａ、ａ＋１で、ディスク８のセクターａ、ａ＋１を更新
する（書き換える）。この書換えにより、ライトエラー
が発生したかを判定する。
Ｕ３は、このキャッシュエリア４ー１のセクタデータ
ａ、ａ＋１で、ディスク８のセクターａ、ａ＋１を更新
する（書き換える）。この書換えにより、ライトエラー
が発生したかを判定する。
【００５２】（Ｓ７）ライトエラーが発生したと判定す
ると、セーブした交代領域のデータで、ディスク８のセ
クターａ、ａ＋１を更新する（書き戻す）。この書き戻
しが成功したか（ライトエラーがないか）を判定して、
書き戻しが成功しないと、交代領域８ー１を有効にす
る。即ち、交代領域のフラグを有効に設定し、ディスク
８の管理領域の交代情報に、交代先アドレスを設定す
る。そして、正常終了する。
ると、セーブした交代領域のデータで、ディスク８のセ
クターａ、ａ＋１を更新する（書き戻す）。この書き戻
しが成功したか（ライトエラーがないか）を判定して、
書き戻しが成功しないと、交代領域８ー１を有効にす
る。即ち、交代領域のフラグを有効に設定し、ディスク
８の管理領域の交代情報に、交代先アドレスを設定す
る。そして、正常終了する。
【００５３】（Ｓ８）一方、ステップＳ６及びステップ
Ｓ７で、ディスクへの書き込み又は書き戻しが成功する
と、交代領域のデータは必要ない。このため、交代領域
８ー１を無効にする。即ち、交代領域のフラグを無効に
設定し、正常終了する。
Ｓ７で、ディスクへの書き込み又は書き戻しが成功する
と、交代領域のデータは必要ない。このため、交代領域
８ー１を無効にする。即ち、交代領域のフラグを無効に
設定し、正常終了する。
【００５４】（Ｓ９）一方、ステップＳ３で、ＭＰＵ３
は、端数がないと判定した場合には、前述の変換された
ディスクのセクタアドレスのデータを、ディスク８から
バッファメモリ４のキャッシュエリア４ー１にステージ
ングする。ホスト１から送られたライトデータは、バッ
ファ４の受信エリア（ライトデータエリア）４ー２（図
７参照）に展開されている。そして、ＭＰＵ３は、キャ
ッシュエリア４ー１のセクタデータを、ライトデータで
更新する。この場合、端数がないため、図３では、４つ
のホストセクタアドレスのセクタデータに、セクタデー
タａが書き換えられる。
は、端数がないと判定した場合には、前述の変換された
ディスクのセクタアドレスのデータを、ディスク８から
バッファメモリ４のキャッシュエリア４ー１にステージ
ングする。ホスト１から送られたライトデータは、バッ
ファ４の受信エリア（ライトデータエリア）４ー２（図
７参照）に展開されている。そして、ＭＰＵ３は、キャ
ッシュエリア４ー１のセクタデータを、ライトデータで
更新する。この場合、端数がないため、図３では、４つ
のホストセクタアドレスのセクタデータに、セクタデー
タａが書き換えられる。
【００５５】（Ｓ１０）次に、ＭＰＵ３は、このキャッ
シュエリア４ー１のセクタデータで、ディスク８のセク
ターを更新する（書き換える）。この書換えにより、ラ
イトエラーが発生したかを判定する。ライトエラーが発
生したと判定すると、通常の交代処理を行う。即ち、Ｍ
ＰＵ３は、バッファ４のライトエリア４ー２のデータ
を、ディスク８の交代領域８ー１に書き込む。そして、
交代領域のフラグを有効に設定し、ディスク８の管理領
域の交代情報に、交代先アドレスを設定する。そして、
正常終了する。又、ライトエラーが発生しないと、交代
処理せずに、正常終了する。
シュエリア４ー１のセクタデータで、ディスク８のセク
ターを更新する（書き換える）。この書換えにより、ラ
イトエラーが発生したかを判定する。ライトエラーが発
生したと判定すると、通常の交代処理を行う。即ち、Ｍ
ＰＵ３は、バッファ４のライトエリア４ー２のデータ
を、ディスク８の交代領域８ー１に書き込む。そして、
交代領域のフラグを有効に設定し、ディスク８の管理領
域の交代情報に、交代先アドレスを設定する。そして、
正常終了する。又、ライトエラーが発生しないと、交代
処理せずに、正常終了する。
【００５６】このように、キャッシュエリアのディスク
セクタ単位のデータを、交代領域に一端セーブするた
め、キャッシュエリアのディスクセクタ単位のデータで
ディスクを更新する時に、ライトエラーが発生しても、
ディスクセクタ単位の交代データを得ることができる。
セクタ単位のデータを、交代領域に一端セーブするた
め、キャッシュエリアのディスクセクタ単位のデータで
ディスクを更新する時に、ライトエラーが発生しても、
ディスクセクタ単位の交代データを得ることができる。
【００５７】このキャッシュエリアのデータは、前述の
