JP2002251843A

JP2002251843A - テープアクセス制御方法、記録／再生システム及びテープドライブ装置

Info

Publication number: JP2002251843A
Application number: JP2001047307A
Authority: JP
Inventors: Junichi Yokota; 淳一横田; Masaki Yamada; 雅基山田; Keiji Kanota; 啓二叶多; Shunji Okada; 俊二岡田; Atsuo Okamoto; 敦雄岡本
Original assignee: Sony Corp
Current assignee: Sony Corp
Priority date: 2001-02-22
Filing date: 2001-02-22
Publication date: 2002-09-06

Abstract

(57)【要約】【課題】テープストリーマをＡＶ信号の記録／再生に
応用するに際し、再生エラー発生時に、ドライブがエラ
ー情報を伝達し、かつ、エラー復帰位置の正確な制御
と、データの欠落量を最小限に抑えることができるよう
にする。【解決手段】ホストＣＰＵ２０により与えられるデータ
を読み出すＲＥＡＤコマンドに応答して、再生エラー発
生時にＡＩＴドライブ１０からエラーステータスをホス
トシステムに返し、ホストシステムからのエラーの内容
を調べるRequest Senseコマンドに応答して、グループ
の先頭のレコード番号あるいはグループ番号とフレーム
毎のエラー情報をＡＩＴドライブ１０からホストＣＰＵ
２０に返す。ホストＣＰＵ２０は、エラーのあるセクタ
を計算し、エラーのあるセクタのデータを除いたデータ
を読み出すＲＥＡＤコマンドを発行する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、グループ単位でデ
ータを扱ってテープを介して記録／再生を行うＡＩＴ(A
dvanced Intelligent Tape)規格に準拠したテープドラ
イブ装置と、上記テープドライブ装置を制御するホスト
システムからなる記録／再生システムにおけるテープア
クセス制御方法、記録／再生システム及びテープドライ
ブ装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】デジタルデータを磁気テープに記録及び
／又は再生するテープ記録及び／又は再生装置として、
いわゆるテープストリーマが知られている。テープスト
リーマは、記録媒体であるテープカセットに収納される
磁気テープのテープ長にもよるが、数十〜数百ギガバイ
ト程度の膨大なデータを記録することが可能であり、コ
ンピュータに内蔵されるハードディスク等の記録される
データを保存するバックアップ用に広く利用されてい
る。また、データ量の大きな画像データを保存するため
に用いる場合にも有用である。

【０００３】テープストリーマとして、８ミリＶＴＲ用
のテープカセットと同様にテープ幅を８ｍｍの磁気テー
プを収納したテープカセットを記録媒体に用い、回転磁
気ヘッド装置を用いたヘリカルスキャン方式によりデー
タの記録及び／又は再生を行うものが用いられている。

【０００４】テープ幅を８ｍｍとなす磁気テープを収納
したテープカセットを記録媒体として用いるテープスト
リーマは、記録及び／又は再生データの入出力インター
フェイスとして例えばＳＣＳＩ(Small Computer System
Interface)が用いられている。

【０００５】このテープストリーマは、データの記録時
に例えばホストコンピュータから供給されるデータがＳ
ＣＳＩインターフェイスを介して入力される。この入力
データは所定の固定長のデータ群単位で伝送され、入力
されたデータは必要があれば所定方式による圧縮処理が
施され、一旦バッファメモリに蓄積される。バッファメ
モリに蓄積されたデータは、所定のグループ(Group)と
いわれる固定長の単位ごとに記録及び／又は再生系に対
して供給され回転ヘッドにより磁気テープに記録され
る。

【０００６】また、再生時には、磁気テープに記録され
たデータが回転ヘッドによって読み出され、一旦バッフ
ァメモリに蓄えられる。バッファメモリに記録されたデ
ータは、記録時に圧縮が施されたものであれば伸長処理
が施されて、ＳＣＳＩインターフェイスを介してホスト
コンピュータに伝送される。

【０００７】８ミリテープを用いた大容量・高速転送レ
ートのテープストリーマ規格「ＡＩＴ(Advanced Intell
igent Tape)」に準拠したドライブが知られている。

【０００８】ＡＩＴテープストリーマでは、グループ
（ＡＩＴの処理単位、ＡＩＴ−２では約１．２Ｍバイ
ト）単位でエラー訂正処理が行われ、再生時にエラーが
発生した場合、何回かリトライを行い、それでもエラー
が残った場合にドライブエラーとして処理を中止するよ
うにしている。

【０００９】

【発明が解決しようとする課題】ところで、このような
ＡＩＴテープストリーマを映像音声信号（以下、ＡＶ信
号という。）のように時間的に連続した信号の記録／再
生に応用する場合には、エラー発生時にも処理を中止す
ることなく動作を継続する必要がある。エラー発生時に
処理を中止しないようにすることは、ファームウエアの
変更で可能である。しかし、その場合、エラー情報をホ
ストＣＰＵに伝達しないと、ホストシステムにいきなり
不連続なデータが入力されてしまうことにより、ホスト
システムが誤動作する虞がある。

【００１０】また、エラー訂正の単位すなわちグループ
（ＡＩＴの処理単位、ＡＩＴ−２では約１．２Ｍバイ
ト）は、６ＭｂｐｓのＭＰＥＧ信号を記録した場合、
１．６秒に相当する。グループ内にエラー訂正できなか
ったたった１ビットによって、グループ全体がエラーと
みなされてしまう。ＡＶ信号を取り扱う場合、１．６秒
に亘って無視することはできない。

【００１１】さらに、エラー発生後の復帰処理では、ホ
ストＣＰＵは、テープドライブ側からエラーなしのデー
タを直ちに受け取るのではなく、ホストＣＰＵにとって
区切りの良い位置から復帰できるようにようにした場合
が多い。すなわち、復帰位置の正確な制御の手法を確立
する必要があった。

【００１２】そこで、本発明の目的は、上述の如き従来
の問題点に鑑み、テープストリーマをＡＶ信号の記録／
再生に応用するに際し、再生エラー発生時に、ドライブ
がエラー情報を伝達し、かつ、エラー復帰位置の正確な
制御と、データの欠落量を最小限に抑えることができる
ようにすることにある。

【００１３】

【課題を解決するための手段】本発明は、グループ単位
でデータを扱ってテープを介して記録／再生を行うＡＩ
Ｔ(Advanced Intelligent Tape)規格に準拠したテープ
ドライブ装置と、上記テープドライブ装置を制御するホ
ストシステムからなる記録／再生システムにおけるテー
プアクセス制御方法であって、グループ単位のデータを
セクタ単位に分配するにあたりグループ内にデータの隙
間を設けることによりグループの先頭とセクタの先頭を
一致させた記録フォーマットを採用し、ホストシステム
により与えられるデータを読み出すＲＥＡＤコマンドに
応答して、再生エラー発生時にテープドライブ装置から
エラーステータスをホストシステムに返し、ホストシス
テムからのエラーの内容を調べるRequest Senseコマン
ドに応答して、グループの先頭のレコード番号あるいは
グループ番号とフレーム毎のエラー情報をテープドライ
ブ装置からホストシステムに返し、ホストシステム側で
エラーのあるセクタを計算し、エラーのあるセクタのデ
ータを除いたデータを読み出すＲＥＡＤコマンドを発行
することを特徴とする。

