JP2003517696A - 書き込み命令中にコースから外れたヘッドに応答するように最適化された視聴覚ディスク・ドライブ - Google Patents

書き込み命令中にコースから外れたヘッドに応答するように最適化された視聴覚ディスク・ドライブ

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Abstract

(57)【要約】 データ・フローを保持するように或る書き込み誤差に応答することにより、視聴覚データの記憶および検索用のディスク・ドライブを最適化する方法と装置を記述する。書き込み時間誤りが発生して、サーボ・バーストから得られた情報が、ディスク・ドライブのヘッドがコースを外れたまたはコースから外れそうであることを示すと、ディスク・ドライブはこれに応答してセクタの書き込み終了と同期してディスクへの書き込みを止め、セクタが書き込み途中で放置されないようにする。次にディスク・ドライブは誤って書き込まれた、または書き込まれていないセクタのセクタ番号をホストに転送する。ヘッドがトラック上の中心に戻ったことをサーボ・バーストが再び示すと、ディスク・ドライブは直ぐディスクの次のセクタに書き込みを続ける。また、現在とその前のサーボ・バーストの間にヘッドが中央付近にないことをサーボ・データが示した場合も、これらのサーボ・バーストの間のセクタをホストに示す。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】 （発明の分野） 本発明はハードディスク・ドライブに関するもので、特にハードディスク・ド
ライブ上で視聴覚データを効率的に記憶し検索する装置と方法に関する。
【０００２】 （発明の背景） 従来、ディスク・ドライブは、データ完全性とデータ・フローの重要性に関し
て或る基本的な仮定に従って設計されてきた。例えば、情報の完全性が最も重要
であるとされ、実行ファイルをローディングするときに1ビットでも誤りがあれ
ば非常に大きなランタイム問題を生じる、と考えられた。そのため、従来のディ
スク・ドライブは、読み取り動作中にデータ誤りが発生したと判定すると、目的
のデータを恐らく複数回読み取ろうとする。更に、従来のディスク・ドライブの
性能は、或る命令を実行するのに要する平均時間を測ることにより評価されてい
る。したがって従来のディスク・ドライブでは、データを正しく読み取るまで、
またはデータを実際に正しく読み取れるというわずかな可能性がある限り、デー
タを何度も読み取ることが許される（むしろ望ましい）。このように単一読み取
り動作を複数回行うのに要する時間は、複数回読む頻度が少ない場合は、平均命
令時間（従来のディスク・ドライブで測られた基準）にほとんど影響を与えない
。
【０００３】 視聴覚データの記憶と検索に最適なディスク・ドライブは、データ完全性とデ
ータ・フローの重要性に関して異なる基本的な仮定に従って設計すべきである。
かかるディスク・ドライブではデータ完全性はあまり重要ではない。可視信号の
視聴者は、小さな誤りによる小さな不正確さにほとんど、または全く気がつかな
い。しかしながら、確実なデータ・フローは、視聴覚ドライブにとって重要であ
る。一例としてビデオ信号を見ている視聴者を考える。かかる視聴者はデータ・
ストリーム内の小さな誤りは認識できないであろう。しかし視聴者は、ドライブ
が誤りビットを正しく読み込もうとして繰り返したためにデータ・ストリームに
発生した３秒の遅れは認識する。したがって、視聴覚ドライブの性能は、或る命
令を完了するのに要する最大時間で測らなければならない。視聴覚ディスク・ド
ライブで最も重要なことは命令を完了するまでの最悪の場合の時間であって、平
均的な場合の時間ではない。
【０００４】 従来のディスク・ドライブでは、データ完全性を最適にして平均命令時間を最
小にするという考え方が、かかるドライブの多くの設計思想に影響を与えている
。従来のディスク・ドライブの要件を満たすための多くの設計上の選択は、視聴
覚ディスク・ドライブでは不適当である。
【０００５】 従来のディスク・ドライブは、平均シーク時間を最小にするように設計されて
いる。このため、アクチュエータ・アームを軽くして回転慣性を小さくしている
。またアクチュエータ・アームの巻線のコイルを強い磁界内に埋めて、アクチュ
エータ・アームにかかる磁力を最大にしている。かかる機械的な選択を同時に行
うことにより、アクチュエータ・アームの加速度を最大にして平均シーク時間を
最小にしている。このように設計方式を選ぶと、アクチュエータ・アームは不安