ディスクの更新動作に伴い、次の処理のため、クリア又
は上書きされる。このため、ライトエラー中に、ライト
エラーが発生しても、キャッシュエリアのデータは、変
化している可能性がある。この実施態様では、キャッシ
ュエリアと別にセーブしているため、ディスクセクタ単
位の交代データを得ることができる。
ディスクの更新動作に伴い、次の処理のため、クリア又
は上書きされる。このため、ライトエラー中に、ライト
エラーが発生しても、キャッシュエリアのデータは、変
化している可能性がある。この実施態様では、キャッシ
ュエリアと別にセーブしているため、ディスクセクタ単
位の交代データを得ることができる。
【００５８】又、ライトエラーが発生した時に、セーブ
したデータをディスクへ書き戻している。即ち、ディス
クの更新中に、ライトエラーがあっても、直ぐに交代処
理せずに、一端書き戻す。これは、ディスクの更新時
に、ライトパワーの一時的低減等により、ライトエラー
が生じた場合に、リトライするためである。これによ
り、無用な交代領域の使用を防止できる。この場合に
も、キャッシュエリアのデータは、ディスクの更新動作
に伴い、次の処理のため、クリア又は上書きされるた
め、交代領域のデータは有効である。
したデータをディスクへ書き戻している。即ち、ディス
クの更新中に、ライトエラーがあっても、直ぐに交代処
理せずに、一端書き戻す。これは、ディスクの更新時
に、ライトパワーの一時的低減等により、ライトエラー
が生じた場合に、リトライするためである。これによ
り、無用な交代領域の使用を防止できる。この場合に
も、キャッシュエリアのデータは、ディスクの更新動作
に伴い、次の処理のため、クリア又は上書きされるた
め、交代領域のデータは有効である。
【００５９】更に、端数がない時は、セーブ処理を行わ
ないで、通常の交代処理を行う。セーブ処理には、時間
がかかるため、必要な場合のみ、セーブ処理するように
している。このため、エミュレーション時間が長くなる
ことを防止できる。
ないで、通常の交代処理を行う。セーブ処理には、時間
がかかるため、必要な場合のみ、セーブ処理するように
している。このため、エミュレーション時間が長くなる
ことを防止できる。
【００６０】その上、セーブ領域を交代領域としてい
る。このため、交代が必要な時に、交代領域の書き込み
動作が不要となる。これにより、全体の性能を向上でき
る。
る。このため、交代が必要な時に、交代領域の書き込み
動作が不要となる。これにより、全体の性能を向上でき
る。
【００６１】この変形として、交代領域は、バッファ４
上の領域として、交代の必要な時に、ディスクの交代領
域に書き込む方法も適用できる。更に、ＳＣＳＩボード
等の適用では、セーブ領域は、ディスクの領域でなくて
も良い。
上の領域として、交代の必要な時に、ディスクの交代領
域に書き込む方法も適用できる。更に、ＳＣＳＩボード
等の適用では、セーブ領域は、ディスクの領域でなくて
も良い。
【００６２】図８は、本発明の他の実施の態様の交代領
域の説明図である。図８に示すように、光磁気ディスク
８では、内周から外周にかけ、複数のゾーンに分割して
いる。そして、前述したように、各ゾーンでの書き込み
周波数を変え、各ゾーンで記録密度を最適に制御してい
る。このゾーンの境界に、バッファトラックがある。こ
のトラックは、（セクタ当たりのブロック数×４論理ト
ラック）分の空き領域である。この内、バッファトラッ
ク１は、ゾーンの切り替わり部分に有り、位置づけでき
ない部分もあるが、バッファトラック２、３は、この制
限がなく、リード／ライト可能である。
域の説明図である。図８に示すように、光磁気ディスク
８では、内周から外周にかけ、複数のゾーンに分割して
いる。そして、前述したように、各ゾーンでの書き込み
周波数を変え、各ゾーンで記録密度を最適に制御してい
る。このゾーンの境界に、バッファトラックがある。こ
のトラックは、（セクタ当たりのブロック数×４論理ト
ラック）分の空き領域である。この内、バッファトラッ
ク１は、ゾーンの切り替わり部分に有り、位置づけでき
ない部分もあるが、バッファトラック２、３は、この制
限がなく、リード／ライト可能である。
【００６３】この空き領域は、光磁気ディスク装置の物
理的な特性の都合上隙間となっているが、この領域を、
前述の交代領域に割当てる。
理的な特性の都合上隙間となっているが、この領域を、
前述の交代領域に割当てる。
【００６４】この他に、前述の如く、ディスクのセクタ
単位で交代領域を割当てるため、交代領域が足りなくな
るおそれがある。この場合には、ディスクのマニファク