【００１４】また、本発明は、グループ単位でデータを
扱ってテープを介して記録／再生を行うＡＩＴ(Advance
d Intelligent Tape)規格に準拠したテープドライブ装
置と、上記テープドライブ装置を制御するホストシステ
ムからなる記録／再生システムであって、テープドライ
ブ装置は、グループ単位のデータをセクタ単位に分配す
るにあたりグループ内にデータの隙間を設けることによ
りグループの先頭とセクタの先頭を一致させた記録フォ
ーマットでデータの記録／再生を行い、ホストシステム
により与えられるデータを読み出すコマンドに応答し
て、再生エラー発生時にエラーステータスをホストシス
テムに返し、ホストシステムからのエラーの内容を調べ
るコマンドに応答して、グループの先頭のレコード番号
あるいはグループ番号とフレーム毎のエラー情報をホス
トシステムに返し、ホストシステムは、上記テープドラ
イブ装置により与えられるグループの先頭のレコード番
号あるいはグループ番号とフレーム毎のエラー情報に基
づいて、エラーのあるセクタを計算し、エラーのあるセ
クタのデータを除いたデータを読み出すコマンドを発行
することを特徴とする。

【００１５】さらに本発明は、グループ単位でデータを
扱ってテープを介して記録／再生を行うＡＩＴ(Advance
d Intelligent Tape)規格に準拠したテープドライブ装
置であって、グループ単位のデータをセクタ単位に分配
するにあたりグループ内にデータの隙間を設けることに
よりグループの先頭とセクタの先頭を一致させた記録フ
ォーマットでデータの記録／再生を行う記録／再生手段
と、ホストシステムにより与えられるデータを読み出す
コマンドに応答して、再生エラー発生時にエラーステー
タスをホストシステムに返し、ホストシステムからのエ
ラーの内容を調べるコマンドに応答して、グループの先
頭のレコード番号あるいはグループ番号とフレーム毎の
エラー情報をホストシステムに返す制御手段とことを特
徴とする。

【００１６】

【発明の実施の形態】以下、本発明の実施の形態につい
て、図面を参照しながら詳細に説明する。

【００１７】本発明は、例えば８ミリテープを用いた大
容量・高速転送レートのテープストリーマー規格「ＡＩ
Ｔ(Advanced Intelligent Tape)」に準拠したテープス
トリーマドライブ（以下、単にＡＩＴドライブという）
によりＡＶデータの記録／再生を行う記録／再生システ
ムに適用される。

【００１８】ＡＩＴ規格には、ＡＩＴ−１とＡＩＴ−２
が存在しており、ＡＩＴのフォーマットについては、イ
ンターネット上の情報サイトhttp://ftp.ecma.ch/にＥ
ＣＭＡ−２４６ 8mm Wide Magnetic Tape Cartridge fo
r Information Interchange- Helical Recordin - AIT-
1 Fprmat,2nd edtionが開示されている。

【００１９】本発明を適用したＡＩＴドライブの構成を
図１に示す。

【００２０】このＡＩＴドライブ１０は、システムコン
トローラ１１により制御されるホストインターフェース
部１２、信号処理部１３、チャンネルコーディング部１
４や回転ドラム１５等からなる。

【００２１】このＡＩＴドライブ１０は、テープカセッ
ト１の磁気テープ２に対して、ヘリカルスキャン方式に
より記録／再生を行うもので、回転ドラム１５には、図
示しない記録ヘッド及び再生ヘッドが設けられている。
回転ドラム１５は図示しないドラムモータにより回転さ
れるとともに、テープカセット１から引き出された磁気
テープ２が巻き付けられる。また、磁気テープ２は、図
示しないキャプスタンモータ及びピンチローラにより送
られる。

【００２２】このＡＩＴドライブ１０は、ホストインタ
ーフェース部１２としてＳＣＳＩインターフェイスを備
え、信号処理部１３とホストＣＰＵ２０との間で上記ホ
ストインターフェース部１２を介してデータの授受を行
うようになっている。

【００２３】記録時には、信号処理部１３は、ホストＣ
ＰＵ２０から送られてくる記録データをＡＩＴ規格に従
ってグループ(Group)という磁気テープの４０トラック
分に相当する固定長の単位としてデータを扱い、エラー
訂正のためのＥＣＣ処理等を施した記録データをチャン
ネルコーディング部１４に供給する。チャンネルコーデ
ィング部１４は、供給された記録データに対して増幅、
記録イコライジング等の処理を施して記録信号を生成
し、回転ドラム１５に設けられている図示しない記録ヘ
ッドに供給することにより、磁気テープ２に記録する。

【００２４】また、再生時には、回転ドラム１５に設け
られている図示しない再生ヘッドにより磁気テープ２か
ら読み出される再生信号について、チャンネルコーディ
ング部１４により、再生イコライジング、再生クロック
生成、２値化、デコード（例えばビタビ復号）などが行
われ、さらに、信号処理部１３において誤り訂正処理等
が施されることにより得られる再生データがホストイン
ターフェース部１２を介してホストＣＰＵ２０に供給さ
れる。

【００２５】ＡＩＴドライブ１０とホストＣＰＵ２０間
は上記ホストインターフェース部１２のＳＣＳＩインタ
ーフェースを用いて情報の相互伝送が行われるが、ホス
トＣＰＵ２０は、システムコントローラ１１に対してＳ
ＣＳＩコマンドを用いて各種の通信を行い、テープカセ
ット１に設けられている不揮発性メモリＭＩＣ(Memory
In Cassette)３に対するデータの書き込み／読み出しを
実行させることができる。

【００２６】ここで、ＡＩＴのテープフォーマットを図
２に示す。ＡＩＴ規格において、１グループ(Group)
は、１８フレーム(Frame)の有効データと２フレームの
Ｃ３符号で構成される。１フレームは、２トラック(Tra
ck)により形成される。この場合、１フレームを形成す
る２トラックは、互いに隣り合うプラスアジマスとマイ
ナスアジマスのトラックとされる。したがって、１グル
ープは４０トラックにより形成されることになる。

【００２７】また、図３にＡＩＴ−２のトラックフォー
マットを示す。両端にマージンエリアＡ１１、Ａ１７が
設けられ、これらマージンエリアＡ１１の後ろとマージ
ンＡ１７の前にはトラッキング制御用のＡＴＦエリアＡ
１２、Ａ１６が設けられる。更に１トラックの中間に対
してＡＴＦエリアＡ１４が設けられる。そして、上記Ａ
ＴＦエリアＡ１２、Ａ１４の間と、ＡＴＦエリアＡ１
４、Ａ１６との間にそれぞれ１６８ブロック分のデータ
エリアＡ１３、Ａ１５が設けられる。すなわち、１トラ
ックにデータブロックが３３６個ある。１ブロックは、
１４０バイトからなり、５８バイトのデータエリアＡ
１、６バイトのエラー訂正用のＣ１パリティエリアＡ
２、５８バイトのデータエリアＡ３、６バイトのエラー
訂正用のＣ１パリティエリアＡ４、８バイトのデータブ
ロックヘッダエリアＡ５、４バイトのＳＹＮＣデータエ
リアＡ６からなる。各ブロックには、データブロックヘ
ッダが８バイトあり、データブロックヘッダは７種類あ
る。７種類のデータブロックヘッダは、３３６個のデー
タブロックに順番に配置される。また入力されたデータ
列は、１フレーム（２トラック）単位でランダマイズさ
れている。

【００２８】ここで、ホストＣＰＵシステムではハード
ディスクやＣＤ−ＲＯＭなどのドライブを動作させるこ
とから、最小処理単位（セクタ）を５１２バイトあるい
は２０４８バイトとすることが多い。ＡＩＴ−２の処理
単位であるグループ(Group)は、グループ内に必須であ
る４０バイトのグループインフォメーションテーブル(G
roup Information Table(GIT))を除いて１２０２６４８
バイトである。１セクタを５１２バイトとした場合に
は、１グループ内に２３４８セクタが入り、余りが４７
２バイトとなる。ここで、何も考慮しないと余りの部分
にもデータが埋められ、その結果、グループの先頭とセ
クタの先頭が一致しないことになる。これでは、ホスト
ＣＰＵが後述するフレーム毎のエラー情報をドライブか
らもらっても、フレームとセクタの関係が全くないた
め、何も対応がとれない。