定状態に近づく。かかる不安定性のために、正しく機能するのにディスク命令の
一部を何度も繰り返す必要が起こり、最大の命令完了時間が非常に大きくなる（
かかる特性は視聴覚ディスク・ドライブでは望ましくない）。
【０００６】 また従来のディスク・ドライブは、比較的高い回転速度で動作して回転時間を
最小にするように設計されている。高い回転速度で動作するとトラック追跡の信
頼度が下がり、命令を正しく実行するために何度も繰り返すことがある。これも
望ましくない。なぜなら、視聴覚ディスク・ドライブは、最悪の場合の命令完了
時間を最小にする必要があるからである。
【０００７】 更に、従来のディスク・ドライブは、かかるドライブが読み取り時間誤りと書
き込み時間誤りに応答する方法に関しては、情報の完全性を最適化するように設
計されている。後で詳細に説明するが、従来のディスク・ドライブは、読み取り
および書き込み動作中は順次に実行する。順次動作の一例として、従来のディス
ク・ドライブは、その前のセクタを正しく読み取らない限りそのセクタを読もう
としない。或るセクタで読み取り時間誤りが発生した場合、従来のドライブは次
のセクタの読み取りを止め、ディスクが完全に回転して誤りセクタを正しく読み
取りできるようになるのを待つ。その後で、従来のディスク・ドライブは次のセ
クタの読み取りを開始する。従来のディスク・ドライブは、書き込み動作中は並
列動作も行う。要するに、従来のディスク・ドライブは、データ・フローを犠牲
にしてデータ完全性を保持する。したがって、データ・フローを保持するように
して読み取り時間誤りと書き込み時間誤りに応答するディスク・ドライブが必要
である。
【０００８】 （発明の概要） 本発明に係る方法と装置は、データ・フローを保持するように書き込み時間誤
りに応答することにより、上に述べた問題やその他の問題を解決する。より特定
して述べると、書き込み時間誤りが発生して、サーボ・バーストから得られた情
報が、ディスク・ドライブのヘッドがコースから外れたまたはコースを外れそう
であることを示すと、これに応じてディスク・ドライブはセクタの書き込み終了
と同期してディスクへの書き込みを止め、セクタを書き込み途中で放置しないよ
うにする。次にディスク・ドライブは、誤って書き込まれたまたはまだ書き込ま
れていないセクタのセクタ番号をホストに転送する。ヘッドがトラック上の中心
付近に戻ったことをサーボ・セクタが再び示すと、ディスク・ドライブは直ぐデ
ィスクの次のセクタに書き込みを続けようとする。また、現在とその前のサーボ
・バーストの間にヘッドが中心付近に来ていないことをサーボ・データが示した
場合も、これらのサーボ・バーストの間のセクタはホストに示される。
【０００９】 上に述べた動作は従来のディスク・ドライブの従来の順次の方式とは異なる。
この新しい方式はデータ・フローを保持する。これは視聴覚ドライブにとって重
要である。 本発明の特徴であるこれらの機能や利点は、以下の詳細な説明を読み、添付の
図面を参照すれば明らかになる。
【００１０】 （詳細な説明） 従来のディスク・ドライブに適用されている設計方式を示すために、図１を参
照して従来のドライブの読み取り時間動作を説明する。図1で、線１００は直線
で表現したトラック空間を示す。トラック空間１００は、サーボ・バースト１０
２、１０４が２つのセクタ１０６、１０８の境界をなすという一般的構造を有す
る。サーボ・バースト１０２、１０４とセクタ１０６、１０８は、隙間１１０で
分離される。図1は各サーボ・バースト１０２、１０４に続く２つのセクタ１０
６、１０８から成るトラック空間を示しているが、この割合は設計によって異な
る。各セクタ１０６、１０８の構造も図示してある。セクタ１０６、１０８は、
増幅器をディスク・ドライブの検出回路に同調させるのに用いられる自動利得制
御（ＡＧＣ）フィールド１１２で始まる。ＡＧＣフィールド１１２の直ぐ後に同
期フィールド１１４がある。これは、ディスク・ドライブが次のデータ・フィー
ルド１１６内のデータ・ビットの位置を予測するためのタイミング基準として用
いられる。最後に、データ・フィールド１１６から読み取られたデータの完全性
をチェックするのに用いられる誤り訂正コード（ＥＣＣ）フィールド１１７があ
り、これが各個別のセクタ１０６、１０８の終端である。
【００１１】 従来のディスク・ドライブは、ヘッドの下を通る各サーボ・バースト１０２、
１０４を追跡することにより読み取り動作を行う。各サーボ・バースト１０２、
１０４は、ヘッド位置、ヘッド速度、トラック番号などの情報を含む。ディスク
・ドライブは、各サーボ・バースト１０２、１０４を用いて、各セクタ１０６、
