JP2009245577A - 書き込みの多い領域に対するトラック分解能の増加を伴う隣接トラック消去（ａｔｅ）リフレッシュ - Google Patents

書き込みの多い領域に対するトラック分解能の増加を伴う隣接トラック消去（ａｔｅ）リフレッシュ Download PDF

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Abstract

【課題】新規且つ改善された、書き込みの多い領域に対するトラック分解能の増加を伴うＡＴＥリフレッシュの提供。
【解決手段】隣接トラック消去（ＡＴＥ）リフレッシュの必要性を低減するために、グループカウンタ及びトラックカウンタを用いる方法及びシステムが示される。グループ閾値は、書き込み動作の回数を監視するのに用いられてもよい（９１５）。グループ閾値は、１グループのトラックへの書き込み動作を個別の基準で監視する必要がある時点を決定するのに用いられてもよい（９２０）。
【選択図】 図９

Description

本発明の各実施形態は、データ記憶の分野に関連し、より具体的には、隣接トラック消去（ＡＴＥ）リフレッシュに関する。
ディスクドライブは、情報記憶装置である。ディスクドライブは回転スピンドルに固定された１枚以上のディスクと、それぞれのディスクの表面からデータを表す情報を読み出すための、及び／又は、それぞれのディスクの表面にデータを書き込むための、少なくとも一つのヘッドを含む。ヘッドは、ボイスコイルモータ(voice coil motor)によって駆動され得るアクチュエータに連結されたサスペンションによって支持される。ディスクドライブの制御電子回路は、電気信号をボイスコイルモータに提供して、ディスク上のトラック内でのデータ読み出し及び書き込みのためにヘッドをディスク上の所望の位置に移動させ、不使用時あるいはディスクドライブの保護のために好ましい場合にヘッドを安全なエリアに止めさせる。
ディスクドライブに伴う一つの問題は、高い頻度で書き込み動作が行われるトラックに隣接するトラックに生じるデータ損失の可能性である。
そこで、本発明は、新規且つ改善された、書き込みの多い領域に対するトラック分解能(track resolution)の増加を伴う隣接トラック消去（ＡＴＥ）リフレッシュを提供することを目的とする。
本発明は以下の態様を含む。
（１）少なくとも一つのディスクと、
前記ディスクに連結されたスピンドルモータと、
前記ディスク上の複数のトラックから情報を読み出し、前記ディスク上の複数のトラックへ情報を書き込む読み出し及び書き込みヘッドと、
を備えるハードディスクアッセンブリ装置であって、
前記複数のトラックは、複数のトラックグループにグループ分けされ、
第１のグループのトラックへの書き込み動作の回数が第１の閾値に到達又は超過した場合に、前記第１のグループのトラックへの書き込み動作の回数がトラックごとを基準として監視される装置。
（２）前記書き込み動作の回数がトラックごとを基準として監視され、第１のトラックへの書き込み動作の回数が第２の閾値に到達又は超過した場合に、前記第１のトラックに隣接するトラックに隣接トラック消去リフレッシュが行われる、（１）に記載の装置。
（３）前記第１のグループへの書き込み動作を監視するために第１のカウンタが用いられる、（２）に記載の装置。
（４）前記第１のトラックへの書き込み動作を監視するために第２のカウンタが用いられる、（３）に記載の装置。
（５）前記第１の閾値が到達又は超過されると、前記第２のカウンタは、前記第１の閾値に係る値に等しい初期値に設定される、（４）に記載の装置。
（６）隣接トラック消去リフレッシュに応じて、前記第２のカウンタがリセットされる、（５）に記載の装置。
（７）インジケータビットを実現し、前記第１のカウンタか前記第２のカウンタに関連する位置のいずれかを決定するために、前記ハードディスクアッセンブリ装置の１バイト以上のメモリが用いられる、（４）に記載の装置。
（８）前記インジケータビットは、残りのビットが前記第１のカウンタか前記第２のカウンタに関連する位置のどちらを決定するために用いられているかを示すために用いられる、（７）に記載の装置。
（９）前記第１のグループへの書き込み動作の回数がトラックごとを基準とする代わりにグループとして監視される場合は、前記第２のカウンタに関連するメモリ位置は、割り当てが解除される（８）に記載の装置。
（１０）磁気ディスクのトラックを、第１のグループを含む複数のトラックグループにグループ分けすることと、
前記第１のグループへの書き込み動作の回数を監視することと、
前記第１のグループへの書き込み動作の回数が第１の閾値に到達又は超過した場合に、前記第１のグループのそれぞれのトラックへの書き込み動作の回数を監視することと、
を備える、ディスクドライブにおいて隣接トラック消去リフレッシュの必要性を低減させる方法。
（１１）前記第１の閾値が到達又は超過されるのに応じて、前記第１のグループのそれぞれのトラックへの書き込み動作の回数を、前記第１の閾値に係る値に初期化することを更に備える、（１０）に記載の方法。
（１２）前記第１のグループの第１のトラックへの書き込み動作の回数が第２の閾値に到達又は超過した場合に、前記第１のトラックに隣接するトラックについて隣接トラック消去リフレッシュを実行することを更に備える、（１１）に記載の方法。
（１３）前記隣接トラック消去リフレッシュの実行に応じて、前記第１のトラックへの書き込み動作の回数をリセットすることを更に備える、（１２）に記載の方法。
（１４）インジケータビットを実現するために、前記ディスクドライブの１バイト以上のメモリを割り当てることを更に備え、
前記インジケータビットの値に基づいて、前記第１のグループへの書き込み動作の回数か、前記第１のトラックへの書き込み動作の回数に関連する位置のいずれかが決定される、（１２）に記載の方法。
（１５）前記複数のグループは第２のグループを含み、前記第１のグループのそれぞれのトラックへの書き込み動作の回数を監視することは、前記第２のグループへの書き込み動作の回数を監視する間に実行される、（１０）に記載の方法。
（１６）プロセッサと、
前記プロセッサに連結されたメモリと、
前記メモリに連結されたディスクドライブであって、前記ディスクドライブは複数のトラックを伴って構成された磁気ディスクを含み、前記ディスクドライブは前記複数のトラックを複数のグループにグループ分けするロジックと、
第１のトラックのグループへの書き込み動作の回数を監視することと、
前記第１のグループへの書き込み動作の回数が第１の閾値に到達又は超過した場合に、前記第１のグループへの書き込み動作の回数を監視する代わりに、前記第１のグループのそれぞれのトラックへの書き込み動作の回数を監視することと、
