JP2010108568A - 磁気ディスク装置 - Google Patents

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Abstract

【課題】ディスクへのデータの読み書きを高速で行う磁気ディスク装置を得ること。
【解決手段】ディスク１０上のトラックへのデータの書き込み／読み出しを行う磁気ディスク装置において、トラック一周のセクターを複数のセクター群に分割しておき、何れかのセクター群にデータの書き込み命令があった場合には、ディスクの回転待ち時間が最も短くなるセクター群にデータを書き込むとともに、実際にデータを書き込んだセクター群の物理アドレスと書き込み命令のあったセクター群の論理アドレスとを対応付けた論物変換テーブルをＦｅＲＡＭ１５で記憶し、データの読み出しを行う際には、ＦｅＲＡＭ１５が記憶する論物変換テーブルを用いて所望のセクター群にアクセスする。
【選択図】 図２

Description

本発明は、磁気ディスク装置に関するものである。
近年、磁気ディスク装置（Ｈａｒｄ Ｄｉｓｋ Ｄｒｉｖｅ）は、大型コンピュータ、パーソナルコンピュータ、家電製品、車載ナビゲーションシステム、情報端末、携帯電話等の至る所で利用されている。磁気ディスク装置における最大のＲｅａｄ／Ｗｒｉｔｅ（Ｒ／Ｗ）バンド幅は、磁気ディスクの回転数（回転速度）と、データを記憶するディスク版のトラック密度に比例する。即ち、磁気ディスク装置における最大のＲ／Ｗバンド幅は、トラック１周のビット密度を回転数で割った値に対応している。例えば、４２００ｒｐｍの１．８インチＨＤＤの場合、１つのトラックに５１２Ｂのセクターが約９００セクター存在するので、トラック上にはトラック１周あたり４６０ＫＢのデータが書かれる。これにより、ＨＤＤが４２００ｒｐｍで回転する場合（１分間に４２００回転する場合）、所望のトラックに磁気ヘッドが移動した後は、最大４６０ＫＢ×４２００／６０＝３２ＭＢ／ｓのスピードでデータを読み書きすることが可能となる。
このようなＨＤＤでは、ディスクの内周と外周とで、線記録密度（ｂｐｉ）（トラック線上１インチ間で書かれるデータ量）は同じである。ところが、内周は外周よりも１周当たりの周囲長が短いので、内周では、外周と比べて複数のセクターで構成されるゾーン数（１周当たりのゾーン数）が少なくなる。そして、内周と外周とで回転数が一定であるので、内周は外周と比べて最大バンド幅が小さくなる。このため、ＨＤＤのインチサイズが１．８ＨＤＤ、２．５ＨＤＤ、３．５ＨＤＤと大きくなるに従ってＨＤＤの最大バンド幅が大きくなり、ＨＤＤの回転数が４２００ｒｐｍ、５２００ｒｐｍ、７２００ｒｐｍと増えるに従ってＨＤＤの最大バンド幅が大きくなる（例えば、非特許文献１参照）。そして、ＨＤＤでは、最大バンド幅でデータを読み書きすることができれば、短時間でディスクへのデータの読み書きを行うことが可能となる。
しかしながら、ＯＳ（Ｗｉｎｄｏｗｓ（登録商標）ＸＰ、Ｗｉｎｄｏｗｓ（登録商標）Ｖｉｓｔａ、Ｌｉｎｕｘ（登録商標））等では、ファイルフォーマットで４ＫＢ（最大６４ＫＢ）がファイル書き込みの最小単位となっており、ＰＣ等では、小さいファイルのランダムなＲ／Ｗが頻発している。そして、ランダムにデータのＲ／Ｗが発生することによって、異なるセクターや同一セクターで、ディスク上での長い回転を伴うトラックへのＲ／Ｗ（長距離に渡るトラック間移動）が多発した場合、上記最大バンド幅に対して実効バンド幅は極端に悪化する。例えば、１．８ＨＤＤの場合、トラック間の移動のシーク時間は、隣接トラックへ移動するだけでも３ｍｓ掛かり、内周から外周までの移動には２２ｍｓ掛かり、平均で１１ｍｓ程度掛かる。