【００２９】そこで、本発明では、図４に示すように、
余りの４７２バイトは無記録部分とし、必ず、グループ
の先頭とセクタの先頭が一致するように記録する。

【００３０】ＧＩＴは、図５に示すように、１バイトの
Set to all ZEROsフィールド、３バイトのGroup Number
フィールド、４バイトのRecord Countフィールド、４バ
イトのSeparator 1 Countフィールド、４バイトのSepar
ator 2 Countフィールド、１バイトのSet to all ZEROs
フィールド、３バイトのGroup Number of the Previous
Recordフィールド、１バイトのSet to all ZEROsフィ
ールド、３バイトのGroup Number of the Previous Sep
arator 1 field、１バイトのSet to all ZEROsフィール
ド、３バイトのGroup Number of the Previous Separat
or 2 field、２バイトのBlock Access Table Countフィ
ールド、２バイトのCount of Records in the Current
Basic Groupフィールド、２バイトのCount of Separato
rs 1 フィールド、２バイトのCount of Separators 2
フィールド及び１バイトのSet toall ZEROsフィールド
からなる。

【００３１】Group Numberフィールドは、現在の基本グ
ループの連続番号をバイナリ表記で指定する４バイトの
フィールドである。

【００３２】Record Countフィールドは、４バイトのフ
ィールドである。ＬＢＯＴ(LogicalBeginning of Tape)
から全ての基本グループのＧＩＴの現在のBasic Group
フィールドにおけるRecordsフィールドのCount値の合計
をバイナリ表記で指定する４バイトのフィールドであ
る。セパレーターマーク(Separator Marks)は、レコー
ド(records)として数えられる。

【００３３】また、Separator 1 Countフィールドは、
現在のBasic Groupの中でそれらを含むＬＢＯＴから記
録されたSeparators 1 の数をバイナリ表記で指定する
４バイトのフィールドである。

【００３４】また、Separator 2 Countフィールドは、
現在のBasic Groupの中でそれらを含むＬＢＯＴから記
録されたSeparators 2 の数をバイナリ表記で指定する
４バイトのフィールドである。

【００３５】また、Group Number of the Previous Rec
ordフィールドは、Separator Mark、Access Point又はU
nprocessed Recordの開始が起こった前のBasic Groupの
連続番号をバイナリ表記で指定する３バイトのフィール
ドである。そのようなBasic Groupが存在しないなら
ば、このフィールドは全てのゼロに設定される。

【００３６】また、Group Number of the Previous Sep
arator 1 フィールドは、最後の書かれたSeparator 1
を含む前のBasic Groupの連続番号をバイナリ表記で指
定する３バイトのフィールドである。そのようなBasic
Groupが存在しないならば、このフィールドは全てのゼ
ロに設定される。

【００３７】また、Group Number of the Previous Sep
arator 2 フィールドは、最後の書かれたSeparator 2
を含む前のBasic Groupの連続番号をバイナリ表記で指
定する３バイトのフィールドである。そのようなBasic
Groupが存在しないならば、このフィールドは全てのゼ
ロに設定される。

【００３８】また、Block Access Table Countフィール
ドは、Block Access Table(BAT)においてバイナリ表記
でエントリの数を指定する２バイトのフィールドであ
る。これは、レコードの数又はグループの中の部分的な
レコードと同じものでない。

【００３９】また、Count of Records in the Current
Basic Groupフィールドは、バイナリ表記で以下の合計
を指定する３バイトのフィールドである。

【００４０】・現在のBasic GroupのＢＡＴにおけるSep
arator Markエントリの数・現在のBasic GroupのEntitiesにおけるRecordsの数・全Entityエントリが現在のBasic GroupのBATにある全
てのEntitiesのEntityHeadersの第６〜８バイトにおけ
る数の合計・現在のBasic GroupのＢＡＴにおけるEntityエントリ
のスタート側のEntityのEntity Headerの第６〜８バイ
トにおける数より１少ない値・現在のBasic GroupのBATにおけるEntityエントリのTo
tal Count数また、Count of Separators 1 フィールドは、現在のBa
sic Groupに書かれるSeparators 1 の数をバイナリ表記
で指定する２バイトのフィールドである。

【００４１】さらに、Count of Separators 2 フィール
ドは、現在のBasic Groupに書かれるSeparators 2 の数
をバイナリ表記で指定する２バイトのフィールドであ
る。

【００４２】ここで、Block Access Table(BAT)は、各E
ntityのための一つ以上のエントリとBasic Groupの各々
のSeparatorマークを含んでいる。完全にはBasic Group
に含まれるというわけではないEntityは、また、一つ以
上のエントリによって同定される。最初のエントリは、
Group Information Table の直前に書かれる。ＢＡＴ
は、図６に示されるように、１バイトのフラグバイトと
３バイトのCountフィールドからなる。Flag Byteの設定
に依存して、３バイトのCountフィールドは、バイナリ
の表記法において２^２４−１より大きくない数をバイナ
リ表記で図７のように指定する。

【００４３】Entire Entityは、Entityに関連し、Entit
yが現在のBasic Group中で始まって終わることを示す。
Countフィールドは、Entityの中でバイトの数を指定す
る。

【００４４】Start Part of Entityは、Entityに関連が
あって、Entityが現在のBasic Groupの中で始まって、
以降のBasic Groupで終わることを示す。Countフィール
ドは、現在のBasic Groupの中である部分的なEntityに
おけるバイト数を指定する。

【００４５】Middle Part of Entityは、Entityに関連
し、Entityが前のBasic Groupの中で始まって、以降のB
asic Groupで終わることを示す。Countフィールドは、
現在のBasic Groupの中である部分的なEntityにおける
バイト数を指定する。

【００４６】Last Part of Entityは、このエントリ
は、Entityに関連し、Entityが前のBasic Groupの中で
始まって、現在のBasic Groupで終わることを示す。Cou
ntフィールドは、現在のBasic Groupの中である部分的
なEntityにおけるバイト数を指定する。このエントリ
は、現在のBasic GroupのＢＡＴにおいて、エントリー
のTotal Countのためのエントリが直ちに続けられる。

【００４７】Total Countエントリーは、Entityエント
リのLast Partに続く。このエントリは、Last Part of
Entityのための直前のエントリのそれと同じEntityに関
連す。Countフィールドは、Entityにおけるバイトの総
数を指定する。

【００４８】Separator Markエントリーは、EntityがSe
parator Markレコードであることを示す。Countフィー
ルドは、EntityがSeparator 1 のレコードであるなら
ば、ナンバー0を指定し、EntityがSeparator 2 のレコ
ードと番号１を指定する。

【００４９】Skipは、各Basic GroupのBlock Access Ta
bleの最後のエントリとしてのSkipエントリである。こ
のエントリは、現在のBasic Groupにおけるユーザー・
データの最後のバイトが到達されたことを示す。Count
フィールドは、Basic Groupの中でバイトの残っている
数を指定する。このように、Countフィールドで指定で
きる最小番号は、Group Information Table及びBlock A
ccess Tableのバイトの総数となる。

【００５０】Countフィールドは、Block Access Table
で与えられるリストにおけるエントリータイプのそれら
のCountフィールドで指定される数の合計は、８０１７
９２である。上記リストは、Skip、Entireエントリー、
Start Part of Entity、Middle Part of Entity、Last
Part of Entityを含んでいる。