を行うための第１のロジックを含むディスクドライブと、
を備えるシステム。
（１７）前記ディスクドライブは、前記第１のグループの第１のトラックへの書き込み動作の回数が第２の閾値に到達又は超過した場合に、前記第１のトラックに隣接するトラックに隣接トラック消去リフレッシュを実行するための第２のロジックを備える、（１６）に記載のシステム。
（１８）前記第１の閾値が到達又は超過されるのに応じて、前記第１のトラックへの書き込み動作の回数の監視を可能とするためにメモリを割り当てるロジックを更に備える（１７）に記載のシステム。
（１９）前記隣接トラック消去リフレッシュが前記第１のグループの全てのトラックに施された場合、前記メモリの割り当てを解除し、前記第１のグループへの書き込み動作の回数をリセットするためのロジックを更に備える（１８）に記載のシステム。
本発明によれば、新規且つ改善された、書き込みの多い領域に対するトラック分解能の増加を伴う隣接トラック消去（ＡＴＥ）リフレッシュを提供することができる。
実施形態の数例について、磁気ディスク上に記憶された情報の品位(integrity)に影響を与えかねない書き込み動作のトラックを維持する方法、及びそのためのシステムが開示される。磁気ディスク上のトラックは複数のグループに分けられる。グループへの書き込み動作の回数をカウントするために、グループカウンタ(group counter)が用いられ、また、選択されたグループのトラックへの書き込み動作の回数をカウントするために、トラックカウンタ(track counter)が用いられてもよい。
他の特徴は、添付の図面から、及び以下の詳細な説明から明らかになるだろう。以下の記載においては、説明のために、多くの特定の細部が説明され、各実施形態に通じる理解を与える。しかしながら、本記載がこれらの特定の細部無しに実施されてもよいことは、当業者にとっては明白だろう。
以下では、本発明の実施形態の各例が、図面を参照して説明される。以下の記載においては、隣接する、という語は、直接隣接する場所と、議論の対象から近い距離内にある位置とを含むものとする。
イントロダクション
磁気ディスクに記憶された情報の品位の保護は、ディスクドライブ製造者の重要な基準である。特定のトラック上での書き込み動作の数が増大するにつれ、これらの書き込み動作が、隣接するトラック上に記憶された情報の品位に影響を与える可能性が増大する。この問題は一般に、隣接トラック消去(Adjacent Track Erasure)（ＡＴＥ）問題と称される。ＡＴＥ問題を避けるため、適切な時にＡＴＥリフレッシュ(ATE refresh)が行われる。書き込み動作の回数がある閾値に達すると、ＡＴＥリフレッシュが行われる。該閾値に達するか超過する時点を監視するため、カウンタが使用されてもよい。磁気ディスク上には数十万のトラックがあり得るため、カウンタの数も多くなりかねない。これらのカウンタを実現するために用いられるメモリ容量も、大きくなりかねず（例えば１メガバイトかそれ以上）、ディスクドライブに負担を与えかねない。以下に説明されるように、本発明のいくつかの実施形態の例は、所要のメモリ容量を維持し、性能に及ぼす影響を比較的小さく保ちながら書き込み動作の回数を監視する技術を提供することができる。
ハードディスクアッセンブリ(Hard Disk Assembly)（ＨＤＡ）
図１は、実施形態の一例に係る、ハードディスクアッセンブリの斜視図である。ハードディスクアッセンブリ（ＨＤＡ）１００はまた、磁気記録再生装置とも称される。ＨＤＡ１００は、ホストコンピュータシステム（例えばパーソナルコンピュータシステム）に付随してもよく、またシャシー(chassis)１０５内に、磁気ディスク１１０、読み出しヘッド及び書き込みヘッドを含んだヘッドスライダ(head slider)１１６、ヘッドスライダ１１６を支持するヘッドサスペンションアッセンブリ(head suspension assembly)（サスペンション１１５及びアクチュエータアーム１１４）、ボイスコイルモータ（ＶＣＭ）１１７を備えてもよい。回路基板がＨＤＡ１００に取り付けられてもよい。ＨＤＡ１００は、磁気ヘッドによって実行される読み出し及び書き込み動作を制御するための制御信号を生成し、ヘッドによって読み出された信号を増幅するための、ヘッド集積回路（ＩＣ）（プリアンプチップ(preamp-chip)と称されることもある）を含んでもよい。
磁気ディスク１１０は、スピンドルモータ(spindle motor)１１２に取り付けられ、スピンドルモータ１１２によって回転される。各種のデジタルデータは、磁気ディスク１１０に記録される。実施形態の一例においては、ヘッドスライダ１１６に内蔵された磁気ヘッドは、単極構造の書き込みヘッドと、遮蔽ＭＲ読み出し素子(ＧＭＲフィルムやＴＭＲフィルム等)を用いる読み出しヘッドとを含む統合ヘッドである。サスペンション１１５はアクチュエータアーム１１４の一端で保持され、ヘッドスライダ１１６を支持して磁気ディスク１１０の記録面を向くようにする。アクチュエータアーム１１４は、ピボット(pivot)１１３に取り付けられる。ボイスコイルモータ（ＶＣＭ）１１７は、アクチュエータを駆動するもので、アクチュエータアーム１１４の他端に備えられる。ＶＣＭ１１７はヘッドサスペンションアッセンブリを駆動し、磁気ヘッドの位置を磁気ディスク１１０の半径方向で任意の位置に定める。
回路基板は、ＶＣＭ１１７及びスピンドルモータ１１２のための駆動信号を生成するパワー集積回路（しばしば「コンボチップ(combo-ship)」と称される）と、ホストコンピュータシステムと通信し、ホストコンピュータシステムとの間でデータの転送を調整するシステムチップ（しばしば「ＳＯＣ」すなわち「システムオンチップ(System-On-a-Chip)」と称される）、ディスクドライブの何らかのバッファメモリ、及びヘッドＩＣを含む。ＳＯＣは一般に、少なくとも１つのマイクロプロセッサ、読み出し／書き込みチャンネル、上述のデータ転送を促進するデータコントローラを含んでもよい。ＳＯＣはまた、ディスクドライブのバッファメモリを有してもよい。実施形態の例によっては、ディスクドライブのバッファメモリは、他のＩＣ、通常はＤＲＡＭ(Dynamic-Random-Access-Memory)に含まれてもよい。実施形態の例によっては、ＳＯＣは、その上にこのＤＲＡＭチップを制御する。
磁気ディスク