また、同一トラック内にＲ／Ｗを行う場合、Ｒ／Ｗを行った次のセクターへのＲ／Ｗ（シーク時間）は０ｓであるが、ディスクが半回転する場合は、１／（４２００／６０）／２＝７ｍｓのロスタイムが発生する。さらに、最悪の場合は、１トラック前のセクターにＲ／Ｗを行う場合であり、１４ｍｓのロスタイムが発生する。例えば、４ＫＢ毎に８ｍｓシーク時間と回転待ち時間が掛かった場合、実効Ｒ／Ｗは４ＫＢ／（４ＫＢ/（３２ＭＢ／ｓ）＋８ｍｓ）＝４９０ＫＢ／ｓとなり、最大バンド幅の１／６５に実効Ｒ／Ｗの性能が落ちてしまう。
このように、上記従来の技術では、ＯＳ等の動作によって、小さいファイルサイズのランダムなＲ／Ｗが発生した場合、最大Ｒ／Ｗバンド幅と比較して、実効Ｒ／Ｗバンド幅が大幅に悪化し、Ｒ／Ｗの性能が劣化してしまうといった問題が発生していた。
Abdullah Al Mamun et al, "Hard Disk Drive Mechatronics and Control", CRC Press ISBN-10:0-8493-7253-4
本発明は、ディスクへのデータの読み書きを高速で行う磁気ディスク装置を得ることを目的とする。
本願発明の一態様によれば、複数のトラックから構成され、磁気記憶を行うディスクと、トラックからデータを読み書きする磁気ヘッドと、任意のトラックを選択するため磁気ヘッドを移動させるボイスコイルモータと、磁気ヘッドへの書き込み読み出しデータの変調を行うリードライトチャネルと、トラックの位置制御を行うサーボ制御回路と、ＭＰＵを含み制御をおこなうコントローラと、データの訂正を行うＥＣＣ回路と、外部とのインターフェース回路を備えた磁気ディスク装置において、トラック一周のセクターを複数のセクター群に分割し、各セクター群の物理アドレスに、同一トラックの異なる論理アドレスのデータを書き込む手段と、前記論理アドレスと前記物理アドレスの変換テーブルを記憶する不揮発性メモリと、を備えることを特徴とする磁気ディスク装置が提供される。
また、本願発明の一態様によれば、複数のトラックから構成され、磁気記憶を行うディスクと、トラックからデータを読み書きする磁気ヘッドと、任意のトラックを選択するため磁気ヘッドを移動させるボイスコイルモータと、磁気ヘッドへの書き込み読み出しデータの変調を行うリードライトチャネルと、トラックの位置制御を行うサーボ制御回路と、ＭＰＵを含み制御をおこなうコントローラと、データの訂正を行うＥＣＣ回路と、外部とのインターフェース回路を備えた磁気ディスク装置において、複数のトラックを複数のトラック群に分割し、各トラック群の物理アドレスに、異なるトラックの論理アドレスのデータを書き込む手段と、前記論理アドレスと前記物理アドレスの変換テーブルを記憶する不揮発性メモリと、を備えることを特徴とする磁気ディスク装置が提供される。
また、本願発明の一態様によれば、複数のトラックから構成され、磁気記憶を行うディスクと、トラックからデータを読み書きする磁気ヘッドと、任意のトラックを選択するため磁気ヘッドを移動させるボイスコイルモータと、磁気ヘッドへの書き込み読み出しデータの変調を行うリードライトチャネルと、トラックの位置制御を行うサーボ制御回路と、ＭＰＵを含み制御をおこなうコントローラと、データの訂正を行うＥＣＣ回路と、外部とのインターフェース回路を備えた磁気ディスク装置において、トラック一周のセクターを複数のセクター群に分割し、各セクター群の第１の物理アドレスに、同一トラックの異なる第１の論理アドレスのデータを書き込む第１の手段と、複数のトラックを複数のトラック群に分割し、各トラック群の第２の物理アドレスに、異なるトラックの第２の論理アドレスのデータを書き込む第２の手段と、前記第１の論理アドレスと前記第１の物理アドレスの第１の変換テーブル、および前記第２の論理アドレスと前記第２の物理アドレスの第２の変換テーブルを記憶する不揮発性メモリと、を備えることを特徴とする磁気ディスク装置が提供される。