１０８内のデータを読むときにヘッドがコース上にあるかどうか判定する。また
、各サーボ・バースト１０２、１０４を用いて同期フィールド１１４の位置を予
測する。同期フィールド１１４は、所定のサーボ・バースト１０２の後に、そし
て次のサーボ・バースト１０４の前にある。ディスク・ドライブにとって、各同
期フィールド１０２、１０４の位置を見つけることができることは重要である。
なぜなら、ディスク・ドライブは同期フィールド１０２、１０４により、同期フ
ィールド１０２、１０４の直ぐ後のデータ・フィールド１１６内の各ビットの位
置を予測することできるからである。言い換えると、各同期フィールド１０２、
１０４をタイミング基準として用いて、検出回路によりデータ・フィールドを同
期的に復号することができる。
【００１２】 時間を表現する線１１８上に示すように、ディスク・ドライブは時間窓１２０
を開き、開いている間に次の同期フィールド１１４が来ると予想する。かかる時
間窓１２０の位置は、最後のサーボ・バースト１０２を基準点として決める。時
間窓１２０が開いている間に同期フィールド１１４が来ない場合は、従来のディ
スク・ドライブは次のデータ・フィールド１１６内のデータを読み取ることがで
きないか、または後のセクタ１０６、１０８でデータを読み取ろうとしない。従
来のディスク・ドライブは、順次に動作するよう設計されている。これは、その
前のセクタを読み取ることができた場合だけ或るセクタ１０６、１０８を読み取
ることを意味する。同期フィールド１１４が来る前に時間窓１２０が終了する場
合は、従来のディスク・ドライブはディスクの１回転だけ待って、次の回転で同
期フィールド１１４を再び捕捉しようとする。従来のディスク・ドライブは、そ
の検出ハードウエアをリセットし、読み取り損なった同期フィールド１１４の直
後の同期フィールド１１４を探すことができない。読み取り損なった同期フィー
ルド１１４に応答するこの動作の形は、データの完全性よりデータ・フローの方
を重視する場合がある視聴覚ディスク・ドライブには望ましくない。
【００１３】 従来のディスク・ドライブは、ＥＣＣが示す誤りに応答して、同期フィールド
１１４の検出に失敗したときの動作と同様に動作する。通常、従来のディスク・
ドライブでは、読み取り動作の完全性はＥＣＣを用いて確認する。従来のディス
ク・ドライブは、データ・フィールド１１６からデータを読み取った後、関連す
るＥＣＣフィールド１１７に対してこのデータを確認する。ＥＣＣフィールド１
１７は、巡回冗長コード（ＣＲＣ）の形、または他の適当な誤り訂正方式でよい
。従来のディスク・ドライブでは、データ・フィールド１１６から読み取ったデ
ータが正しくないとＥＣＣフィールド１１７が示す場合は、ディスク・ドライブ
はその後のセクタの読み取りを止める。この場合も、従来のディスク・ドライブ
は順次に動作するので、読み取り時間誤りに応答してディスクが完全に１回転す
るのを待ち、次のパスでデータを再び読み取ろうとする。同期フィールドを読み
取り損なった上記の場合と同様に、視聴覚ディスク・ドライブではデータの完全
性よりデータ・フローの方が重要なので、誤りのあるＥＣＣフィールド１１７に
応答するこの形の動作は望ましくないことがある。
【００１４】 また従来のディスク・ドライブは、かかるドライブが書き込み時間誤りに応答
する場合に情報の完全性を最適にするよう設計されている。従来のディスク・ド
ライブに適用されている設計方式を示すため、図２を参照して従来のドライブの
書き込み時間動作を説明する。図２には２つの隣接トラック２００、２０２を示
す。トラック２００、２０２は、一般に円形であってディスクの中心と同心であ
るが、図２では直線的に示されている。各トラックは、保護帯２０１により分離
されている。各トラック２００、２０２の中心２０４、２０６は点線で示されて
いる。データは、各トラック２００、２０２の中心２０４、２０６を中心とする
、ディスクの領域上に記憶される。
【００１５】 書き込み動作中、従来のディスク・ドライブは、サーボ・バースト２０８がデ
ィスク・ドライブのヘッドの下を通るときにこれを検出する。サーボ・バースト
２０８は、ヘッドの半径方向の位置決め、ヘッドの速度、ヘッドが向かうトラッ
ク番号を決定するための情報を含む。この情報から、ディスク・ドライバは、サ
ーボ・バースト２０８を検出する度に２つの判定を行う。すなわち、（１）ヘッ
ドが正しいトラック２００、２０２上にあるか、（２）ヘッドは次のサーボ・バ
ースト２０８の前のディスク空間の領域を横切るときにトラック２００、２０２