【００５１】Block Access Tableのエントリの有効なシ
ーケンスを図８に示す。この図８において、状態と動き
は長方形内に記述されている。そして、Flag Byteをセ
ットすることによって示されるエントリーは、楕円内に
記述されている。図８は、次のエントリとして有効であ
るそれらのエントリだけが各状態又は各動きの後、遭遇
されることを示す。全ての他のエントリは、無効であ
る。

【００５２】Basic Groupが完成されたとき、それは１
〜４４５４４まで数えられる４４５４４バイトの１８の
Ｇ１サブグループ(G1 Sub-Groups)に分割される。各G1
SubGroupは、１〜１８の範囲において連続番号を持つ。
G1 Sub Groupは、Even G2 Sub GroupとOdd G2 Sub Grou
pの２つのＧ２サブグループ(G2 Sub-Groups)に変換され
る。そして、各G2 Sub Groupのバイトは、G3 Sub-グル
ープに、次のように置かれる。

【００５３】G3 Sub-Groupは、１２８バイトを各々含む
２２４セルの列である。各G2 Sub Groupの２２２７２デ
ータ・バイトは、セル番号１７からセル番号２０８まで
１９２のセルに置かれる。各セルは６４バイトのデータ
・バイトの２つのセットを含む。そして、それぞれ、５
２バイトは１２バイトのセルの１１６データ・バイト以
上計算されるC1 ECCバイトあとに続いている。

【００５４】一旦１９２セルが満たされたら、C2 ECCバ
イトはこれらの１９２のセルの上に計算され、図９に示
すように、対応するC2バイトがセル番号１〜１６とセル
番号２０９〜２２４に入れられる。各セルに含まれる各
６４バイトのセットは、ブロックを構成する。これらの
ブロックは、０〜４４７の範囲でブロック番号を持つ。

【００５５】ブロックの各６４バイトは、ブロックの６
４バイトの前に、８バイトのHeaderの追加によって、７
２バイトのData Blockとされる。Data Block Header
は、図１０に示すように、ＩＤバイト（ＩＤ１〜８）か
ら構成されいる。これらのＩＤバイト（ＩＤ１〜８）
は、以下のＩＤ情報を含んでいる。

【００５６】Data Block Number Raw Format ID Logical Frame ID Partition ID Area ID Position Group Count Separator 1 Count Separator 2 Count Record Count Absolute Frame Number ID Parity Data Block Number(DBN)は、バイトＩＤ１の８ビット
と、この数のＭＳＢとしてのバイトＩＤ２のビットｂ８
によって表現される９ビットの数であり、０〜４７７の
範囲の値を取る。

【００５７】Raw Format IDは、８ビットのフィールド
で次のように設定される。

【００５８】ビット１と２は、ブロックにつきバイトの
数が６４であることを示すために００に設定される。ビ
ット３と４は、トラックにつきData Blocksの数が４４
８であることを示すために００に設定される。ビット５
と６は、Frame Sizeが４４５４４バイトであることを示
すために００に設定される。ビット７と８は、トラック
ピッチが１１．００μｍであることを示すために００に
設定される。

【００５９】Logical Frame ID(LFID)は、この８ビット
のフィールドであり、次の通りである。

【００６０】ビットｂ８は、フレームがBasic Groupの
終わりであるならば１に設定され、他の場合は０に設定
される。ビットｂ７は、フレームがECCフレームである
ならば1に設定され、他の場合は０に設定される。ビッ
トｂ６〜ｂ１は、フレームがAmble Frameであるなら
ば、全ての０に設定され、他の場合はバイナリの表記で
Data Frameの序数ｎ（ｎ＝１〜２０）を示す。

【００６１】Partition IDは、０〜２５５の範囲におい
てバイナリ表記で分割の序数を指定する８ビットのフィ
ールドである。

【００６２】Area IDは、テープの現在の領域を指定し
て、それによって現在のフレームのタイプを示す４ビッ
トのフィールドである。図１１に示す６種類のタイプの
エリア(Device Area、Reference Area、System Area、D
ata Area、EOD Area、Optional Device Area)が定義さ
れている。

【００６３】Repeatは、Basic Groupのインスタンスの
ナンバーを指定する３ビットのフィールドである。

【００６４】０００は、Basic Groupの1つのインスタン
スだけがあることを示す。

【００６５】００１は、Basic Groupの2つのインスタン
スがあることを示す。

【００６６】０１０は、Basic Groupの3つのインスタン
スがあることを示す。

【００６７】０１１は、Basic Groupの4つのインスタン
スがあることを示す。

【００６８】１００は、Basic Groupの5つのインスタン
スがあることを示す。

【００６９】１０１は、Basic Groupの6つのインスタン
スがあることを示す。

【００７０】１１０は、Basic Groupの7つのインスタン
スがあることを示す。

【００７１】１１１は、Basic Groupの8つのインスタン
スがあることを示す。

【００７２】Positionは、このBasic Groupの隣接する
記録されたインスタンスのシーケンスの中で、このBasi
c Groupの現在の記録されたインスタンスの序数のポジ
ションを指定する３ビットのフィールドである。

【００７３】Group Countは、現在の区画のVendor Grou
pに続いて書かれたユーザーデータ・グループの番号
（１から始まり、現在のグループを含む。）を指定する
２４ビットのフィールドである。Vendor Groupは、０の
Group Countを持つ。Repeatが使用されるとき、Group C
ountはグループの各インスタンスのために一定のままで
ある。

【００７４】Separator 1 Countは、区画の開始から現
在のグループを含んで書かれるセパレーター１の番号を
指定する３２ビットのフィールドである。区画における
最初のセパレーター１は、１のカウントを持つ。

【００７５】Separator 2 Countは、区画の開始から現
在のグループを含んで書かれるセパレーター２の番号を
指定する３２ビットのフィールドである。区画における
最初のセパレーター２は、１のカウントを持つ。

【００７６】Record Countは、Group Information Tabl
eの中で記録されるRecord Countを指定す３２ビットの
フィールドである。グループに含まれる完成したレコー
ドの番号は、Basic GroupのBlock Access Tableにおけ
るRecord End Flagsセットの正確な番号である。

【００７７】セパレーター１とセパレーター２は、レコ
ードとしてエントリーのためにカウントされる。

【００７８】Absolute Frame Number(AFN)は、現在のフ
レームの絶対フレーム番号を指定する２４ビットのフィ
ールドである。Reference Areaの最初のフレームは、１
の絶対フレーム番号を持つ。

【００７９】ID Parityバイトは、拡張リード−ソロモ
ン符号を使って計算される。

【００８０】Data Block HeadersにおけるＩＤ情報は図
１２〜図１４に示すように記録される。

【００８１】G3サブグループの４４８のブロックと１対
１に関係づけた４４８のData Blocksは７つのデータブ
ロックの６４のシーケンスに整理される。

【００８２】ＩＤ情報は、図１２〜図１４におけるデー
タブロック１〜７として示される７つのデータブロック
のヘッダ内に割り付けられる。同じ割り付けが７7つの
データブロックの各シーケンスの中で繰り返される。

【００８３】また、ＡＩＴ規格では、記録されたData G
roupにエラーのある２つのトラックを訂正する能力を有
するＥＣＣ(Error Correction Code)３を生成すること
が規定されている。ＥＣＣ３データは、Basic GroupのG
3 Sub-Groupからリード−ソロモン符号を使って計算さ
れる。

【００８４】そして、上記ＡＩＴドライブ１０では、Ｅ
ＣＣ３でもエラーが残ってしまった場合に、フレーム毎
のＣ２エラーを参照して、フレーム毎のエラー情報をホ
ストＣＰＵに返す。有効データは１８Frame／１Groupで
あるから、１８ビットのエラー情報を返すことになる。