また、本願発明の一態様によれば、複数のトラックから構成され、磁気記憶を行うディスクと、トラックからデータを読み書きする磁気ヘッドと、任意のトラックを選択するため磁気ヘッドを移動させるボイスコイルモータと、磁気ヘッドへの書き込み読み出しデータの変調を行うリードライトチャネルと、トラックの位置制御を行うサーボ制御回路と、ＭＰＵを含み制御をおこなうコントローラと、データの訂正を行うＥＣＣ回路と、外部とのインターフェース回路を備えた磁気ディスク装置において、ディスク上に書き込まれたデータが有効なデータであるか否かを示すデータ有効フラグを記憶する不揮発性メモリと、外部インターフェースから、既に書き込みデータが無効であること示す、書き込み無効コマンドとその有効範囲を示すアドレスおよびサイズ、を取り込む入力手段と、前記書き込み無効コマンド、前記アドレスおよびサイズに基づいて、前記データ有効フラグを変更する変更手段と、を備えることを特徴とする磁気ディスク装置が提供される。
この発明によれば、ディスクへのデータの読み書きを高速で行うことが可能になるという効果を奏する。
以下に、本発明に係る磁気ディスク装置の実施の形態を図面に基づいて詳細に説明する。なお、この実施の形態によりこの発明が限定されるものではない。
（第１の実施の形態）
図１は、本発明の第１の実施の形態に係る磁気ディスク装置の構成を示す図である。磁気ディスク装置１は、データの磁気記憶を行う概略円板状のディスク１０と、ディスク１０のトラックからデータを読み書き（Ｒ／Ｗ）する磁気ヘッド（Ｈｅａｄ Ａｍｐ）４と、を含んで構成されている。また、磁気ディスク装置１は、アクチュエータアーム５と、ピボット６と、ボイスコイルモータ(ＶＣＭ)７と、スピンドルモータ８と、ＩＤＥコネクタ９とを有している。
アクチュエータアーム５は、概略平板上をなしており、ピボット６を軸として回転する。アクチュエータアーム５は、ピボット６とは反対側の端部に磁気ヘッド４を備えており、ピボット６を軸として回転させることによって、磁気ヘッド４をディスク１０上で移動させる。
ＶＣＭ７は、ディスク１０上の任意のトラックを選択するため、アクチュエータアーム５を移動させ、スピンドルモータ８は、ディスク１０をディスク１０の面内で回転させる。磁気ディスク装置１は、磁気ヘッド４とディスク１０の位置を相対的に変化させることによって、ディスク１０上の種々の位置でディスク１０へのデータの読み書きを行う。ＩＤＥコネクタ９は、外部装置と磁気ディスク装置１とを接続するコネクタである。
磁気ディスク装置１では、ディスク１０、磁気ヘッド４、アクチュエータアーム５、ピボット６、ＶＣＭ７、スピンドルモータ８、ＩＤＥコネクタ９が、ベースプレート３内に格納されるとともに、ベースプレート３にトップカバー２が装着されている。
第１の実施の形態に係る磁気ディスク装置１は、磁気ヘッド４の移動時間であるシーク時間が短くなるトラックを選択してディスク１０へのデータの読み書きを行なうとともに、実際にデータを書き込むトラックの物理アドレスと書き込み命令の論理アドレスとを対応付けして管理する。
図２は、磁気ディスク装置の機能構成を示すブロック図である。なお、図２では、磁気ヘッド４、ピボット６、ＩＤＥコネクタ９、ベースプレート３の図示を省略している。