図２は、実施形態の一例による、磁気ディスク１１０の概略平面図である。図２は、データゾーン(data zone)２１８及びサーボゾーン(servo zone)２１９を示す。ユーザデータまたはユーザ情報は、データゾーン２１８の各々に記録される。本例の磁気ディスク１１０は、同心の磁気パターンを成すトラックを有する。記録トラックの一例については、図３を参照して後述される。ヘッドの位置決めのためのサーボデータ(servo data)は、異なって磁化された物質によるパターンとして、各サーボゾーン２１９に形成される。図２に示す実施形態の一例においては、サーボゾーン２１９のそれぞれは、アクセス中のヘッドスライダの軌跡に対応する円弧のような形状をしている。
図３は、実施形態の一例による、磁気ディスクメディア内のデータゾーンの一例の斜視図である。柔軟な基層(underlayer)３２２は、記録トラック(recording track)３２３を構成する磁気パターンと共に、基板(substrate)３２１上に形成されている。記録トラック３２３の半径方向の幅及びトラックピッチ(track pitch)は、それぞれＴｗ及びＴｐによって示される。読み出しヘッドのＧＭＲ素子３３１及び書き込みヘッドの単極(single pole)３３２は、ヘッドスライダ内に形成されており、記録トラック３２３上に配置される。
基板３２１としては、平坦なガラス基板が用いられてもよい。基板３２１はガラス基板に限らず、アルミ基板（あるいは他の適当な基板）が用いられてもよい。磁性材料は、基板３２１上に配置され、選択的に磁化されて記録トラックを形成する。ＣｏＣｒＰｔのような磁性材料が用いられてもよいが、実施形態の各例はこれに限定されない。図示されていないが、ダイアモンド状炭素(diamond-like carbon)（ＤＬＣ）の保護フィルムが、メディアの表面上に形成されてもよい。一例においては、保護フィルムの表面に潤滑剤が塗布されてもよい。
図４及び図５を参照して、サーボゾーン２１９及びデータゾーン２１８のパターンが説明される。図４に概略的に示されるように、サーボゾーン２１９のそれぞれは、プリアンブルセクション(preamble section)４４１、アドレスセクション(address section)４４２、及びバーストセクション(burst section)４４３を偏差(deviation)の検出のために有する。
図５に示すようにデータゾーン２１８は記録トラック３２３を含む。サーボ信号(servo signal)を提供する磁化のパターンは、サーボゾーン２１９内のプリアンブルセクション４４１、アドレスセクション４４２、及びバーストセクション４４３のそれぞれにおいて形成される。これらのセクションは、以下に述べる機能を有してもよい。
プリアンブルセクション４４１は、ヘッド及びメディアの相対運動によって引き起こされる偏差に関するサーボ信号読み出しのためのクロックを同期させるフェーズロックループ(phase lock loop)（ＰＬＬ）処理、及び適切な信号振幅を維持するＡＧＣ処理を実行するために備えられている。
アドレスセクション４４２は、例えばマンチェスター符号化方式(Manchester encoding)や他のタイプの符号化を用いて、円周方向にプリアンブルセクション４４１と同じピッチで形成され、サーボアドレスマーク(servo-address-marks)、セクタデータ(sector data)、シリンダデータ(cylinder data)等と称されるサーボ信号認識コード(servo signal recognition code)を有してもよい。バーストセクション４４３は、シリンダアドレス(cylinder address)についてオントラック(on-track)状態に対するオフトラック量の検出に用いられる、オフトラック検出領域(off-track detection region)の一例である。バーストセクション４４３は、所望のトラック中心に対して、読み出し又は書き込みヘッドを配置するためのパターンを含む。図５のパターンは、４つのバーストマーク(burst mark)のフィールド（Ａ，Ｂ，Ｃ，及びＤ）を含む例として示され、その半径方向のパターンは、各フィールドにおいて互いにシフトしている。他のバーストパターンもまた用いられ得る。一例において、複数のマークが、円周方向にプリアンブルセクションと同ピッチで配置される。
バーストセクション４４３に基づく位置検出の原理は、詳細には説明されない。図示されたパターンを用いる場合、オフトラック量は、Ａ，Ｂ，Ｃ及びＤバーストから読み出した信号の平均振幅値の関数を計算することによって得られてもよい。上述のように、平均振幅に依らない他のパターンが用いられてもよい。
図６は、実施形態の一例による、磁気ディスクを備えるディスクドライブのブロック図を示す。一例が示されてはいるが、本発明の開示を利用する当業者は、他の装置や回路構成も可能であり、本発明の範囲内にあることを認識するであろう。図６は、磁気ディスク１１０の上面の上方にのみヘッドスライダ１１６を示す。しかしながら、磁気記録層は磁気ディスクの各々の面上に形成可能である。ダウンヘッド(down head)及びアップヘッド(up head)が、磁気ディスクの上面及び下面の上にそれぞれ備えられてもよい。ディスクドライブは、ＨＤＡ１００と呼ばれる本体ユニット、及びプリント基板（ＰＣＢ）６００を含む。
図６に示すように、ＨＤＡ１００は、磁気ディスク１１０、磁気ディスク１１０を回転させるスピンドルモータ１１２、読み出しヘッド及び書き込みヘッドを含むヘッドスライダ１１６、サスペンション１１５及びアクチュエータアーム１１４、ＶＣＭ１１７、及び図示しないヘッド増幅器(head amplifier)（ＨＩＣ）を有する。ヘッドスライダ１１６には、巨大磁気抵抗（ＧＭＲ）素子といった読み出し素子を含む読み出しヘッド、及び図３に示される素子３３１及び３３２と同様の書き込みヘッドが備えられる。
ヘッドスライダ１１６は、サスペンション１１５上に設けられたジンバル(gimbal)によって伸縮自在に支持されてもよい。サスペンション１１５はアクチュエータアーム１１４に取り付けられ、アクチュエータアーム１１４は、ピボット１１３に回転可能に取り付けられている。ＶＣＭ１１７はピボット１１３周りにトルクを発生させ、アクチュエータアーム１１４が磁気ディスク１１０の半径方向にヘッドを動かす。ＨＩＣは、アクチュエータアーム１１４に固定され、ヘッドへの入力信号及びヘッドからの出力信号を増幅する。ＨＩＣはフレキシブルケーブル(flexible cable)６５５を介してＰＣＢ６００に接続される。ＨＩＣをアクチュエータアーム１１４上に備えると、ヘッド信号内のノイズが効果的に低減され得る。しかしながら、ＨＩＣはＨＤＡ１００に固定されてもよい。
上述のように、磁気記録層は磁気ディスク１１０の各面上に形成され、それぞれが円弧のような形状をもつサーボゾーン２１９は移動するヘッドの軌跡に対応するよう形成される。磁気ディスクの仕様は、特定のドライブに適した読み出し／書き込み特性、外径及び内径に応じる。サーボゾーン２１９によって形成される円弧の半径は、ピボット１１３から磁気ヘッド素子への距離として与えられる。