の中心に来ると予想されるか、またヘッドはその前のサーボ・バースト２０８の
後のディスク空間の領域を横切ったときにトラック２００、２０２の中心にあっ
たか、を判定する。かかる判定が肯定的であるとすると、ドライブは次のサーボ
・バースト２０８の前のセクタ２１０に書き込む。次のサーボ・バースト２０８
を検出すると、また同じ照会を行う。
【００１６】 従来のドライブが上に述べた２つの照会を行う理由は２つある。第１に、従来
のドライブは、ディスクに書き込んだデータを次に正しく読み取ることができる
確率を最大にするように設計される。したがって、従来のドライブは各トラック
２００、２０２の中心２０４、２０６付近のディスク空間の領域にデータを書き
込み、読み取り動作中はヘッドがトラック２００、２０２の中心２０４、２０６
付近にある場合にヘッドが最も強い信号を検出するようにする。第２に、従来の
ディスク・ドライブは、隣接トラック２００、２０２上に記憶されているデータ
への上書きを防ぐよう設計されている。上に述べた判定のどれかが否定的である
とディスク・ドライブが判定すると、ディスク・ドライブは直ぐ停止する。従来
のディスク・ドライブではヘッドの方向を監視するファームウエアは、多くのタ
スクを多重的に実行するプロセッサが実行するので、サーボ・バースト２０８の
後のセクタ２１０の一部にディスク・ドライブが書き込みを行うまでは（これに
より、ドライブはヘッドがコースから外れたと判定することできる）、ヘッドが
トラックから外れていると判定しない。
【００１７】 かかる場合でも、従来のディスク・ライブは直ぐ書き込みを止めるので、ディ
スク・ドライブが書き込み中であったセクタ２１０の一部内に古いデータが残る
可能性がある。このとき、従来のディスク・ドライブは１回転待ち、この判定に
導いたサーボ・バースト２０８とその前のサーボ・バースト２０８との間に完全
にまたは部分的に存在する任意のセクタ上に再書き込みを行う。再書き込みを行
わない場合は、そのＥＣＣフィールド１１７は古いデータに対応するので、書き
込み途中のセクタ２１０を読み取ると間違いなく壊れている。またこの判定に導
いたサーボ・バースト２０８とその前のサーボ・バースト２０８との間に書き込
まれたばかりの全てのデータはトラックの中心から外れて書き込まれる。書き込
み時間誤りに応答するこの形は、データの再書き込みを行う時間がない視聴覚ド
ライブでは望ましくない。
【００１８】 図１および図２に関する説明で示したデータ・フローの問題に対処し、本発明
の１つの実施の形態に従って構築された、ディスク・ドライブ３００を図３に示
す。ディスク・ドライブ３００は、視聴覚データの記憶と検索用に最適化されて
おり、視聴覚ディスク・ドライブ３００の動作を制御する埋め込みマイクロプロ
セッサ３０２を有する。埋め込みマイクロプロセッサ３０２は、埋め込みマイク
ロプロセッサ３０２に命令（読み取りおよび書き込み命令など）を出すホスト・
マイクロプロセッサ３０４と通信する。埋め込みマイクロプロセッサ３０２上で
走るファームウエアは、ホスト・マイクロプロセッサ３０４からの命令を解釈し
、視聴覚ディスク・ドライブ３００の動作を制御する。
【００１９】 視聴覚ディスク・ドライブ３００は、ディスク上の局所的磁界の存在を感知す
る読み取り／書き込みヘッド３０６を介して、ディスク（図３に示していない）
にデータを記録し、また検索する。読み取り／書き込みヘッド３０６は、アクチ
ュエータ・アーム３０８の先端にある。アクチュエータ・アームは、近くの磁石
３１２が発生する磁界内に埋められた導電コイル３１０を有する。電流をコイル
３１０に流すと、アクチュエータ・アームは電流と磁界のクロス乗積による力を
受ける。この力によりアクチュエータ・アーム３０８は回転し、ヘッド３０６は
ディスク上の位置を変える。アクチュエータ・アーム３０８、読み取り／書き込
みヘッド３０６、導電コイル３１０、磁石３１２をまとめて「サーボ・アクチュ
エータ組立体」３１１と呼ぶ。
【００２０】 一例として、ホスト・マイクロプロセッサ３０４が書き込み命令を出すと、埋
め込みマイクロプロセッサ３０２はこの命令を受ける。埋め込みマイクロプロセ
ッサ３０２は、これに応じてドライバ回路３１４に或る電圧を与え、ドライバ回
路３１４はコイル３１０に或る電流を供給して、アクチュエータ・アーム３０８
を正しい位置の方向に回転させる。ヘッド３０６がディスクの正しい領域の上に
あると埋め込みマイクロプロセッサ３０２が判定すると、埋め込みマイクロプロ
セッサ３０２はヘッド３０６を制御して、所望のデータをディスクの該当する位