磁気ディスク装置１は、ディスク１０、アクチュエータアーム５、ＶＣＭ７、スピンドルモータ８などとともに、ドライバＩＣ１２、ヘッドアンプ１３、ＨＤＣ（ハードディスクコントローラ）１４、ＦｅＲＡＭ（Ferroelectric Random Access Memory）１５、外部装置とのインタフェース回路（例えばＳＡＴＡインタフェース）を有している。
ドライバＩＣ１２は、ＶＣＭ７、スピンドルモータ８、ヘッドアンプ１３、ＨＤＣ１４に接続されている。ドライバＩＣ１２は、ＨＤＣ１４からの指示に基づいて、ＶＣＭ７、スピンドルモータ８、ヘッドアンプ１３を制御する。ヘッドアンプ１３はドライバＩＣ１２からの指示に基づいて磁気ヘッド４を制御し、ＶＣＭ７はドライバＩＣ１２からの指示に基づいてアクチュエータアーム５（ピボット６）を制御する。また、スピンドルモータ８はドライバＩＣ１２からの指示に基づいてスピンドルモータ８を制御する。
ＨＤＣ１４は、磁気ヘッド４によるディスク１０への書き込みデータおよび読み出しデータを変調するリードライトチャネル(Ｒｅａｄ/Ｗｒｉｔｅ Ｃｈａｎｎｅｌ)１６と、トラックの位置制御を行うサーボ制御回路（サーボコントローラ）１７と、データの訂正を行うＥＣＣ（Error Check and Correct）回路（ＥＣＣ）１８と、ＭＰＵ（Micro Processing Unit)）１９と、を備えている。ＨＤＣ１４は、磁気ヘッド４、ＶＣＭ７、ドライバＩＣ１２、ＦｅＲＡＭ１５、ＳＡＴＡインタフェースに接続されている。
ＭＰＵ１９は、データの読み書きを行うトラックをサーチするとともに、ＦｅＲＡＭ１５を用いてデータの読み書きの位置を管理する。本実施の形態のＭＰＵ１９は、ディスク１０への読み書き要求があった場合に、シーク時間が最短になるトラックを探し出す。そして、ＭＰＵ１９は、探し出してきたトラックに有効データが書き込まれていなければ、探し出してきたトラックにデータを書き込むか又は探し出してきたトラックからデータを読み出すよう、ドライバＩＣ１２などに指示を送る。
ＦｅＲＡＭ１５は、データの読み書きに対する疲労耐性が高い強誘電体メモリであり、高速なデータの読み書きができる強不揮発性のメモリ（磁気抵抗効果メモリなど）である。ＦｅＲＡＭ１５は、ＨＤＣ１４に接続されており、後述の論物変換テーブル２０１を記憶する。
図３は、ＦｅＲＡＭの構成例を示す図である。ＦｅＲＡＭ１５は、例えば（ａ）〜（ｃ）に示すように、強誘電体がビット線、プレート線、ワード線、ブロック選択線などに接続されることによって構成されている。なお、図３では、プレート線をＰＬ１、ＰＬ０、ＰＬによって示し、ワード線をＷＬ０、ＷＬ１、ＷＬ２、ＷＬ３によって示している。また、ビット線をＢＬで示し、ブロック選択線をＢＳで示し、リセット信号線をＲＳＴで示している。
図４は、磁気ディスク装置のディスクと磁気ヘッドを示す図である。ディスク１０上には、同心円状に輪状のトラックＴｘが配置されており、アクチュエータアーム５の先端部に取り付けられた磁気ヘッド４がトラックＴｘにデータの読み書きを行う。このとき、ディスク１０は、回転軸を中心にして回転するとともに、アクチュエータアーム５はディスク１０の径方向（中心部から外縁部の方向および外縁部から中心部の方向）に移動する。これにより、磁気ディスク装置１は、磁気ヘッド４をディスク１０上でデータの読み書きを行う位置に移動させて、ディスク１０へのデータの読み書きを行う。
図５は、ディスク上のゾーン分類と、サーボセクター領域を示す図である。ディスク１０は、データ記憶領域が径方向（ＩＤ方向からＯＤ方向）に延びるサーボセクター境界４１によって複数のサーボセクター領域に分割されている。また、ディスク１０では、輪状のトラックＴｘが複数のデータブロック境界４２によって複数のゾーンＺ０〜ゾーンＺ４などによって分割されている。