図示された実施形態の例では、いくつかの主要な電気的コンポーネント、いわゆるシステムＬＳＩがＰＣＢ６００上に取り付けられている。システムＬＳＩはコントローラ６１０、読み出し／書き込みチャネルＩＣ(read/write channel IC)６２０、及びモータドライバＩＣ(motor driver IC)６４０である。コントローラ６１０は、ハードディスクコントローラ（ＨＤＣ）及びＭＰＵと、ファームウェアを含む。ＭＰＵは、ドライブシステムの制御ユニットであり、ＲＯＭ、ＲＡＭ、ＣＰＵ、及び本実施形態の例に係るヘッド位置決め制御システムを実施する論理処理ユニットを含む。論理処理ユニットは、高速計算を実行するハードウェア回路から成る演算処理ユニットである。論理処理回路のためのファームウェアは、ＲＯＭあるいはディスクドライブの他の場所に保存されている。ＭＰＵはファームウェアに従ってドライブを制御する。ＰＣＢ６００は、図１の例について上述したように、他の構成要素を含んでもよい。例えば、別個のＤＲＡＭチップに含まれ得るバッファＲＡＭがあってもよい。
上述の回路のいくつかは、同じＬＳＩ上に含まれてもよい。ＨＤＣは、ディスクドライブ内のインタフェースユニットであり、ディスクドライブとホストコンピュータ６５０（例えば、パーソナルコンピュータ）間のインタフェースと、ＭＰＵ、読み出し／書き込みチャネルＩＣ６２０、及びモータドライバＩＣ６４０との情報交換によりドライブ全体を管理する。
読み出し／書き込みチャネルＩＣ６２０は、読み出し／書き込み動作に関連するヘッド信号処理ユニット(head signal processing unit)である。読み出し／書き込みチャネルＩＣ６２０は、読み出し／書き込みパス(read/write path)６１２及びサーボ復調器(servo demodulator)６０４を含んで図示される。読み出し／書き込みパス６１２は、ユーザデータとサーボデータの読み出し及び書き込みに使用可能であり、サーボ復調に有用なフロントエンド回路(front end circuitry)を含んでもよい。読み出し／書き込みパス６１２はまた、セルフサーボ書き込み(self-servowriting)に用いられてもよい。ディスクドライブは他のコンポーネントをも含んでいるが、実施形態の各例を説明するのに必須ではないため図示されていないことには留意すべきである。
サーボ復調器６０４は、サーボフェーズロックドループ(phase locked loop)（ＰＬＬ）６２６、サーボ自動ゲイン制御(automatic gain control)（ＡＧＣ）６２８、サーボフィールドディテクタ(field detector)６３１、及びレジスタスペース(register space)６３２を含んで図示される。サーボＰＬＬ６２６は、一般に、サーボ復調器６０４内で、１以上のタイミングあるいはクロック回路(図６には示さず)について周波数及び位相制御を提供するのに用いられる制御ループである。例えば、サーボＰＬＬ６２６は、読み出し／書き込みパス６１２にタイミング信号を提供することができる。サーボＡＧＣ６２８は、可変ゲイン増幅器(variable gain amplifier)を含み(又は駆動し)、複数のディスク１１０のうち１つ上のサーボゾーン２１９が読み出されている時の、読み出し／書き込みパス６１２の出力をほぼ一定レベルに保つために用いられる。サーボフィールドディテクタ６３１は、ＳＡＭ(Servo Address Mark)、トラック番号、第１サーボバースト(first servo burst)、及び第２サーボバースト(second servo burst)を含む、サーボゾーン２１９の様々なサブフィールド(subfield)の検出及び／又は復調に用いられる。ＭＰＵは、様々なサーボ復調機能(例えば、決定、比較、特徴付け等)の実行に用いられ、サーボ復調器６０４の一部であるとも考えることができる。別の場合では、サーボ復調器６０４は、独自のマイクロプロセッサを持つことも可能である。
読み出し／書き込みパス６１２がサーボデータを読んでいる場合は、１以上のレジスタ(例えばレジスタスペース６３２内)が適切なサーボＡＧＣ値(例えばゲイン値、フィルタ係数、フィルタ蓄積パス(filter accumulation path)等)の記憶に用いられ、読み出し／書き込みパス６１２がユーザデータを読んでいる場合には、１以上のレジスタが適切な値(例えばゲイン値、フィルタ係数、フィルタ蓄積パス等)を記憶するのに用いられ得る。制御信号は、読み出し／書き込みパス６１２のカレントモードに従い、適切なレジスタを選択するのに用いられ得る。記憶されたサーボＡＧＣ値は、動的な更新が可能である。例えば、読み出し／書き込みパス６１２がサーボデータを読んでいる時に用いるための記憶されたサーボＡＧＣ値は、更なるサーボゾーン２１９が読み出されるたびに更新され得る。このように、直近に読み出されたサーボゾーン２１９について決定されたサーボＡＧＣ値は、次のサーボゾーン２１９が読み出される際には、始動サーボＡＧＣ値となり得る。
読み出し／書き込みパス６１２は、磁気ディスク１１０への情報の書き込み及び磁気ディスク１１０からの情報の読み出し処理に使用される電子回路を含む。ＭＰＵは、サーボ制御アルゴリズムを実行することができ、このため、サーボコントローラと称されることもある。あるいは、別個のマイクロプロセッサ又はデジタル信号プロセッサ（図示せず）がサーボ制御機能を実行することもできる。
トラック間隔(track spacing)
図７は、内径７１０及び外径７１２を有する磁気ディスク７００を示す。動作中、磁気ディスク７００は図示のように、７０２の方向に回転し得る。第１のトラック７２０は、第２のトラック７３０に隣接して半径方向の内側の位置に示される。また第３のトラック７４０は、第２のトラック７３０に隣接して半径方向の外側の位置に示される。図中のトラック間の隔たりは、実際のディスクドライブにおいて取られる実際のトラック間の間隔よりもかなり大きい。これは説明のためであり、読者がトラックを区別するのをより容易にしている。