置に書き込ませる。埋め込みマイクロプロセッサ３０２は、データ・パス３１６
を介してヘッド３０６と通信する。
【００２１】 本発明のこの実施の形態の１つの重要な態様は、従来のディスク・クラブとは
異なり、視聴覚ディスク・ドライブ３００を、アクチュエータ・アーム３０８の
加速度を最大にするようには設計しないことである。アクチュエータ・アーム３
０８の加速度を最大にする（したがって平均シーク時間を最小にする）ように設
計するのではなく、アクチュエータ・アーム３０８の安定性を確保をするように
視聴覚ディスク・ドライブ３００を設計する。その目的は、正しく実行すべき任
意の１動作に必要な再試行の最大の、すなわち「最悪の場合」の、回数を最小に
することである。命令時間は、 命令時間＝シーク時間＋回転時間＋データ転送時間＋再試行時間 であるから、再試行回数を最小にすれば最悪の場合の命令の命令時間を最小にす
ることができる。
【００２２】 本発明の別の諸形態も、視聴覚ディスク・ドライブ３００の最悪の場合の命令
時間を最小にすることを目指す。この最小化を行うファームウエアは、埋め込み
マイクロプロセッサ３０２上で動作する。個別の電子モジュールを用いて、埋め
込みマイクロプロセッサ３０２上で動作するファームウエアによる表現と同様に
本発明の種々の形態を実現することもできる。本発明の種々の形態をファームウ
エアで実現するかハードウエアで実現するかにかかわらず、図４、図５、図６の
流れ図はこれらの種々の形態の動作を示す。
【００２３】 図４は、本発明の別の態様の１つの実施の形態に係るファームウエアの動作を
示す。図４において、流れ図は、読み取り動作中に同期フィールドが検出されな
い場合に応答して視聴覚ディスク・ドライブ３００を制御する方法を示す。図４
に示す動作は、図１に示すトラック空間表現を同時に参照するとよく理解するこ
とができる。
【００２４】 探索動作４００で、或るセクタ番号に対応する或る同期フィールド１１４を探
す。制御をときどき探索動作４００から同期照会動作４０２に移し、対象とする
同期フィールドが検出されたかどうか判定する。 対象とする同期フィールド１１４が検出されたと判定した場合は、制御はデー
タ転送動作４０４に移り、次のデータ・フィールド１１６からのデータをバッフ
ァに送る。次に、探すべきセクタ番号を増分操作４０６で増分し、制御は探索動
作４００に戻る。
【００２５】 対象とする同期フィールド１１４が検出されたと判定しなかった場合は、制御
は窓終了照会４０８に移り、同期フィールド１１４を検出するための継続時間窓
１２０が終了したかどうか判定する。継続時間窓１２０が終了していない場合は
、制御は再び探索動作４００に移って、同期フィールド１１４を再び探す。 継続時間窓１２０が終了した場合は、視聴覚ディスク・ドライブ３００は、同
期フィールド１１４を見失ったために所定のセクタ１０６内のデータを読み取る
ことができないという何らかの表示を単に送るだけで、自分をリセットして次の
同期フィールドを探し始める。ホスト・マイクロプロセッサ３０４は、そうする
ことが望ましい場合は、見失ったデータを内挿する。この動作の形は一般的なデ
ィスク・ドライブの従来の順次動作とは異なり、最悪の場合の読み取りの命令時
間を最小にすることを目的としている。
【００２６】 継続時間窓１２０が終了しても対象とする同期フィールド１１４が検出されな
い場合に行う特定のステップの問題に戻ると、制御は転送パターン動作４１０に
移り、或る「充填パターン（fill pattern）」をバッファに送る。充填パターン
はホスト・マイクロプロセッサ３０４がプログラミングしてよく、また欠点があ
るデータをとにかく用いる場合にホストに与える負の影響を最小にするように選
択してよい。転送パターン動作４１０が完了すると、随意であるが制御は記録誤
差位置動作４１２に移り、読み取られなかったデータのセクタ番号をバッファに
転送してよい。読み取られなかったデータのセクタ番号は、ホスト・マイクロプ
ロセッサ３０４がその情報を利用することができるかどうかに従って、ホスト・
マイクロプロセッサ３０４に送るかまたは送らない。最後に、探すべきセクタ番
号を増分動作４１４で増分して、制御は探索動作４００に戻る。
【００２７】 図５は、本発明の更に別の態様の１つの実施の形態に係るファームウエアの動
作を示す。図５において、流れ図は、データ・フィールドを読み間違えたことを
ＥＣＣフィールドが示す場合に応答して、視聴覚ディスク・ドライブ３００を制
御する方法を示す。この場合も、図５に示す動作は、図１に示すトラック空間表