つぎに、本実施の形態に係る磁気ディスク装置１のディスク１０へのデータの読み書き手順について説明する。なお、ディスク１０へのデータの読み出し処理と、ディスク１０へのデータの書き込み処理は、同様の手順によって行なわれるので、ここではディスク１０へのデータの書き込み処理手順について説明する。
図６は、第１の実施の形態に係る磁気ディスク装置のディスク上へのデータ書き込み処理手順を説明するための図である。図６では、ディスク１０の外周部から中心部に向かって、半径の大きな順番でトラックＴ１、トラックＴ３、トラックＴ２が配置されている場合を示している。ディスク１０へは、例えばトラックＴ１上のＡ点、トラックＴ２上のＢ点の順番でデータの読み出し（Ｒｅａｄ）命令や書き込み（Ｗｒｉｔｅ）命令が出される。この場合、トラックＴ１上のＡ点へ、データの読み出しまたは書き込みが終了した後、次の書き込み命令により、トラックＴ１やトラックＴ３よりも半径の小さなトラックＴ２のＢ点のセクターを先頭アドレスとした書き込み命令が来る。このような、書き込み命令があった際、従来の磁気ディスク装置では、論理アドレスと実際のディスク１０上の物理アドレスは１対１に対応しているので、トラックＴ２のＢ点のセクターに磁気ヘッド４を移動させていた。このため、磁気ヘッド４を移動させる長いシーク（Ｓｅｅｋ）時間が発生していた。
本実施の形態では、まずＭＰＵ１９が、シーク時間が最短になるトラック（以下、シーク時間最短トラックという）を検索する。更に、ＭＰＵ１９は、そのシーク時間最短トラックに既に有効データが書き込まれていない事を確認し、有効データが書き込まれていなければ、磁気ヘッド４にシーク時間最短トラックへのデータ書き込みを行わせる。換言すると、ＭＰＵ１９は、有効データが書き込まれていないトラックの中からシーク時間が最短となるトラックを探し出す。
例えば、トラックＴ１からのシーク時間最短トラックがトラックＴ３である場合、磁気ディスク装置１は、トラックＴ１上のＡ点にデータの書き込み等を行なった後、本来トラックＴ２上のＢ点に書くデータを、トラックＴ３上のＣ点を先頭アドレスとした位置にデータ書き込みを行う。これにより、磁気ヘッド４を移動させるシーク時間を大幅に短縮できる。
本実施の形態の磁気ディスク装置１は、シーク時間を短縮するために、実際にデータを書き込むトラックの物理アドレスと書き込み命令の論理アドレスとを対応付けした変換テーブル（以下、論物変換テーブル２０１という）を、ＦｅＲＡＭ１５に書き込んでおく。また、実際にデータを書き込むトラックに有効データが書き込まれているか否かを示すテーブル（有効Ｗｒｉｔｅフラグ）を、ＦｅＲＡＭ１５に書き込んでおく。これにより、次回トラックＴ２のＢ点を先頭アドレスとして書き込んだデータの全部又は一部のアドレスにデータの書き込みや読み出しを行う場合、ＦｅＲＡＭ１５内の論物変換テーブル２０１を参照すれば、トラックＴ２のＢ点へのアクセスが可能となる。
具体的には、ＭＰＵ１９は、トラックＴ２に書き込むデータをトラックＴ３に書き込んだこと（トラックＴ２とトラックＴ３を入れ替えたこと）を論物変換テーブル２０１に登録（上書き）しておく。この後、トラックＴ２へのデータの読み出し要求があった場合、ＭＰＵ１９は論物変換テーブル２０１を参照することによって、トラックＴ２に書き込むデータがトラックＴ３に書き込まれていることを認識する。これにより、ＭＰＵ１９は、トラックＴ２へのデータ読み出し要求があった場合には、トラックＴ３にアクセスすることによって、トラックＴ２に書き込むはずであったデータの読み出しを行なう。また、ＭＰＵ１９は、トラックＴ３へのデータ書き込み要求があった場合には、トラックＴ２にアクセスしてデータの書き込みを行なう。