この例では、第１のトラック７２０は情報セクション７２２を含むことができ、第２のトラック７３０は情報セクション７３２を含むことができ、また第３のトラック７４０は情報セクション７４２を含むことができる。情報セクション７２２、７３２及び７４２の配置は、説明のために示されているだけであり、対応するトラック上のどこに配置されてもよい。例えば、情報セクション７２２、７３２及び７４２は、対応するトラック上で互いに隣接してもよい。典型的には、ディスク７００上のトラックは、一様の間隔で配置されても、トラック毎インチ(tracks per inch)（ＴＰＩ）の数に基づいて設定されてもよい。これはまた、トラック間隔(track spacing)とも呼ばれる。例えば、トラック７２０と７３０との間のトラック間隔は、トラック７３０と７４０との間のトラック間隔と同じである。低ＴＰＩとは、１インチ当たりに、より小数のトラックしか存在しないこと（あるいは隣接する２トラック間の間隔がより大きいこと）を意味し、従って記憶容量がより小さいことに対応し得る。標準ＴＰＩとは、１インチ当たりに、低ＴＰＩより多くのトラックが存在すること（あるいは隣接する２トラック間の間隔がより小さいこと）を意味し、記憶容量がより大きいことに対応し得る。
一般に、トラックに高い頻度で書き込み動作が行われると（例えば百万回の書き込み動作）、隣接するトラックに記憶された情報が影響を受けることがある。書き込み動作は、何度も再書き込みされる１以上のファイルに関係し得る。ＡＴＥリフレッシュのため、書き込み回数が多いと見なされる時を決定するのに、所定の閾値が使用されてもよい。この所定の閾値は、ＡＴＥ閾値(ATE threshold)と称され得る。ソフトウェア的あるいはハードウェア的なＡＴＥカウンタが用いられてもよい。例えば、トラック７３０上の情報セクション７３２の書き込み回数がＡＴＥ閾値を越えると、隣接するトラック７２０及び７４０上の情報セクション７２２及び情報セクション７４２の品位が影響を受けることがある。これは、書き込み動作に伴う磁場の漏れに起因する可能性がある。隣接するトラック上の情報が失われることを避けるため、これらの隣接トラックについてＡＴＥリフレッシュが必要となることがある。どのようなＡＴＥリフレッシュアルゴリズムが使用されてもよい。
実施形態の例によっては、ＡＴＥ閾値がディスクドライブの製造者によって設定されてもよい。実施形態の例によっては、ディスクドライブの製造者によってディスクドライブに設置されたソフトウェア及び／又はハードウェアによって、ＡＴＥ閾値が引き続いて修正されることもある。
トラック間隔は、ＡＴＥリフレッシュを実行する必要があるか否かに大きな影響を及ぼしかねない。一つのアプローチは、低ＴＰＩを全てのトラックに用いてＡＴＥリフレッシュの必要性を低減することであるが、これには記憶容量の損失が付随する。他のアプローチは、標準ＴＰＩを全てのトラックに用いて、より頻繁に（例えば１万回の書き込み動作の後毎に）ＡＴＥリフレッシュを実行し、隣接するトラック上の情報の損失を避けることであるが、これにはオーバーヘッド及び性能の損失が付随する。一般に、低ＴＰＩ（大きいトラック間隔）を用いる場合、ＡＴＥに対する感受性が低下する。
トラックカウンタ
トラックへの書き込み動作の回数を監視するために、カウンタが使用されてもよい。このカウンタは、トラックカウンタと称され得る。各トラックカウンタは、レジスタあるいはメモリアドレスに関連付けられていてもよい。磁気ディスクには数十万のトラックがあり得るから、１トラックに付き１トラックカウンタを有していては、効果的ではなく、また大量のメモリ容量を要しかねない。例えば、ディスクドライブが４００，０００トラックを有し、各トラックカウンタが２バイトのメモリを必要とすると、トラック毎にトラックカウンタを有することで、８００，０００バイト（２×４００，０００）のメモリが必要となる。
トラックグループ及びグループカウンタ
図８Ａは、いくつかの実施形態の例による、トラックグループの一例を示すブロック図である。テーブル８００は、６つのトラックグループ８０５〜８３０を含む。トラックグループ８０５〜８３０のそれぞれは、１６トラックを含み得る。例えば、グループ８０５はトラック番号０００から０１５までを含み、トラックグループ８３０はトラック番号０８０〜０９５を含む。各トラックグループには、多数の書き込み動作が伴われることがある。例えば、グループ８１０には１９回の書き込み動作が伴い、グループ８２０には５８回の書き込み動作が伴われることがある。トラックグループを用いる一つの理由は、トラックグループに基づくカウンタ（グループカウンタとも称される）を実現するのに必要とされるメモリのサイズが、トラックカウンタを実現する場合よりも小さいことである。
書き込み動作の回数を監視する既知の技術の一つは、グループ内の奇数番のトラックに対して１つのグループカウンタを使用し、当該グループ内の偶数番のトラックに対して別のグループカウンタを使用することである。偶数番の各トラックへの書き込み動作の回数が閾値を越えたら、グループ内の奇数番のトラック全てにＡＴＥリフレッシュが施されてもよく、またその逆であってもよい。従って、ディスクドライブが４００，０００トラックを有し、１グループに１６トラックがある場合、２５，０００グループ（４００，０００を１６で割って）があることになる。この例では、偶数番トラックについて１つのグループカウンタと奇数番トラックについて１つのグループカウンタとがあり、各グループカウンタは２バイトのメモリを必要とするため、必要とされるメモリの合計は１００，０００バイト（２バイト×２つのグループカウンタ×２５，０００）である。これは、個々のトラックについてトラックカウンタを使用する場合に必要とされる８００，０００バイトよりも少ない。
グループカウンタ及びトラックカウンタ
図８Ｂは、いくつかの実施形態の例による、トラックグループの他の例を示すブロック図である。この例におけるテーブル８５０は、図８Ａの例におけるテーブル８００と同様のものである。実施形態の例によっては、グループ内のトラック全てに対する書き込み回数を監視するのにグループカウンタが使用され得る。奇数トラックあるいは偶数トラックへの書き込み回数を監視する別の実施形態が用いられてもよい。