現を同時に参照するとよく理解することができる。 ＥＣＣ確認動作５００で、データ・フィールド１１６を正しく読み取ったかど
うか示すために、対応するデータ・フィールド１１６からのデータに対してＥＣ
Ｃフィールド１１７をチェックする。次に、制御はＥＣＣ照会動作５０２に移り
、ＥＣＣフィールド１１７がデータ・フィールド１１６と一致するかどうか判定
する。
【００２８】 ＥＣＣフィールド１１７がデータ・フィールド１１６と一致する場合はデータ
は実際に正しく読み取られており、制御は解放データ動作５０４に移る。ここで
データ・フィールド１１６からのデータをホスト・マイクロプロセッサ３０４に
送り、データ・フィールドをホストに送った後で読み取りバッファから放出する
。次に、制御はＥＣＣ確認動作５００に戻る。
【００２９】 ＥＣＣフィールド１１７がデータ・フィールド１１６と一致しない場合はデー
タは正しく読み取られていない。しかし、それでも視聴覚ディスク・ドライブ３
００は誤りのあるデータをホスト・マイクロプロセッサ３０４に送り、単に読み
取り誤りという印をデータに付け、ディスクがもう一度完全に回転するのを待た
ずに次のセクタからデータを読み取る。誤って読み取られたデータは、必要であ
れば、ダウンストリームの視聴覚装置が推定し、内挿し、または外挿したデータ
に置き換えてよい。この場合も、これは従来のディスク・ライブの従来の順次動
作とは異なる。従来は、所定のセクタ１０８のデータを読もうとするのはその前
のセクタ１０６からデータを正しく読み取った後だけである。上に述べたことを
行うため、随意であるが制御はＥＣＣ訂正動作を５１２に移り、ここで誤り訂正
を行う。誤り訂正は不完全であって、部分的に訂正されたデータを生じるだけの
こともある。次に制御は、解放データ動作５０８に移り、データ・フィールド１
１６からの誤りのあるデータ（または部分的に訂正されたデータ）をホスト・マ
イクロプロセッサ３０４に送り、読み取りバッファから放出する。次に制御は、
記録誤り位置動作５１０に移り、誤りのあるデータ・フィールド１１６のセクタ
番号を記録してホスト・マイクロプロセッサ３０４に送る。最後に、制御はＥＣ
Ｃ確認動作５００に戻る。
【００３０】 図６は、本発明の更に別の態様の１つの実施の形態に係るファームウエアの動
作を示す。図６において、流れ図は、或るセクタをディスクに書き込んだ後、次
のサーボ・バーストが、そのサーボ・バーストの直前のセクタの移動中にヘッド
がコースから外れた、または次のセクタの移動中にヘッドがコースから外れそう
である、ということを示す場合に応答して、視聴覚ディスク・ドライブ３００を
制御する方法を示す。図６に示す動作は、図２に示すトラック空間表現を同時に
参照するとよく理解することができる。
【００３１】 書き込み動作６０２で、少なくとも１つのセクタをディスクに書き込む。次に
制御は確認動作６０４に移り、２つの判定を行う。すなわち、（１）ヘッドが正
しいトラック２００、２０２上にあるか、（２）ヘッドは次のサーボ・バースト
２０８の前のディスク空間の領域を横切るときにトラック２００、２０２の中心
に来ると予想されるか、またヘッドはその前のサーボ・バースト２０８の後のデ
ィスク空間の領域を横切ったときトラック２００、２０２の中心にあったか、を
判定する。確認照会６０６で、動作の流れを決定するために前の判定を両方とも
調べる。両方の判定が肯定的な場合は、ヘッドはサーボ・バースト２０８に進ん
でいたときにコース上にあったし、またヘッドは次のサーボ・バースト２０８に
向かって進むときにコース上に留まると予想される。前に説明したように、従来
のディスク・ドライブは２つの理由からこの照会を行う。すなわち、（１）将来
データを正しく検索する可能性を最大にするため（トラック２００、２０２の中
心線２０４、２０６から或る距離以内の、ディスクの領域にデータが書き込まれ
たことを確かめて）、（２）隣接トラック２００、２０２に上書きするのを防ぐ
ため、である。
【００３２】 しかし視聴覚ディスク・ドライブ３００では、データ・フローの方がデータ完
全性より重要と考えるので、この２つの照会を行う理由は隣接トラック２００、
２０２に上書きするのを防ぐことだけを考慮している。したがって、視聴覚ディ
スク・ドライブ３００は、ヘッドをトラックの中心線２０４、２０６のできるだ
け近くに置くことに関する許容度は緩い。視聴覚ディスク・ドライブ３００は、
隣接トラック２００、２０２のデータ完全性が危うくなるまで、ヘッドがトラッ
クの中心線２０４、２０６から外れることを許す。この許容度はディスク・ドラ
イブ毎に経験的に決定すべきものであり、許容度はトラックから約２０％外れる