チャーゾーンや、テストトラック、マップエリア等を割
当てることができる。
単位で交代領域を割当てるため、交代領域が足りなくな
るおそれがある。この場合には、ディスクのマニファク
チャーゾーンや、テストトラック、マップエリア等を割
当てることができる。
【００６５】又、前述の実施の態様では、端数がない時
にセーブ処理を行わないようにしたが、データの安全性
を重視する場合には、端数がない時もセーブ処理するこ
とを適用できる。
にセーブ処理を行わないようにしたが、データの安全性
を重視する場合には、端数がない時もセーブ処理するこ
とを適用できる。
【００６６】・・他のエミュレーション処理・・図９は
本発明の他の実施の形態のエミュレーション処理フロ
ー図である。
本発明の他の実施の形態のエミュレーション処理フロ
ー図である。
【００６７】（Ｓ１１）ホスト１から書き込みコマンド
を受信する。
を受信する。
【００６８】（Ｓ１２）ＭＰＵ３は、インタフェース２
を介して書き込みコマンドを受信すると、保管領域（デ
ィスク又はバッファ）に空きがあるかを判定する。保管
領域に空きがない場合は、セクターデータのセーブがで
きないため、ホスト１にこれを通知して、ステップＳ１
６に進む。
を介して書き込みコマンドを受信すると、保管領域（デ
ィスク又はバッファ）に空きがあるかを判定する。保管
領域に空きがない場合は、セクターデータのセーブがで
きないため、ホスト１にこれを通知して、ステップＳ１
６に進む。
【００６９】（Ｓ１３）保管領域に空きがある場合に
は、サイズ変換処理を行う。コマンドのＬＢＡから得ら
れた先頭セクタアドレスを、４で割り、先頭ホストセク
タが属するディスクのセクタアドレスに変換し、ＬＢＡ
とブロック数から、最終セクタアドレスが属するディス
クのセクタアドレスに変換する。前述の変換されたディ
スクのセクタアドレスのデータを、ディスク８からバッ
ファメモリ４のキャッシュエリア４ー１にステージング
する。そして、このステージングされたセクターデータ
を、予め保管領域に書き込む。保管領域への書き込みに
エラー（ライトエラー）がないかを判定する。ライトエ
ラーがないと、ステップＳ１７に進む。
は、サイズ変換処理を行う。コマンドのＬＢＡから得ら
れた先頭セクタアドレスを、４で割り、先頭ホストセク
タが属するディスクのセクタアドレスに変換し、ＬＢＡ
とブロック数から、最終セクタアドレスが属するディス
クのセクタアドレスに変換する。前述の変換されたディ
スクのセクタアドレスのデータを、ディスク８からバッ
ファメモリ４のキャッシュエリア４ー１にステージング
する。そして、このステージングされたセクターデータ
を、予め保管領域に書き込む。保管領域への書き込みに
エラー（ライトエラー）がないかを判定する。ライトエ
ラーがないと、ステップＳ１７に進む。
【００７０】（Ｓ１４）ライトエラーがあると、書き込
みを所定回数繰り返したかを判定する。繰り返していな
いと、ステップＳ１３の書き込みに戻る。
みを所定回数繰り返したかを判定する。繰り返していな
いと、ステップＳ１３の書き込みに戻る。
【００７１】（Ｓ１５）所定回数繰り返しても、保管領
域への書き込みが成功しないと、ホストへ通知する。
域への書き込みが成功しないと、ホストへ通知する。
【００７２】（Ｓ１６）ホスト１は、セーブに成功しな
いことを通知され、ホスト１は、エミュレーションの許
可、不許可を通知する。この場合に、エミュレーション
を許可しないホスト１である時は、異常終了する。
いことを通知され、ホスト１は、エミュレーションの許
可、不許可を通知する。この場合に、エミュレーション
を許可しないホスト１である時は、異常終了する。
【００７３】（Ｓ１７）一方、ホスト１は、エミュレー
ションを許可した場合には、エミュレーションを実行す
る。即ち、ホスト１から送られたライトデータは、バッ
ファ４の受信エリア（ライトデータエリア）４ー２に展
開されている。そして、ＭＰＵ３は、キャッシュエリア
４ー１のセクタデータａ、ａ＋１を、ライトデータで更
新する。図３では、アドレス〔４ａ＋１〕から５セクタ
／５１２バイトのライト要求がされているため、アドレ
ス〔４ａ＋１〕〜〔４ｂ＋１〕のデータが書き換えられ
る。
ションを許可した場合には、エミュレーションを実行す
る。即ち、ホスト１から送られたライトデータは、バッ
ファ４の受信エリア（ライトデータエリア）４ー２に展
開されている。そして、ＭＰＵ３は、キャッシュエリア
４ー１のセクタデータａ、ａ＋１を、ライトデータで更
新する。図３では、アドレス〔４ａ＋１〕から５セクタ