実施形態の例によっては、グループカウンタがグループ閾値(group threshold)に到達するか、又はグループ閾値を越えるかすると、当該グループにおける個々のトラックそれぞれへの書き込み回数を監視するためにトラックカウンタが用いられてもよい。テーブル８５０を参照して、グループ８３０のトラックへの書き込み回数がグループ閾値（例えば１２０回）に達した場合、テーブル８９０に示されるように、トラック０８０〜０９５それぞれへの書き込み回数が個々に監視されてもよい。実施形態の例によっては、グループカウンタがグループ閾値（テーブル８５０では第１の閾値と称されている）に達するかグループ閾値を超えるかした後に、個々のトラックへの書き込み回数の監視に関連するメモリが割当てられてもよい。グループカウンタの実現に要するビット数は、グループ閾値に基づいてもよいことが留意され得る。例えば、この例のように、グループ閾値が１２０回であれば、グループカウンタの実現に要するビット数は７である。従って、１バイトは８ビットであるため、１ビットは使用されない。実施形態の例によっては、あるグループ内のトラックへの書き込み回数が、グループとして監視されているかあるいはトラックごとを基準として監視されているかを示すインジケータが用いられてもよい。実施形態の例によっては、このインジケータは、グループカウンタの実現に用いられた１バイトのうち、使用されないビットを用いて実現されてもよい。１ビットをインジケータとして（ここで、インジケータビット(indicator bit)と称する）使用することで、２５５以下の値（８ビットを用いた）に代わって１２７までの値（残りの７ビットを用いて）に、グループ閾値が制限され得るということが留意されてもよい。実施形態の例によっては、インジケータビットは、グループ内のトラックが個々に監視されている場合に「１」に設定され、そうでなければ「０」に設定されてもよい。当該ビットが「１」に設定されていれば、グループへの書き込み動作数のトラックを維持するために予め用いられていた１バイト中の残りの７ビットは、各トラックへの書き込み動作の数が保持されるテーブルの位置（又はアドレス）を決定するのに使用され得る値に置き換えられてもよい。例えば、グループ８３０に係る１バイトが値「１０１０１１１０」を有することがあり、左端の有効ビット「１」は、残りの７ビット「０１０１１１０」がテーブル８９０に係るアドレスの決定に使用されてもよいことを示す。例えば、７ビットが５ビットアップシフトされ、オフセットによって加算されてアドレスが決定されてもよい。ここに説明されるスキームの例を用いることで、セカンダリテーブル(secondary table)（テーブル８９０と同様）の数が１２８に制限される。グループカウンタのそれぞれに２バイトが割当てられていれば、第１の閾値は値３２７６７（すなわち２１５−１）に制限され、最大で３２７６８個のセカンダリテーブルが可能となり得る。
実施形態の例によっては、グループ当りのトラックの数は、同一であってもよく、また異なっていてもよい。この例では、グループ閾値を実現するのに１バイトが使用されることが示されているが、より高いグループ閾値のために１バイト以上が使用可能であってもよいということが留意されてもよい。
実施形態の例によっては、トラックが個々に監視されている場合、各トラックへの書き込み動作の回数が初期には同じ値に設定されてもよい。実施形態の例によっては、この初期値がグループ閾値の値と同一であってもよい。テーブル８５０と８９０の例に示されるように、グループ８３０におけるトラック０８０〜０９５のそれぞれに割当てられた初期書き込み動作回数は、この例におけるグループ閾値の値である１２０であってもよい。説明のため、テーブル８９０のトラック０８０は、１２０回の書き込み動作に関連付けられており、初期設定から変更されていないことが示される。実施形態の例によっては、初期値がグループ内のすべてのトラックについて同一であれば、初期値は０であってもあるいはどのような数であってもよい。初期値はＡＴＥリフレッシュが必要とされる時を決定するのに用いられ得る。
実施形態の例によっては、ＡＴＥリフレッシュを必要とするのに充分なほど、書き込み動作の数が多くなった時点を決定するのに、トラック閾値（テーブル８９０において第２の閾値と称される）が使用されてよい。例えばトラック閾値が値１０，０００に設定されることがあり、これは、特定のトラックへの書き込み動作の回数が１０，０００に達するか越えるかすると、隣接するトラックについてＡＴＥリフレッシュが行われ得ることを示す。実施形態の例によっては、グループ閾値の値は、トラック閾値の値に比べて小さくてよい。トラック閾値の値が小さい場合には、破損の可能性がある情報が読み出し不能になるよりずっと前に、ＡＴＥリフレッシュが行われてもよいことが留意されてもよい。トラック閾値の値が小さい場合には、トラックカウンタの実現に要するバイト数もまた小さくてよいということもまた留意されてよい。この例では、トラック閾値が１０，０００である場合に、トラックカウンタを実現するのに２バイトのみが必要とされてよい。
トラックグループを監視することに加えて個々のトラックを監視する技術は、グループ内の奇数トラックの全て及び偶数トラックの全てについてＡＴＥリフレッシュの実行を要する技術より、改善がみられる。グループ内のトラックへの書き込み動作の数が一様に分散していれば、ＡＴＥリフレッシュはそれほど頻繁に行われなくともよい。これは、あるトラック（例えばテーブル８９０のトラック０８０）への書き込み動作は、関連するグループ（例えばグループ８３０）のグループカウンタではなく、この特定のトラックのトラックカウンタに作用するだけだからである。グループ内のトラックへの書き込み動作の数が、１つの特定のトラック（例えばトラック０９４）に集中している場合は、ＡＴＥリフレッシュは隣接するトラック（例えば０９３と０９５）についてのみ行われればよく、グループ内の奇数又は偶数のトラックすべてについて、あるいは書き込み回数の多いトラックに隣接しないトラックについては行われなくてもよい。グループ閾値を越えるグループの数が小さい場合は、書き込み動作の監視に用いられるメモリ容量は小さくてよいが、これは個々に監視されるトラックの数が小さいためである。
トラックカウンタ及び／又はグループカウンタのリセット
実施形態の例によっては、ＡＴＥリフレッシュが実行されると、ＡＴＥリフレッシュを引き起こしたトラックについてのトラックカウンタがリセットされ得る。リセット値は０であってもよい。たとえば、トラック０９４への書き込み動作の数が閾値の１０，０００回に達すると、隣接するトラック０９３と０９５にＡＴＥリフレッシュが実行され得る。トラック０９４についてのトラックカウンタは、それから０にリセットされ得る。実施形態の例によっては、特定のグループの全てのトラックのトラックカウンタの値がグループ閾値より小さければ、個々のトラックを監視する必要があるわけではない。このような場合、グループ内の全てのトラックカウンタの中で最も大きい値が、当該グループについてのグループカウンタとして用いられてもよい。インジケータが個々のトラックを監視しないことに対応する値にリセットされてもよい。
実施形態の例によっては、あるグループ内のトラックがトラックごとを基準として監視される場合、１以上の特定の基準が満たされると、当該グループの全トラックのリフレッシュが可能となってもよい。たとえば、これは、全てのトラックカウンタがトラック閾値の５０％以内である場合に生じてもよい。他の例としては、最も大きい値を有するトラックカウンタを有するグループがあれば生じてもよい。また他の例としては、トラックカウンタの値の最も大きい合計値を有するグループがあれば生じてもよい。全てのトラックがリフレッシュされた後、関連するグループについてのグループカウンタがリセットされてもよい。実施形態の例によっては、様々なトラックカウンタに割当てられたメモリのためにメモリが低下したら、グループの全てのトラックをリフレッシュすることが行われてもよい。リフレッシュされるグループを選択し、グループカウンタをリセットする他の技術もまた、用いられてよい。