程度と予想される。
【００３３】 確認照会６０６においてサーボ・バーストが有効と判定された場合は、制御は
増分動作６０８に移り、探すべきサーボ・バースト番号を増分して次のサーボ・
バーストを探す。最後に、データ解放動作６１０で、この決定に導いたサーボ・
バーストとその前のサーボ・バーストとの間に書き込まれたばかりのデータを書
き込みバッファから解放し、視聴覚ディスク・ドライブ３００は新しいデータを
書き込む時刻になるまで待機動作６１２で待ち、制御は書き込み動作６０２に戻
る。
【００３４】 他方で、確認照会６０６においてサーボ・バーストが無効である（すなわち、
トラック外れ条件がすでに起こった、または起こりそうである）ことを示す結果
が得られた場合は、制御は反表明（deassertion）動作６１４に移る。反表明動
作６１４では、データをディスクに書き込むかどうかを制御するゲートを反表明
して、隣接トラックにデータを上書きするのを防ぐ。視聴覚ディスク・ドライブ
３００では、この反表明ステップはセクタ２１０の終了と同期して行うので、セ
クタが書き込み途中で放置されることはない。これは従来のディスク・ドライブ
の動作とは異なる。従来はデータ完全性が最も重要と考えられたので、書き込み
ゲートは直ぐ反表明された。次に制御は記録誤り位置動作６１６に移り、ホスト
・マイクロプロセッサ３０４は誤って書き込まれたデータの位置を知らされる。
最後に、制御は増分動作６０８に移り、動作の正常なフローを再開する。動作の
正常なフローの再開も従来のディスク・ドライブの動作とは異なる。なぜなら、
従来のディスク・ドライブは順次に動作するよう設計されており、前のウエッジ
（ウエッジは２つのサーボ・バーストの間に挟まれた一組のセクタ）の或るセク
タが正しく書き込まれるまではウエッジの次のセクタを書き込むステップに進ま
ないからである。
【００３５】 本発明の１つの実施の形態を要約すると、書き込み時間誤りが発生して、サー
ボ・バースト（１０２、１０４など）から得られた情報が、ディスク・ドライブ
のヘッド（３０６など）がコースから外れているまたはコースから外れそうであ
ることを示す場合、ディスク・ドライブが書き込み時間誤りを最適に処理する方
法は、次の操作を行うことにより達成される。まず、ディスク・ドライブ（３０
０など）はディスクの或るセクタに書き込む（動作６０２などで）。次に、ディ
スク・ドライブ（３００など）は、ヘッドのコースと予想されるコースを確認す
る（動作６０４などで）。確認動作は３つの照会を含み、（１）ヘッドが正しい
トラックの上にあるか、（２）ヘッドがヘッドの下のトラックの中心付近にある
か、（３）クロス・トラック速度が十分小さいか、を判定する。ヘッドがコース
から外れた、またはヘッドがコースから外れそうと判定された場合は、ディスク
・ドライブ（３００など）は、セクタの書き込み終了と同期してディスクへの書
き込みを停止して、セクタが書き込み途中で放置されないようにし（動作６１４
などで）、誤って書きこまれたセクタ番号をホスト・マイクロプロセッサ（３０
４など）に転送し、サーボ・バースト番号を増分し（動作６０８などで）、誤り
をホストに報告する。
【００３６】 視聴覚ディスク・ドライブ（３００など）では、埋め込みマイクロプロセッサ
（３０２など）を用いて、ディスク・ドライブ（３００など）の動作のためのフ
ァームウエアを実行する。ファームウエアは、上に述べた本発明の各態様で要約
したステップを実行する。埋め込みマイクロプロセッサ（３０２など）は、ホス
ト・マイクロプロセッサ（３０４など）と、ドライバ回路（３１４など）と、サ
ーボ・アクチュエータ組立体（３１１など）に接続するデータ・パスと、に結合
する。
【００３７】 本発明が上に述べた、また固有の、目的と利点を達成することは明らかである
。この開示では好ましい実施の形態について説明したが、多くの変更を行うこと
が可能である。これらは当業者に容易に明らかであり、開示されまた特許請求の
範囲に規定された本発明の精神に含まれるものである。
【図面の簡単な説明】
【図１】 直線で表現したトラック空間である。
【図２】 直線で表現した、ディスク上の隣接トラックである。
【図３】 本発明の１つの実施の形態に従って構築された視聴覚ディスク・ドライブであ
る。
【図４】 本発明の１つの態様の１つの実施の形態に係る、或る読み取り時間誤りに応答
する方法を示す流れ図である。
【図５】 本発明の別の態様の１つの実施の形態に係る、別の読み取り時間誤りに応答す
る方法を示す流れ図である。
【図６】 本発明の更に別の態様の１つの実施の形態に係る、書き込み時間誤りに応答す