／５１２バイトのライト要求がされているため、アドレ
ス〔４ａ＋１〕〜〔４ｂ＋１〕のデータが書き換えられ
る。
【００７４】（Ｓ１８）次に、ＭＰＵ３は、このキャッ
シュエリア４ー１のセクタデータａ、ａ＋１で、ディス
ク８のセクターａ、ａ＋１を更新する（書き換える）。
この書換えにより、ライトエラーが発生したかを判定す
る。ライトエラーが発生しない場合には、正常終了す
る。
シュエリア４ー１のセクタデータａ、ａ＋１で、ディス
ク８のセクターａ、ａ＋１を更新する（書き換える）。
この書換えにより、ライトエラーが発生したかを判定す
る。ライトエラーが発生しない場合には、正常終了す
る。
【００７５】（Ｓ１９）ライトエラーが発生したと判定
すると、保管領域への処理は、成功しているかを判定す
る。保管領域へのセーブが成功している場合には、ホス
ト１にこれを通知した後、保管領域８ー１を交代領域に
登録する。即ち、保管領域のフラグを有効に設定し、デ
ィスク８の管理領域の交代情報に、交代先アドレスを設
定する。そして、正常終了する。
すると、保管領域への処理は、成功しているかを判定す
る。保管領域へのセーブが成功している場合には、ホス
ト１にこれを通知した後、保管領域８ー１を交代領域に
登録する。即ち、保管領域のフラグを有効に設定し、デ
ィスク８の管理領域の交代情報に、交代先アドレスを設
定する。そして、正常終了する。
【００７６】保管領域へのセーブが成功していない場合
には、ホスト１にこれを通知した後、異常終了する。
には、ホスト１にこれを通知した後、異常終了する。
【００７７】この実施の形態では、ライト時に、エミュ
レーションのため、リードしたセクタを予め保管し、交
代データに使用している。このようにしても、書き込み
前の状態は保存できるため、ライトエラーがあっても、
リードエラーを防止できる。
レーションのため、リードしたセクタを予め保管し、交
代データに使用している。このようにしても、書き込み
前の状態は保存できるため、ライトエラーがあっても、
リードエラーを防止できる。
【００７８】又、エミュレーションの前に、行うため、
エミュレーションの効率が良い。更に、保管できない場
合に、ホストは通知されるため、エミュレーションの実
行を制御できる。尚、保管されない場合に、ライトエラ
ーが生じた場合には、ホストは、リトライ等の処置をと
ることができる。
エミュレーションの効率が良い。更に、保管できない場
合に、ホストは通知されるため、エミュレーションの実
行を制御できる。尚、保管されない場合に、ライトエラ
ーが生じた場合には、ホストは、リトライ等の処置をと
ることができる。
【００７９】上述の実施の態様の他に、本発明は、次の
ような変形が可能である。
ような変形が可能である。
【００８０】前述の実施の態様では、記憶装置として、
光磁気ディスク装置を例に説明したが、磁気ディスク装
置、光ディスク装置、磁気カード装置、光カード装置等
の他の記憶装置に適用できる。
光磁気ディスク装置を例に説明したが、磁気ディスク装
置、光ディスク装置、磁気カード装置、光カード装置等
の他の記憶装置に適用できる。
【００８１】以上、本発明を実施の形態により説明した
が、本発明の主旨の範囲内で種々の変形が可能であり、
これらを本発明の範囲から排除するものではない。
が、本発明の主旨の範囲内で種々の変形が可能であり、
これらを本発明の範囲から排除するものではない。
【００８２】
【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
次の効果を奏する。
次の効果を奏する。
【００８３】(1) 実セクタ単位の書き換えたデータを記
憶媒体に書き込む前に、読みだした又は前記書き換えた
第１のセクタ長単位のデータをセーブするため、書き込
み中に、ライトエラーが生じた場合に、セーブした第１
のセクタ長単位のデータを交代データとして保全するこ
とができる。このため、第１のセクタ長単位のデータを
交代データとするため、リードコマンドを受けても、こ
の交代データにより、第１のセクタ長単位のアクセスが
可能となる。
憶媒体に書き込む前に、読みだした又は前記書き換えた
第１のセクタ長単位のデータをセーブするため、書き込
み中に、ライトエラーが生じた場合に、セーブした第１
のセクタ長単位のデータを交代データとして保全するこ
とができる。このため、第１のセクタ長単位のデータを
交代データとするため、リードコマンドを受けても、こ
の交代データにより、第１のセクタ長単位のアクセスが
可能となる。
【００８４】(2) 又、読みだした又は前記書き換えた第