ここに説明された方法及びシステムは、グループごとを基準として書き込み動作を監視するためにメモリの割り当てを必要とすることがあり、また必要があれば、トラックごとを基準として書き込み動作を監視するために更なるメモリの割り当てを要することもある。トラックごとを基準としてトラックグループを監視する際に割当てられたメモリは、必要がなくなれば割り当てを解除されてもよいことが留意されてもよい。
フロー図
図９は、本明細書中に述べられる各実施形態の例において説明されたフロー図の一例を示す。このフロー図は、頻繁なＡＴＥリフレッシュの必要性及び／又は書き込み動作の監視に係るメモリを低減させるのに役立つ動作の実行に用いられ得る方法あるいは処理に関係付けられ得る。この処理は、ブロック９０５から開始し得る。ブロック９１０において、磁気ディスク上のトラックが複数のトラックグループに分けられる。上述のように、グループごとのトラックの数は、同一であっても、異なっていてもよい。ブロック９１５に示すように、それぞれのグループについて、当該グループへの書き込み動作を監視するためにグループカウンタが用いられてよい。
ブロック９２０では、いずれかのグループへの書き込み動作の回数がグループ閾値を越えた（又はグループ閾値に達した）かが判断される。そのようなグループがあれば、処理はブロック９２５に続き、当該グループの個々のトラックへの書き込み動作の回数が監視される。トラックごとにトラックカウンタが用いられてよい。それぞれのトラックカウンタに初期値が割当てられてもよい。そのようなグループがない場合、ブロック９２０からブロック９１５に処理が進み、各グループが監視される。
ブロック９３０では、当該グループのいずれかのトラックへの書き込み動作の回数がトラック閾値を越えた（又はトラック閾値に達した）かが判断される。そのようなトラックがなければ、処理はブロック９２５へ続く。
そのようなトラックがあれば、ブロック９３０からブロック９３５に処理が進み、ブロック９３０で見出されたトラックに隣接するトラックにＡＴＥリフレッシュが行われてよい。ブロック９４０では、ブロック９３０の動作で見出されたトラックのトラックカウンタがリセットされてよい。この処理はブロック９４５において終了し得る。図９について上述された処理は、連続的な監視のために何度も繰り返されてよいことが留意されてもよい。例えば、ディスクドライブコントローラが、トラックのグループ分けし、グループ／トラックへの書き込み動作の回数を監視し、ＡＴＥリフレッシュを行い、メモリの割当てと割当ての解除等を行うロジックを行う命令を実行してもよい。
ディスクドライブの磁気ディスク内のトラックは、異なるトラック間隔すなわち異なるトラック毎インチ(track-per-inch)（ＴＰＩ）領域に関連してもよい。例えば、低ＴＰＩ領域と標準ＴＰＩ領域とがあってもよい。本明細書中に述べられた処理は、単一のＴＰＩ領域あるいは多数のＴＰＩ領域に係るトラックを伴う磁気ディスクに適用し得るということが留意されてもよい。
コンピュータシステム
図１０は、実施形態の数例に従い、使用され得るコンピュータシステムの一例を示す。上述のようにドライブ動作を計算及び実行するソフトウェアは、典型的には、ハードドライブ内のファームウェアに記憶されるが、実施形態の各例はこれに限定されない。コンピュータシステム１０００は、上述のような方法を行うための命令を実行するのに用いられ得る。コンピュータシステム１０００は、プロセッシングユニット１００２、メモリ１００４、リムーバブルストレージ(removable storage)１０１２、及びノンリムーバブルストレージ(non-removable storage)１０１４を含んでもよい。メモリ１００４は、揮発性メモリ１００６及び不揮発性メモリ１００８を含んでもよい。コンピュータシステム１０００は、揮発性メモリ１００６と不揮発性メモリ１００８、リムーバブルストレージ１０１２とノンリムーバブルストレージ１０１４といった多様なコンピュータ読取り可能なメディアを含むコンピュータ環境を含んでも、あるいはこのようなコンピュータ環境へのアクセスを有してもよい。コンピュータストレージはＲＡＭ、ＲＯＭ、消去可能ＰＲＯＭ（ＥＰＲＯＭ）と電気的消去可能ＰＲＯＭ（ＥＥＰＲＯＭ）、フラッシュメモリや他のメモリ技術、ＣＤ−ＲＯＭ、ＤＶＤ、その他の光学ディスクストレージ、磁気カセット、磁気テープ、磁気ディスクストレージやその他の磁気ストレージ装置、あるいはその他のコンピュータ読取り可能な命令を記憶できるメディアを含む。
コンピュータシステム１０００は、入力１０１６、出力１０１８、及び通信接続１０２０を含むコンピュータ環境を含んでも、あるいはこのようなコンピュータ環境へのアクセスを有してもよい。コンピュータシステム１０００は、１以上のリモートコンピュータ(remote computer)と接続するのに、通信接続１０２０を用いてネットワーク化された環境において動作してもよい。リモートコンピュータは、パーソナルコンピュータ（ＰＣ）、サーバ、ルータ、ネットワークＰＣ、ピアデバイス(peer device)や他の一般的なネットワークノード(network node)等を含んでもよい。通信接続１０２０は、ローカルエリアネットワーク（ＬＡＮ）、ワイドエリアネットワーク（ＷＡＮ）や他のネットワークを含んでもよい。コントローラ６１０（図６の例において上述された）あるいはディスクドライブの他の選択された回路又はコンポーネントが、このようなコンピュータシステムであってもよい。
この例では、コンピュータプログラム１０２５が、不揮発性メモリ１００８に記憶され得る。場合によっては、コンピュータプログラム１０２５は、揮発性メモリ１００６に記憶されてもよい。コンピュータプログラム１０２５は、コンピュータ読み取り可能な命令を含んでもよいが、またコンピュータプログラム１０２５は、コンピュータ読み取り可能なメディアに記憶され、コンピュータシステム１０００のプロセッシングユニット１００２によって実行可能であってもよい。ディスクドライブ、ＣＤ−ＲＯＭ、及びＲＡＭは、コンピュータ読取り可能なメディアを含む物品の例である。上述のように、コンピュータプログラム１０２５はまた、ディスクドライブに関連するファームウェアと称されてもよい。実施形態によっては、コンピュータプログラム１０２５のコピーが、ＨＤＡ１００の磁気ディスク１１０（上述した）にも記憶され得る。