る方法を示す流れ図である。
───────────────────────────────────────────────────── 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） Ｈ０４Ｎ 5/781 Ｆターム(参考） 5D088 BB11 CC06 5D096 AA01 BB01 CC01 DD02 EE03 GG04 HH14

Claims (5)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 書き込み時間誤りが発生して、サーボ・バーストから得られ
    た情報が、ディスク・ドライブのヘッドがコースから外れたまたはコースから外
    れそうであることを示す場合、ディスク・ドライブが前記書き込み時間誤りを最
    適に処理する方法であって、 （ａ） 前記ヘッドの前記コースと予想されるコースとを確認する動作と、 （ｂ） 前記ヘッドがコースから外れたまたはコースから外れそうであると判断
    すると、次の動作、すなわち （ｉ） セクタの書き込み終了と同期して前記ディスクの書き込み動作を止め て、セクタを書き込み途中で放置せず、 （ii） 誤って書き込まれたセクタを表す情報をホストに転送し、 （iii） 検出すべきサーボ・バースト番号を表す値を増分し、次のバースト を正しく確認すると前記ディスク・ドライブが直ぐ書き込みを行う条件に導く 、 ことを行う動作と、 を含む、方法。
  2. 【請求項２】 動作（ａ）は、 （ａ）（ｉ） 前記ヘッドが前記正しいトラック上にあるかどうか判定し、 （ａ）（ii） 前記ヘッドが前記ヘッドの下のトラックの中心にあるかどうか判
    定し、 （ａ）（iii） 前記ヘッドの速度が正しいかどうか判定する、 ことを更に含む、請求項１記載の方法。
  3. 【請求項３】 書き込み時間誤りが発生して、サーボ・バーストから得られ
    た情報が、ディスク・ドライブのヘッドがコースから外れたまたはコースから外
    れそうであることを示す場合、前記書き込み時間誤りを最適に処理するディスク
    ・ドライブであって、 （ａ） 前記ヘッドをディスクの上に配置して前記ディスクへの読み取りと書き
    込みを可能にするサーボ・アクチュエータ組立体と、 （ｂ） 前記サーボ・アクチュエータ組立体に動作可能に結合し、前記サーボ・
    アクチュエータ組立体を電流で駆動して前記ヘッドを前記ディスクの正しい位置
    の上に配置する、ドライバ回路と、 （ｃ） 前記ディスク・ドライブ内の埋め込みマイクロプロセッサであって、ホ
    スト・マイクロプロセッサから命令を受け、前記ドライバ回路に動作可能に結合
    し、前記サーボ・アクチュエータ組立体と前記埋め込みマイクロプロセッサの間
    のデータ・パスに結合して、 （ｉ） ディスクの或るセクタに書き込み、 （ii） 前記ヘッドの前記コースと予想されるコースとを確認し、 （iii） 前記ヘッドがコースから外れたまたはコースから外れそうであると判
    定すると、次の動作、すなわち （iii）（ａ） セクタの書き込み終了と同期して前記ディスクの書き込み 動作を止めて、セクタを書き込み途中で放置せず、 （iii）（ｂ） 誤って書き込まれたセクタを表す情報をホストに転送し、 （iii）（ｃ） 検出すべきサーボ・バースト番号を表す値を増分し、次の バーストを正しく確認すると前記ディスク・ドライブが直ぐ書き込みを行う条 件に導く、 ことを行うようにプログラムされた、埋め込みマイクロプロセッサと、 を備えるディスク・ドライブ。
  4. 【請求項４】 前記埋め込みマイクロプロセッサは、次の動作、すなわち （ii）（ａ） 前記ヘッドが前記正しいトラック上に配置されているかどうか
    判定し、 （ii）（ｂ） 前記ヘッドが前記ヘッドの下のトラックの中心にあるかどうか
    判定し、 （ii）（ｃ） 前記ヘッドの速度が正しいかどうか判定する、 ことを行うことにより前記ヘッドのコースと予想されるコースとを確認するよう
    プログラムされている、請求項３記載のディスク・ドライブ。
  5. 【請求項５】 視聴覚データを記憶し検索するよう最適化されたディスク・
    ドライブであって、 （ａ） サーボ・アクチュエータ組立体と、 （ｂ） 書き込み時間誤りを最適に処理してデータ・フローの信頼性を保つ手段
    と、 を備えるディスク・ドライブ。
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