【００８５】ホストＣＰＵ２０は、フレーム毎のエラー
情報を参照したい場合には、Request Senseコマンドを
発行する。ここで、本発明では、図１５に示すような構
成のＥＲＲＲＱ(Error Request)付Request Senseコマン
ドを用いる。ＡＩＴドライブ１０は、ＥＲＲＲＱ付Requ
est Senseコマンドを受信すると、ＥＲＲＲＱ＝１の場
合には、その返り値として１８ビットのエラー情報を返
し、ＥＲＲＲＱ＝１の場合には従来と同様にRequest Se
nseコマンドに対する動作を行う。

【００８６】ＥＲＲＲＱ付Request Senseコマンドに対
する返り値は、図１６の（Ａ）に示すような構成とす
る。従来のＡＩＴドライブでは未使用であったバイト１
５〜１７をフレーム毎のエラー情報(Frame Error Infor
mation)として使用する。実際には１８ビットのみを使
用するので、図１６の（Ｂ）に示すように、バイト１５
のビット０，１及びバイト１６，１７を使用する。

【００８７】また、ＡＩＴドライブ１０は、ＥＲＲＲＱ
＝１の場合には、図１６の（Ａ）に示すように、その返
り値として、バイト８〜１１の４バイトを使用して、グ
ループ内の先頭のレコード番号(1st Record count in t
he Group)をホストＣＰＵ２０に返す。ここで、レコー
ド番号は、テープトップから処理単位毎にシーケンシャ
ルに付けられるテープ上の番号である。ここでは、レコ
ード番号＝セクタ番号と等価に考えても良い。

【００８８】ここで、グループの先頭のレコード番号(1
st Record count in the Group)をホストＣＰＵ２０に
返すのではなく、グループ番号を返すようにすることも
できる。この場合、グループの先頭のレコード番号＝２
３４８×グループ番号として容易に変換することができ
る。

【００８９】以上により、エラー発生時に、ホストＣＰ
Ｕ２０は、グループ内の先頭のレコード番号及びフレー
ム毎のエラー情報を入手することで、エラーとなるセク
タ番号を計算により容易に求めることができる。これ
は、上述の記録フォーマットにより、グループの先頭と
セクタの先頭が一致するように記録しているためであ
る。

【００９０】例えば、５１２バイト／１セクタとした場
合のエラーセクタの計算式は次のようになる。

【００９１】グループ内の先頭のレコード番号をａ、エ
ラーフレーム番号ｂ、エラーセクタ番号をｅとする。In
tegerは、少数以下切捨てを意味する。

【００９２】if ｎ＝１７ then ｅ＝ａ＋Integer(ｎ×１３０．５) 〜ａ＋２３４７ elseif ｎ mod ２＝１ then // Odd ｅ＝ａ＋Integer(ｎ×１３０．５) 〜ａ＋｛(ｎ＋１)
×１３０．５｝−１elseif ｎ mod ２＝０ then // E
ven ｅ＝ａ＋(ｎ×１３０．５) 〜ａ＋Integer[｛(ｎ＋
１)×１３０．５｝]end このように、ホストＣＰＵ２０がエラーセクタを正確に
管理することで、エラーのない部分からの再生が可能と
なり、また、フレーム毎のエラー情報により、グループ
全体をエラーとするよりも、データの欠落量を少なくす
ることができる。

【００９３】ここで、図１７にエラーフレームの様子を
示すようにGroup２のフレーム４，５がエラーとなった
場合に例にして、ホストＣＰＵ２０とＡＩＴドライブ１
０との間の手続について図１８を参照して説明する。

【００９４】この場合、先ずホストＣＰＵ２０が、Grou
p２に跨るセクタ番号ｐ〜セクタ番号ｑまでのＲＥＡＤ
コマンドを発行したとする。このＲＥＡＤコマンドに対
し、ＡＩＴドライブ１０は、Group２にエラーがあるの
で、データを出力せずに、エラーステータスを返す。

【００９５】次に、上記エラーステータスを受け取った
ホストＣＰＵ２０は、エラーの詳細を知るために、ＥＲ
ＲＲＱ＝１としたＥＲＲＲＱ付Request Senseコマンド
を発行する。上記ＥＲＲＲＱ付Request Senseコマンド
に対し、ＡＩＴドライブ１０は、Group２の先頭フレー
ム番号Ａと１８ビットのエラー情報を返す。

【００９６】そして、ホストＣＰＵ２０は、上記Group
２の先頭フレーム番号Ａと１８ビットのエラー情報を用
いて、どのセクタ番号がエラーとして無効になっている
かを上述の計算式に従って求める。図１７に示した例で
は、ｒがエラーの発生直前のセクター番号となっている
ので、ホストＣＰＵ２０は、セクタ番号ｐ〜セクタ番号
ｒまでのＲＥＡＤコマンドを発行し、このＲＥＡＤコマ
ンドに対し、ＡＩＴドライブ１０は、セクタ番号ｐ〜セ
クタ番号ｒまでのデータをエラー無しのステータスとと
もに出力する。

【００９７】次にエラーからの復帰の動作について説明
する。

【００９８】ホストＣＰＵ又はシステム全体にとってエ
ラーの無い最初のセクタからエラー復帰させたいとは限
らず、データの区切りの良いところから復帰させたい場
合が多い。図１７に示した例では、セクタ番号ｓがホス
トＣＰＵシステムにとって都合の良いエラー復帰の位置
であるとしている。

【００９９】ホストＣＰＵ２０は、テープ上のセクタ番
号ｓまでジャンプさせるＬＯＣＡＴＥｓコマンドを発行
し、このＬＯＣＡＴＥｓコマンドに対し、ＡＩＴドライ
ブ１０はエラー無しのステータスを返す。

【０１００】そして、エラー無しのステータスを受け取
ったホストＣＰＵ２０は、セクタ番号ｓ〜のＲＥＡＤコ
マンドを発行し、ＡＩＴドライブ１０はセクタ番号ｓか
らのデータの読み出しを実行する。

【０１０１】このようにして、ＡＩＴドライブ１０から
の情報をもとにして、ホストＣＰＵ２０が小刻みに処理
することによって、データの欠落量を抑え、且つ、どの
データから復帰させるかを正確に制御することができ
る。

【０１０２】上記ＡＩＴドライブ１０は、例えば図１９
に示すような構成の記録／再生装置１００に適用され
る。

【０１０３】この図１９に示した記録／再生装置１００
は、映像音声信号（以下、ＡＶ信号という。）の記録／
再生を行うもので、アナログ入出力用の第１の信号入出
力端子１１０、デジタル入出用の第２の信号入出力端子
１２０、上記第１の信号入出力端子１１０に接続された
エンコード／デコード部１３０、上記第２の信号入出力
端子１２０とエンコード／デコード部１３０に接続され
た信号切り換え部１４０、上記信号切り換え部１４０に
接続されたバッファメモリ１５０、上記バッファメモリ
１５０に接続されたドライバ部１６０、上記ドライバ部
１６０に接続された第１の記録／再生部１７０及び第２
の記録／再生部１８０、上記バッファメモリ１５０やド
ライバ部１６０などを制御するシステムコントローラ１
９０などを備える。

【０１０４】この記録／再生装置１００において、上記
エンコード／デコード部１３０は、上記システムコント
ローラ１９０により動作モードが切り換えられ、第１の
信号入出力端子１１０を介して入出力されるアナログＡ
Ｖ信号について、記録モード時には入力ＡＶ信号を記録
用のデジタルＡＶ信号にエンコードして上記信号切り換
え部１４０に供給し、再生モードには上記信号切り換え
部１４０から供給される再生デジタルＡＶ信号をデコー
ドして上記第１の信号入出力端子１１０を介してアナロ
グＡＶ信号を出力する。