１のセクタ長単位のデータをセーブしているため、信頼
性の高い交代処理が実現できる。
１のセクタ長単位のデータをセーブしているため、信頼
性の高い交代処理が実現できる。
【図１】本発明の一実施の態様のファイルシステムのブ
ロック図である。
ロック図である。
【図２】図１の光ディスクドライブの構成図である。
【図３】図１のエミュレーション処理の説明図である。
【図４】図２のディスクのセクタの説明図である。
【図５】本発明の一実施の態様の媒体挿入時の初期処理
フロー図である。
フロー図である。
【図６】本発明の一実施の態様のエミュレーション処理
フロー図である。
フロー図である。
【図７】図６のライトエミュレーション動作の説明図で
ある。
ある。
【図８】本発明の他の交代領域の説明図である。
【図９】本発明の他の実施の形態のエミュレーション処
理フロー図である。
理フロー図である。
【図１０】従来のエミュレーション処理の説明図であ
る。
る。
【図１１】従来のエミュレーション動作の説明図であ
る。
る。
１ ホスト ２ インタフェース ３ ＭＰＵ ４ バッファメモリ ４ー１ キャッシュエリア ４ー２ 受信エリア ７ 光学ヘッド ８ ディスク ８ー１ 交代領域
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.7 識別記号 ＦＩ テーマコート゛(参考） Ｇ１１Ｂ 20/18 ５５２ Ｇ１１Ｂ 20/18 ５５２Ｚ ５７０ ５７０Ｚ ５７２ ５７２Ｂ ５７２Ｆ (72)発明者 府川 清孝 神奈川県川崎市中原区上小田中４丁目１番 １号 富士通株式会社内 (72)発明者 中野 隆浩 兵庫県加東郡社町佐保35番（番地なし） 富士通周辺機株式会社内 Ｆターム(参考） 5B065 BA01 BA03 CC08 CE04 CE21 PA02 PA04 ZA19 5D044 BC06 CC04 DE03 DE12 DE37 DE62 DE64 GK11
Claims (4)
- 【請求項１】 第１のセクタ長単位の記憶媒体を、ホス
トからの第１のセクタ長より短い第２のセクタ長単位の
コマンドで、アクセスする記憶装置のエミュレーション
処理方法において、 前記第２のセクタ長単位に指定されたアドレスのデータ
を、前記記憶媒体から前記第１のセクタ長単位で読みだ
すステップと、 前記読みだした第１のセクタ長単位のデータを、前記第
２のセクタ長単位のデータで書き換えるステップと、 前記読みだした又は前記書き換えた第１のセクタ長単位
のデータをセーブするステップと、 前記書き換えたデータを前記記憶媒体に書き込むステッ
プと、 前記書き込みの失敗時に、前記セーブしたデータを交代
データとして登録するステップとを有することを特徴と
する記憶装置のエミュレーション処理方法。 - 【請求項２】 請求項１の記憶装置のエミュレーション
処理方法において、 前記セーブするステップは、 前記第１のセクタ長単位のデータを前記記憶媒体にセー
ブするステップからなることを特徴とする記憶装置のエ
ミュレーション処理方法。 - 【請求項３】 請求項１の記憶装置のエミュレーション
処理方法において、 前記書換え要求された前記第２のセクタ長単位の目的ア
ドレスから、対応する前記第１のセクタ長単位のデータ
を全て書き換えるか否かを判定するステップと、 前記全てを書き換えない場合には、前記セーブステップ
を実行するステップと、 前記全てを書き換える場合には、前記書き込みの失敗時
に、前記書換え要求された第２のセクタ長単位のデータ
を前記記憶媒体に交代データとして登録するステップと
を有することを特徴とする記憶装置のエミュレーション
処理方法。 - 【請求項４】 第１のセクタ長単位の記憶媒体を、ホス
トからの第１のセクタ長より短い第２のセクタ長単位の
コマンドで、アクセスする記憶装置において、 バッファメモリと、 前記第２のセクタ長単位に指定されたアドレスのデータ
を、前記記憶媒体から前記第１のセクタ長単位で前記バ
ッファメモリに読みだした後、前記読みだした第１のセ
クタ長単位のデータを、前記第２のセクタ長単位のデー
タで書き換え、且つ前記書き換えたデータを前記記憶媒
体に書き込む制御回路とを有し、 前記制御回路は、 前記読みだした又は前記書き換えた第１のセクタ長単位
のデータをセーブ領域にセーブし、且つ前記書き込みの
失敗時に、前記セーブしたデータを交代データとして登
録することを特徴とする記憶装置。
Priority Applications (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP36000699A JP2001175419A (ja) | 1999-12-17 | 1999-12-17 | 記憶装置のエミレーション処理方法及び記憶装置 |