つぎに、論物変換テーブル２０１と、その使用例（論物変換テーブル２０１へのトラック番号の登録処理例）について説明する。図７は、第１の実施の形態に係る論物変換テーブルを説明するための図である。論物変換テーブル２０１は、例えばサーチテーブルと逆サーチテーブルによって構成されている。図７では、サーチテーブル１０１Ａとサーチテーブル１０２Ａを、それぞれ（ａ）と（ｃ）に示し、逆サーチテーブル１０１Ｂと逆サーチテーブル１０２Ｂを、それぞれ（ｂ）と（ｄ）に示している。なお、以下の説明では、サーチテーブル１０１Ａ，１０２Ａ、逆サーチテーブル１０１Ｂ，１０２Ｂの何れか又は全てを、論物変換テーブル２０１という場合がある。
サーチテーブル１０１Ａ，１０２Ａ、逆サーチテーブル１０１Ｂ，１０２Ｂは、変換元のトラック番号（書き込み命令の論理アドレス）と、変換後のトラック番号（実際にデータを書き込むトラックの物理アドレス）と、を対応付けた情報テーブルである。サーチテーブル１０１Ａ，１０２Ａは、変換元のトラック番号から変換後のトラック番号を検索する際に用いられるテーブルであり、例えば変換元のトラック番号順に並べられている。また、逆サーチテーブル１０１Ｂ，１０２Ｂは、変換後のトラック番号から変換元のトラック番号を検索する際に用いられるテーブルであり、例えば変換後のトラック番号順に並べられている。本実施の形態では、逆サーチテーブル１０１Ｂ，１０２ＢをＦｅＲＡＭ１５に記憶させることによって、物理アドレスの本来の論理アドレスのサーチを容易に行なうことが可能となる。
サーチテーブル１０１Ａ，１０２Ａの「ＷｒｉｔｅＤｏｎｅ」は、トラックに有効データが登録されているか否かを示すテーブル（有効Ｗｒｉｔｅフラグ）である。「ＷｒｉｔｅＤｏｎｅ」には、トラックに有効データが書き込まれていれば「１」が登録され、トラックに有効データが書き込まれていなければ「０」が登録される。また、サーチテーブル１０１Ａ，１０２Ａや逆サーチテーブル１０１Ｂ，１０２Ｂの「元」には、論理トラックのトラック番号が登録され、「変換後」は、論理トラックに対するアドレス変換後のトラック番号（実際にデータが書かれる物理トラック番号）が登録される。
使用前のサーチテーブル１０１Ａ，１０２Ａ、逆サーチテーブル１０１Ｂ，１０２Ｂへは、「元」と「変換後」とに同じトラック番号を登録しておく。また、使用前のサーチテーブル１０１Ａ，１０２Ａへは、全ての「ＷｒｉｔｅＤｏｎｅ」に「０」を登録しておく。
そして、トラックにデータを書き込んだ場合には、データを書き込んだトラックの「ＷｒｉｔｅＤｏｎｅ」に「１」を登録する。また、実際にデータを書き込むトラックの物理アドレスと書き込み命令の論理アドレスとが異なる場合には、ＭＰＵ１９からの指示に従って使用前のサーチテーブル１０１Ａ，１０２Ａ、逆サーチテーブル１０１Ｂ，１０２Ｂ内に登録されているトラック番号が変更される。
具体的には、サーチテーブル１０１Ａ，１０２Ａの「元」に登録されるトラック番号は、固定しておき、書き込むデータの物理アドレスと書き込み命令の論理アドレスとが異なる場合であっても「元」のトラック番号は変更しない。書き込むデータの物理アドレスと書き込み命令の論理アドレスとが異なる場合には、サーチテーブル１０１Ａ，１０２Ａの「変換後」のトラック番号を変更する。一方、逆サーチテーブル１０１Ｂ，１０２Ｂの「変換後」に登録されるトラック番号は、固定しておき、書き込むデータの物理アドレスと書き込み命令の論理アドレスとが異なる場合であっても「変換後」のトラック番号は変更しない。書き込むデータの物理アドレスと書き込み命令の論理アドレスとが異なる場合には、逆サーチテーブル１０１Ｂ，１０２Ｂの「元」のトラック番号を変更する。