【０１０５】また、上記信号切り換え部１４０は、アナ
ログモード時にはエンコード／デコード部１３０を選択
し、また、デジタルモード時には上記第２の信号入出力
端子１２０を選択するように上記システムコントローラ
１９０により切り換え制御される。

【０１０６】上記バッファメモリ１５０は、上記システ
ムコントローラ１９０によりデータの書き込み／読み出
しが制御され、記録モード時には、上記信号切り換え部
１４０を介して入力されるデジタルＡＶ信号を蓄えて時
間軸補正して上記ドライバ部１６０を介して上記第１の
記録／再生部１７０及び第２の記録／再生部１８０に供
給し、また、再生モード時には上記第１の記録／再生部
１７０及び第２の記録／再生部１８０から上記ドライバ
部１６０を介して供給される再生デジタルＡＶ信号を蓄
えて時間軸補正して上記信号切り換え部１４０に出力す
る。すなわち、上記バッファメモリ１５０は、上記シス
テムコントローラ１９０によりデータの書き込み／読み
出しが制御され、FIFO(First In First Out)メモリとし
て単純に動作し、データの送受信を行う相手先のメディ
アが切り換えられる。

【０１０７】上記ドライバ部１６０は、上記第１の記録
／再生部１７０と第２の記録／再生部１８０とにより上
記バッファメモリ１５０を共有してデータのシームレス
な記録及び／又は再生を行うように上記第１の記録／再
生部１７０と第２の記録／再生部１８０の駆動制御を行
うものであって、上記システムコントローラ１９０によ
り制御されるディスクドライバ１６１とテープドライバ
１６２からなる。

【０１０８】上記第１の記録／再生部１７０は、上記ド
ライバ部１６０のディスクドライバ１６１を介してデジ
タルＡＶ信号の記録／再生を行うものであり、高速アク
セス性に優れたディスクメディアを記録媒体として用い
て、デジタルＡＶ信号の記録／再生を行うハードディス
クドライブ(HDD：Hard Disk Drive)からなる。この第１
の記録／再生部１７０として本発明に係るＡＩＴドライ
ブ１０が使用される。

【０１０９】上記第２の記録／再生部１８０は、上記ド
ライバ部１６０のテープドライバ１６２を介してデジタ
ルＡＶ信号の記録／再生を行うものであり、記憶容量の
大きなテープメディアを記録媒体として用いて、デジタ
ルＡＶ信号の記録／再生を行う例えばデジタルテープレ
コーダ(DVR：Digital Tape Recorder)からなる。この例
では、上記テープメディアに複数のカセットを用いてさ
らに大容量化を図るようにしたカセットチェンジャ方式
が採用されている。

【０１１０】上記システムコントローラ１９０は、例え
ばＣＰＵ(Central Processing Unit)からなり、上記バ
ッファメモリ１５０に対するデジタルＡＶ信号の書き込
み／読み出しを制御するバッファコントローラ１９１と
しての機能や上記ドライバ部１６０のディスクドライバ
１６１とテープドライバ１６２の動作を制御するドライ
ブコントローラ１９２としての機能を有している。この
システムコントローラ１９０は、図示しないメモリから
制御プログラムを読み込み、この読み込んだ制御プログ
ラムに基づいて各種動作モードに応じた制御動作を行
う。

【０１１１】すなわち、上記システムコントローラ１９
０は、この記録／再生装置１００で取り扱うＡＶ信号が
アナログＡＶ信号であるかデジタルＡＶ信号であるを選
択するモード設定に応じて、アナログモード時には上記
エンコード／デコード部１３０を選択し、また、デジタ
ルモード時には上記第２の信号入出力端子１２０を選択
するように上記信号切り換え部１４０を切り換え制御す
る。

【０１１２】そして、上記システムコントローラ１９０
は、記録モードが設定されると、上記エンコード／デコ
ード部１３０をエンコーダとして機能させ、記録用のデ
ジタルＡＶ信号を上記バッファメモリ１５０を介して上
記ドライバ部１６０に供給するように、上記バッファメ
モリ１５０に対するデジタルＡＶ信号の書き込み／読み
出しを制御する。記録モード時には、上記システムコン
トローラ１９０は、上記バッファメモリ１５０に対する
デジタルＡＶ信号の書き込み／読み出しを制御すること
により、上記ドライバ部１６０を介して上記第１及び及
び第２の記録／再生部１７０，１８０により記録できる
ようにデジタルＡＶ信号の時間軸補正を行うとともに、
上記システムコントローラ１９０は、上記ドライバ部１
６０のディスクドライバ１６１とテープドライバ１６２
を記録モードの動作状態にさせる。さらに、上記システ
ムコントローラ１９０は、上記第１及び第２の記録／再
生部１７０，１８０によりデジタルＡＶ信号の記録をシ
ームレスに行うために、上記ドライバ部１６０のディス
クドライバ１６１とテープドライバ１６２の動作を切り
換え制御を行い、図２０に示すように、高速アクセス性
に優れたディスクメディアを記録媒体として用いる第１
の記録／再生部１７０によりプログラムの先頭部をハー
ドディスクに記録し、記憶容量の大きなテープメディア
を記録媒体として用いる第２の記録／再生部１８０によ
り残りのプログラム全体を磁気テープに記録する。

【０１１３】上記第１の記録／再生部１７０によりハー
ドディスクに記録するプログラムの先頭部分の長さは、
第２の記録／再生部１８０による記録の際に最も時間の
かかる高速アクセス時間に若干のマージンを加えた量と
する。カセットチェンジャを搭載した第２の記録／再生
部１８０を備える記録／再生装置１００では、次の４項
目（１）〜（４）の最悪時間にマージンを加えた量とな
る。

【０１１４】（１）テープの案ロード時間（２）チェンジャが現カセットをしまい、進化セットを
取り出す時間（３）テープのロード時間（４）テープが所定の位置まで到達する時間また、上記システムコントローラ１９０は、再生モード
が設定されると、上記エンコード／デコード部１３０を
デコーダとして機能させるとともに、上記ドライバ部１
６０のディスクドライバ１６１とテープドライバ１６２
を再生モードの動作状態にさせる。そして、上記第１及
び第２の記録／再生部１７０，１８０から上記ドライバ
部１６０のディスクドライバ１６１とテープドライバ１
６２を介して得られる再生デジタルＡＶ信号を上記バッ
ファメモリ１５０に連続的に書き込むように、上記ドラ
イバ部１６０のディスクドライバ１６１とテープドライ
バ１６２の動作を切り換え制御するとともに、上記バッ
ファメモリ１５０に対する再生デジタルＡＶ信号の書き
込み／読み出しを制御する。そして、再生モード時に
は、上記バッファメモリ１５０で時間軸補正されてシー
ムレスな再生デジタルＡＶ信号が上記信号切り換え部１
４０から出力される。

【０１１５】この記録／再生装置１００において、例え
ば図２１に示すように、上記第２の記録／再生部１８０
における初期テープ位置ＰinがプログラムＡの途中にあ
るときに、プログラムＣの記録（又は再生）要求があっ
た場合、第１の記録／再生部１７０では、初期テープ位
置Ｐinからテープ上のプログラムＣを記録（又は再生）
するテープ位置が異なるため直ちに記録（又は再生）す
ることはできず、プログラムＣを記録（又は再生）する
テープ位置まで高速アクセスして、プログラムＣの記録
（又は再生）を行うことになる。そこで、上記ドライバ
部１６０のディスクドライバ１６１は、第１の記録／再
生部１７０によりプログラムＣの先頭部ｃを直ちに記録
（又は再生）する。そして、上記ドライバ部１６０のテ
ープドライバ１６２は、上記ディスクドライバ１６１が
第１の記録／再生部１７０によりプログラムＣの先頭部
ｃを再生している期間中に、上記第２の記録／再生部１
８０によりプログラムＣを記録（又は再生）するテープ
位置まで高速アクセスし、所定テープ位置Ｐtpに来たら
プログラムＣを記録（又は再生）する。