| US09/676,447 US6988178B1 (en) | 1999-12-17 | 2000-09-29 | Emulation processing method for a storage device and storage device |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP36000699A JP2001175419A (ja) | 1999-12-17 | 1999-12-17 | 記憶装置のエミレーション処理方法及び記憶装置 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2001175419A true JP2001175419A (ja) | 2001-06-29 |
Family
ID=18467415
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP36000699A Pending JP2001175419A (ja) | 1999-12-17 | 1999-12-17 | 記憶装置のエミレーション処理方法及び記憶装置 |
Country Status (2)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US6988178B1 (ja) |
| JP (1) | JP2001175419A (ja) |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2007193439A (ja) * | 2006-01-17 | 2007-08-02 | Toshiba Corp | 不揮発性キャッシュメモリを用いる記憶装置とその制御方法 |
| JP2008009635A (ja) * | 2006-06-28 | 2008-01-17 | Hitachi Ltd | ストレージシステム及びそのデータ保護方法 |
| US8812798B2 (en) | 2011-08-18 | 2014-08-19 | International Business Machines Corporation | Indication of a destructive write via a notification from a disk drive that emulates blocks of a first block size within blocks of a second block size |
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| US7725666B2 (en) * | 2005-11-03 | 2010-05-25 | Hitachi Global Storage Technologies Netherlands B.V. | Micro-journaling of data on a storage device |
| US7539924B1 (en) | 2005-11-15 | 2009-05-26 | Western Digital Technologies, Inc. | Disk drive implementing data path protection by encoding large host blocks into sub blocks |
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| EP1965384A1 (en) * | 2007-03-01 | 2008-09-03 | Deutsche Thomson OHG | Non-chronological AV-stream recording |
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| US8397107B1 (en) | 2009-12-11 | 2013-03-12 | Western Digital Technologies, Inc. | Data storage device employing data path protection using both LBA and PBA |