上述の特定の実施形態の説明は、本発明の一般的な性質を効果的に明らかにしており、現在の知識の適用により、包括的な概念から逸脱することなく、様々な応用のために容易に修正及び／又は適合が可能である。従って、このような適合及び修正は、開示された実施形態の等価物の意義及び範囲内に包括されることが意図されている。
本明細書において採用された語法や用語は、説明を目的とするものであり、限定のためではないということが理解される。従って本発明は、添付の請求項の精神と範囲内に含まれるこのような代替物、修正、等価物、及び変形全てを包含することが意図されている。
実施形態の一例による、磁気記録再生装置（ディスクドライブ）の斜視図。 実施形態の一例による、磁気ディスクの概略平面図。 実施形態の一例による、磁気ディスクの一部の斜視図。 実施形態の一例による、磁気ディスク内のサーボゾーン及びデータゾーンを示す概略図。 実施形態の一例による、磁気ディスク内のサーボゾーン及びデータゾーンにおけるパターンを示す平面図。 実施形態の一例による、磁気記録再生装置（ハードディスクドライブ）のブロック図。 実施形態の一例による、動作中の磁気ディスクの概略平面図。 実施形態の一例による、トラックグループの一例を示す図。 実施形態の一例による、トラックグループの他の一例を示す図。 実施形態の一例による、方法のフロー図。 実施形態の例で説明された方法及び装置を実施するためのコンピュータシステムのブロック図の例。
符号の説明
１００…ハードディスクアッセンブリ、１０５…シャシー、１１０…磁気ディスク、１１２…スピンドルモータ、１１３…ピボット、１１４…アクチュエータアーム、１１５…サスペンション、１１６…ヘッドスライダ、１１７…ボイスコイルモータ。

Claims (14)

  1. 少なくとも一つのディスクと、
    前記ディスクに連結されたスピンドルモータと、
    前記ディスク上の複数のトラックから情報を読み出し、前記ディスク上の複数のトラックへ情報を書き込む読み出し及び書き込みヘッドと、
    を備えるハードディスクアッセンブリ装置であって、
    前記複数のトラックは、複数のトラックグループにグループ分けされ、
    第１のグループのトラックへの書き込み動作の回数が第１の閾値に到達又は超過した場合に、前記第１のグループのトラックへの書き込み動作の回数がトラックごとを基準として監視される装置。
  2. 前記書き込み動作の回数がトラックごとを基準として監視され、第１のトラックへの書き込み動作の回数が第２の閾値に到達又は超過した場合に、前記第１のトラックに隣接するトラックに隣接トラック消去リフレッシュが行われる、請求項１に記載の装置。
  3. 前記第１のグループへの書き込み動作を監視するために第１のカウンタが用いられる、請求項２に記載の装置。
  4. 前記第１のトラックへの書き込み動作を監視するために第２のカウンタが用いられる、請求項３に記載の装置。
  5. 磁気ディスクのトラックを、第１のグループを含む複数のトラックグループにグループ分けすることと、
    前記第１のグループへの書き込み動作の回数を監視することと、
    前記第１のグループへの書き込み動作の回数が第１の閾値に到達又は超過した場合に、前記第１のグループのそれぞれのトラックへの書き込み動作の回数を監視することと、
    を備える、ディスクドライブにおいて隣接トラック消去リフレッシュの必要性を低減させる方法。
  6. 前記第１の閾値が到達又は超過されるのに応じて、前記第１のグループのそれぞれのトラックへの書き込み動作の回数を、前記第１の閾値に係る値に初期化することを更に備える、請求項５に記載の方法。
  7. 前記第１のグループの第１のトラックへの書き込み動作の回数が第２の閾値に到達又は超過した場合に、前記第１のトラックに隣接するトラックについて隣接トラック消去リフレッシュを実行することを更に備える、請求項６に記載の方法。
  8. 前記隣接トラック消去リフレッシュの実行に応じて、前記第１のトラックへの書き込み動作の回数をリセットすることを更に備える、請求項７に記載の方法。
  9. インジケータビットを実現するために、前記ディスクドライブの１バイト以上のメモリを割り当てることを更に備え、
    前記インジケータビットの値に基づいて、前記第１のグループへの書き込み動作の回数か、前記第１のトラックへの書き込み動作の回数に関連する位置のいずれかが決定される、請求項７に記載の方法。
  10. 前記複数のグループは第２のグループを含み、前記第１のグループのそれぞれのトラックへの書き込み動作の回数を監視することは、前記第２のグループへの書き込み動作の回数を監視する間に実行される、請求項５に記載の方法。
  11. プロセッサと、
    前記プロセッサに連結されたメモリと、
    前記メモリに連結されたディスクドライブであって、前記ディスクドライブは複数のトラックを伴って構成された磁気ディスクを含み、前記ディスクドライブは前記複数のトラックを複数のグループにグループ分けするロジックと、
    第１のトラックのグループへの書き込み動作の回数を監視することと、
    前記第１のグループへの書き込み動作の回数が第１の閾値に到達又は超過した場合に、前記第１のグループへの書き込み動作の回数を監視する代わりに、前記第１のグループのそれぞれのトラックへの書き込み動作の回数を監視することと、
    を行うための第１のロジックを含むディスクドライブと、
    を備えるシステム。
  12. 前記ディスクドライブは、前記第１のグループの第１のトラックへの書き込み動作の回数が第２の閾値に到達又は超過した場合に、前記第１のトラックに隣接するトラックに隣接トラック消去リフレッシュを実行するための第２のロジックを備える、請求項１１に記載のシステム。
  13. 前記第１の閾値が到達又は超過されるのに応じて、前記第１のトラックへの書き込み動作の回数の監視を可能とするためにメモリを割り当てるロジックを更に備える請求項１２に記載のシステム。
  14. 前記隣接トラック消去リフレッシュが前記第１のグループの全てのトラックに施された場合、前記メモリの割り当てを解除し、前記第１のグループへの書き込み動作の回数をリセットするためのロジックを更に備える請求項１３に記載のシステム。
JP2008265397A 2008-03-31 2008-10-14 書き込みの多い領域に対するトラック分解能の増加を伴う隣接トラック消去（ａｔｅ）リフレッシュ Pending JP2009245577A (ja)

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