【０１１６】すなわち、上記システムコントローラ１９
０は、上記ドライバ部１６０のディスクドライバ１６１
とテープドライバ１６２の動作を図２２に示すように時
間軸上で切り換えて、プログラムＣのシームレス記録
（又は再生）を行う。

【０１１７】上記第１の記録／再生部１７０によりハー
ドディスクに記録するプログラムの先頭部分の長さは、
第２の記録／再生部１８０による記録の際に最も時間の
かかる高速アクセス時間に若干のマージンを加えた量と
してあるので、ハードディスクへの記録／再生時間を残
した状態で、第２の記録／再生部１８０は所定テープ位
置Ｐtpに到達する。チェンジャを含めた第２の記録／再
生部１８０のアクセスの最悪時間は、システム全体での
固定値としてシステムコントローラ１９０は管理する。

【０１１８】そして、上記第２の記録／再生部１８０
は、所定テープ位置Ｐtpに到達したら、その場で待機し
ており、第１の記録／再生部１７０が所定の長さの記録
（又は再生）を終えたら、上記所定テープ位置Ｐtpより
記録（又は再生）を開始する。この際、バッファメモリ
４内では、上記第１の記録／再生部１７０と上記第２の
記録／再生部１８０とで重複して記録（又は再生）する
部分がないので、データが連続的となる。

【０１１９】この記録／再生装置１００において、連続
したデータ列は、セクタサイズ毎に区切られ、このセク
タサイズを最小処理単位として、上記ドライバ部１６０
のディスクドライバ１６１とテープドライバ１６２の動
作が切り換えられ、第１の記録／再生部１７０と第２の
記録／再生部１８０によりハードディスクと磁気テープ
に記録（又は再生）される。ここで、図２２内の数字は
セクタ番号を示している。

【０１２０】この記録／再生装置１００では、次のよう
なシームレス記録／再生を行うことができる。

【０１２１】この記録／再生装置１００において、チェ
ンジャを使用し、テープカセットの変更を伴う場合の処
理の流れを図２３に示す。この図２３に示す例では、シ
ステムコントローラ１９０は、次のような処理を行う。

【０１２２】（１）上記ドライバ部１６０のテープドラ
イバ１６２に対してＵｎｌｏａｄコマンドを発行し、テ
ープのアンロードを指示する。

【０１２３】（２）上記ドライバ部１６０のディスクド
ライバ１６１に対してＲｅａｄコマンドを発行し、ハー
ドディスクの再生を指示する。

【０１２４】（３）上記テープのアンロード処理の終了
を確認したら、上記ドライバ部１６０のテープドライバ
１６２に対して新カセットのＬＯＡＤコマンドを発行
し、新カセットのロードを指示する。

【０１２５】（４）上記新カセットのロード処理の終了
を確認したら、上記ドライバ部１６０のテープドライバ
１６２に対してＬＯＣＡＴコマンドを発行し、新カセッ
トのテープを所定位置までアクセスさせる指示を行う。

【０１２６】（５）上記ドライバ部１６０のディスクド
ライバ１６１に対するＲｅａｄコマンドの発行を終え、
上記ドライバ部１６０のテープドライバ１６２に対して
Ｒｅａｄコマンドを発行し、テープの再生を指示する。

【０１２７】記録を行う場合には、Ｒｅａｄコマンドが
Ｗｒｉｔｅコマンドに変わるだけで、その他は再生の場
合と同じである。

【０１２８】次に、この記録／再生装置１００におい
て、チェンジャを使用し、テープカセットが入っていな
い状態からシームレスな再生を行う場合の処理の流れを
図２４に示す。この図２４に示す例では、システムコン
トローラ１９０は、次のような処理を行う。

【０１２９】（１１）上記ドライバ部１６０のテープド
ライバ１６２に対してカセットのＬＯＡＤコマンドを発
行し、カセットのロードを指示する。

【０１３０】上記ドライバ部１６０のディスクドライバ
１６１に対してＲｅａｄコマンドを発行し、ハードディ
スクの再生を指示する。

【０１３１】（１２）上記カセットのロード処理の終了
を確認したら、上記ドライバ部１６０のテープドライバ
１６２に対してＬＯＣＡＴコマンドを発行し、カセット
のテープを所定位置までアクセスさせる指示を行う。

【０１３２】（１３）上記ドライバ部１６０のディスク
ドライバ１６１に対するＲｅａｄコマンドの発行を終
え、上記ドライバ部１６０のテープドライバ１６２に対
してＲｅａｄコマンドを発行し、テープの再生を指示す
る。

【０１３３】さらに、この記録／再生装置１００におい
て、目的のテープカセットが既にロードされている状態
からシームレスな再生を行う場合の処理の流れを図２５
に示す。この図２５に示す例では、システムコントロー
ラ１９０は、次のような処理を行う。

【０１３４】（２１）上記ドライバ部１６０のディスク
ドライバ１６１に対してＲｅａｄコマンドを発行し、ハ
ードディスクの再生を指示する。

【０１３５】（２２）上記ドライバ部１６０のテープド
ライバ１６２に対してＬＯＣＡＴコマンドを発行し、カ
セットのテープを所定位置までアクセスさせる指示を行
う。

【０１３６】（２３）上記ドライバ部１６０のディスク
ドライバ１６１に対するＲｅａｄコマンドの発行を終
え、上記ドライバ部１６０のテープドライバ１６２に対
してＲｅａｄコマンドを発行し、テープの再生を指示す
る。

【０１３７】なお、この図２３〜図２５では、処理時間
及びＭＰＥＧストリームを使用してシームレスな再生処
理を１例として示している。

【０１３８】

【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
グループ単位でデータを扱ってテープを介して記録／再
生を行うＡＩＴ(Advanced Intelligent Tape)規格に準
拠したテープドライブ装置と、上記テープドライブ装置
を制御するホストシステムからなる記録／再生システム
において、グループ単位のデータをセクタ単位に分配す
るにあたりグループ内にデータの隙間を設けることによ
りグループの先頭とセクタの先頭を一致させた記録フォ
ーマットを採用し、ホストシステムにより与えられるデ
ータを読み出すＲＥＡＤコマンドに応答して、再生エラ
ー発生時にテープドライブ装置からエラーステータスを
ホストシステムに返し、ホストシステムからのエラーの
内容を調べるRequest Senseコマンドに応答して、グル
ープの先頭のレコード番号あるいはグループ番号とフレ
ーム毎のエラー情報をテープドライブ装置からホストシ
ステムに返し、ホストシステム側でエラーのあるセクタ
を計算し、エラーのあるセクタのデータを除いたデータ
を読み出すＲＥＡＤコマンドを発行することにより、デ
ータの欠落量を抑えることができるようにすることがで
きる。

【０１３９】さらに、本発明によれば、ホストシステム
側において、エラーのあるセクタのデータを除いたデー
タを読み出すＲＥＡＤコマンドを発行するにあたり、エ
ラーのあるセクタを計算した結果に基づいて、エラーの
あるセクタの前のセクタまでのデータを読み出すＲＥＡ
Ｄコマンドを発行し、エラー復帰させるテープ上の所望
のセクタ番号までジャンプさせるＬＯＣＡＴＥコマンド
を発行し、エラー復帰させる所望のセクタ番号からデー
タを読み出すＲＥＡＤコマンドを発行することにより、
エラー復帰位置の正確な制御を行うことができるととも
に、データの欠落量を最小限に抑えることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明を適用したＡＩＴドライブの構成を示す
ブロック図である。