| US8990493B1 (en) | 2011-06-30 | 2015-03-24 | Western Digital Technologies, Inc. | Method and apparatus for performing force unit access writes on a disk |
| US8671250B2 (en) | 2011-12-15 | 2014-03-11 | Western Digital Technologies, Inc. | Data storage device generating redundancy for data path protection of a parity sector |
| US8996839B1 (en) | 2012-01-23 | 2015-03-31 | Western Digital Technologies, Inc. | Data storage device aligning partition to boundary of sector when partition offset correlates with offset of write commands |
| US9063838B1 (en) | 2012-01-23 | 2015-06-23 | Western Digital Technologies, Inc. | Data storage device shifting data chunks of alignment zone relative to sector boundaries |
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|---|---|---|---|---|
| JPH0414127A (ja) | 1990-05-08 | 1992-01-20 | Seiko Epson Corp | データ転送装置 |
| US5136569A (en) * | 1990-09-28 | 1992-08-04 | International Business Machines Corporation | Optical disk recorder for diverse media types and having a predetermined initialization or start-up procedure |
| JPH04165527A (ja) | 1990-10-30 | 1992-06-11 | Matsushita Electric Ind Co Ltd | 情報記録再生方法及び情報記録再生装置 |
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| US5459850A (en) * | 1993-02-19 | 1995-10-17 | Conner Peripherals, Inc. | Flash solid state drive that emulates a disk drive and stores variable length and fixed lenth data blocks |
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-
1999
- 1999-12-17 JP JP36000699A patent/JP2001175419A/ja active Pending
-
2000
- 2000-09-29 US US09/676,447 patent/US6988178B1/en not_active Expired - Fee Related
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| US9372633B2 (en) | 2011-08-18 | 2016-06-21 | International Business Machines Corporation | Indication of a destructive write via a notification from a disk drive that emulates blocks of a first block size within blocks of a second block size |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| US6988178B1 (en) | 2006-01-17 |
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