【図２】ＡＩＴのテープフォーマットを模式的に示す図
である。

【図３】ＡＩＴ−２のトラックフォーマットを模式的に
示す図である。

【図４】本発明で採用した記録フォーマットを模式的に
示す図である。

【図５】Group Information Tableの構成を模式的に示
す図である。

【図６】Block Access Tableの構成を模式的に示す図で
ある。

【図７】Flag Byteの設定内容を模式的に示す図であ
る。

【図８】Block Access Tableのエントリの有効なシーケ
ンスを模式的に示す図である。

【図９】G3 Sub-Groupの構成を模式的に示す図である。

【図１０】Data Block Headerの構成を模式的に示す図
である。

【図１１】Area IDの種類を示す図である。

【図１２】Data Block HeadersにおけるＩＤ情報の割り
当て示す図である。

【図１３】Data Block HeadersにおけるＩＤ情報の割り
当て示す図である。

【図１４】Data Block HeadersにおけるＩＤ情報の割り
当て示す図である。

【図１５】ＥＲＲＲＱ(Error Request)付Request Sense
コマンドの構成を模式的に示す図である。

【図１６】ＬＯＣＡＴＥコマンドによるテープ上の目的
の位置へのアクセスを模式的に示す図である。

【図１７】エラーフレームの例を模式的に示す図であ
る。

【図１８】上記エラーフレームの例に対するホストＣＰ
ＵとＡＩＴドライブとの間の手続模式的に示す図であ
る。

【図１９】本発明を適用した記録／再生装置の構成を示
すブロック図である。

【図２０】上記記録／再生装置におけるデータの基本的
な記録方法を模式的に示す図である。

【図２１】上記記録／再生装置におけるデータのシーム
レスな記録／再生の方法を模式的に示す図である。

【図２２】上記シームレス再生における第１及び第２の
記録／再生部の動作モードを時間軸上で模式的に示す図
である。

【図２３】上記記録／再生装置において、チェンジャを
使用し、テープカセットの変更を伴う場合のシームレス
再生処理の流れを模式的に示す図である。

【図２４】上記記録／再生装置において、チェンジャを
使用し、テープカセットが入っていない状態からシーム
レスな再生を行う場合の処理の流れを模式的に示す図で
ある。

【図２５】上記記録／再生装置において、目的のテープ
カセットが既にロードされている状態からシームレスな
再生を行う場合の処理の流れを模式的に示す図である。

【符号の説明】

１テープカセット、２磁気テープ、３ＭＩＣ、１
０ＡＩＴドライブ、１１システムコントローラ、１
２ホストインターフェース部、１３信号処理部、１
４チャンネルコーディング部、１５回転ドラム

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 20/10 Ｇ１１Ｂ 20/10 Ｃ 20/12 １０３ 20/12 １０３ (72)発明者叶多啓二東京都品川区北品川６丁目７番35号ソニー株式会社内 (72)発明者岡田俊二東京都品川区北品川６丁目７番35号ソニー株式会社内 (72)発明者岡本敦雄東京都品川区北品川６丁目７番35号ソニー株式会社内Ｆターム(参考） 5D044 BC01 CC03 DE02 DE03 DE35 DE48 DE68 HL01

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】グループ単位でデータを扱ってテープを
介して記録／再生を行うＡＩＴ(Advanced Intelligent
Tape)規格に準拠したテープドライブ装置と、上記テー
プドライブ装置を制御するホストシステムからなる記録
／再生システムにおけるテープアクセス制御方法であっ
て、グループ単位のデータをセクタ単位に分配するにあたり
グループ内にデータの隙間を設けることによりグループ
の先頭とセクタの先頭を一致させた記録フォーマットを
採用し、ホストシステムにより与えられるデータを読み出すＲＥ
ＡＤコマンドに応答して、再生エラー発生時にテープド
ライブ装置からエラーステータスをホストシステムに返
し、ホストシステムからのエラーの内容を調べるRequest Se
nseコマンドに応答して、グループの先頭のレコード番
号あるいはグループ番号とフレーム毎のエラー情報をテ
ープドライブ装置からホストシステムに返し、ホストシステム側でエラーのあるセクタを計算し、エラ
ーのあるセクタのデータを除いたデータを読み出すＲＥ
ＡＤコマンドを発行することを特徴とするテープアクセ
ス制御方法。
【請求項２】ホストシステム側において、エラーのあ
るセクタのデータを除いたデータを読み出すＲＥＡＤコ
マンドを発行するにあたり、エラーのあるセクタを計算した結果に基づいて、エラーのあるセクタの前のセクタまでのデータを読み出
すＲＥＡＤコマンドを発行し、エラー復帰させるテープ上の所望のセクタ番号までジャ
ンプさせるＬＯＣＡＴＥコマンドを発行し、エラー復帰させる所望のセクタ番号からデータを読み出
すＲＥＡＤコマンドを発行することを特徴とする請求項
１記載のテープアクセス制御方法。
【請求項３】グループ単位でデータを扱ってテープを
介して記録／再生を行うＡＩＴ(Advanced Intelligent
Tape)規格に準拠したテープドライブ装置と、上記テー
プドライブ装置を制御するホストシステムからなる記録
／再生システムであって、テープドライブ装置は、グループ単位のデータをセクタ
単位に分配するにあたりグループ内にデータの隙間を設
けることによりグループの先頭とセクタの先頭を一致さ
せた記録フォーマットでデータの記録／再生を行い、ホ
ストシステムにより与えられるデータを読み出すコマン
ドに応答して、再生エラー発生時にエラーステータスを
ホストシステムに返し、ホストシステムからのエラーの
内容を調べるコマンドに応答して、グループの先頭のレ
コード番号あるいはグループ番号とフレーム毎のエラー
情報をホストシステムに返し、ホストシステムは、上記テープドライブ装置により与え
られるグループの先頭のレコード番号あるいはグループ
番号とフレーム毎のエラー情報に基づいて、エラーのあ
るセクタを計算し、エラーのあるセクタのデータを除い
たデータを読み出すコマンドを発行することを特徴とす
る記録／再生システム。
【請求項４】ホストシステムは、エラーのあるセクタ
のデータを除いたデータを読み出すＲＥＡＤコマンドを
発行するにあたり、エラーのあるセクタを計算した結果
に基づいて、エラーのあるセクタの前のセクタまでのデ
ータを読み出すＲＥＡＤコマンドを発行し、エラー復帰
させるテープ上の所望のセクタ番号までジャンプさせる
ＬＯＣＡＴＥコマンドを発行し、エラー復帰させる所望
のセクタ番号からデータを読み出すＲＥＡＤコマンドを
発行することを特徴とする請求項３記載の記録／再生シ
ステム。
【請求項５】グループ単位でデータを扱ってテープを
介して記録／再生を行うＡＩＴ(Advanced Intelligent
Tape)規格に準拠したテープドライブ装置であって、グループ単位のデータをセクタ単位に分配するにあたり
グループ内にデータの隙間を設けることによりグループ
の先頭とセクタの先頭を一致させた記録フォーマットで
データの記録／再生を行う記録／再生手段と、ホストシステムにより与えられるデータを読み出すコマ
ンドに応答して、再生エラー発生時にエラーステータス
をホストシステムに返し、ホストシステムからのエラー
の内容を調べるコマンドに応答して、グループの先頭の
レコード番号あるいはグループ番号とフレーム毎のエラ
ー情報をホストシステムに返す制御手段とことを特徴と
するテープドライブ装置。