図７の論物変換テーブル２０１は、第１ステップ、第２ステップでトラックＴ０、トラックＴ４にデータが書き込まれるとともに、第３ステップでトラックＴ５へのデータ書き込み命令があり、第４ステップでトラックＴ６へのデータ書き込み命令があった場合のトラック番号の登録処理を示している。具体的には、サーチテーブル１０１Ａと逆サーチテーブル１０１Ｂは，第３ステップでトラックＴ５へのデータ書き込み命令があった場合の論物変換テーブル２０１を示している。また、サーチテーブル１０２Ａと逆サーチテーブル１０２Ｂは，第４ステップでトラックＴ６へのデータ書き込み命令があった場合の論物変換テーブル２０１を示している。
第１ステップ、第２ステップとしてトラックＴ０、トラックＴ４にデータが書き込まれた場合、実際にデータを書き込むトラックの物理アドレスと書き込み命令の論理アドレスとが同じであれば、論物変換テーブル２０１内の「元」や「変換後」のトラック番号は変更されない。このとき、サーチテーブル１０１Ａ内のトラックＴ０およびトラックＴ４の「ＷｒｉｔｅＤｏｎｅ」には、それぞれ「１」が登録される。換言すると、偶然、論理アドレスと物理アドレスが同じ場合、論物変換テーブルのトラック番号は変更されず、「ＷｒｉｔｅＤｏｎｅ」のみが「０」から「１」に変更される。
そして、第３ステップとしてトラックＴ５へのデータ書き込み命令があった場合、論物変換テーブル２０１は、サーチテーブル１０１Ａと逆サーチテーブル１０１Ｂのように変更される。例えば、トラックＴ５にデータを書き込む命令が来た場合、実際にシーク時間の短いトラック（シーク時間最短トラック）がトラックＴ１であるとすると、ＭＰＵ１９は以下の（１）〜（５）の処理を行う。なお、以下では、トラックＴｎ（ｎは自然数）の物理トラックを物理トラックＴｎとし、トラックＴｎの論理トラックを論理トラックＴｎとして説明する。
（１）ＭＰＵ１９は、逆サーチテーブル１０１Ｂを参照し、シーク時間最短トラックである物理トラックＴ１の論理ブロックを逆サーチ（「変換後」から「元」を検索）することによって、論理トラックＴ１を導出する。具体的には、ＭＰＵ１９は、逆サーチテーブル１０１Ｂから物理トラックＴ１を探し出すとともに、物理トラックＴ１に対応する論理トラックとして論理トラックＴ１を抽出する。
（２）ＭＰＵ１９は、サーチテーブル１０１Ａを参照し、データ書き込み命令があった論理トラックＴ５の物理トラックを順サーチ（「元」から「変換後」を検索）する。そして、ＭＰＵ１９は、論理トラックＴ５に対応する物理トラックにシーク時間最短トラックである物理トラックＴ１を登録（上書き）する。具体的には、ＭＰＵ１９は、サーチテーブル１０１Ａから論理トラックＴ５を探し出すとともに、論理トラックＴ５に対応する物理トラックに物理トラックＴ１を登録する。この結果、物理トラックＴ５が登録されていた論理トラックＴ５の物理トラックへは、物理トラックＴ１が登録されることとなる。
（３）ＭＰＵ１９は、サーチテーブル１０１Ａを参照し、（１）で導出した論理トラックＴ１の物理アドレスを順サーチする。そして、ＭＰＵ１９は、論理トラックＴ１に対応する物理トラックに、データ書き込み命令があった物理トラックＴ５を登録する。換言すると、ＭＰＵ１９は、サーチテーブル１０１Ａの順サーチを行なうことによって、（１）で導出した論理トラック（トラックＴ１）に対応する物理トラックに、本来の書き込み命令である物理トラックＴ５を入れる。この結果、物理トラックＴ１が登録されていた論理トラックＴ１の物理トラックへは、物理トラックＴ５が登録されることとなる。
（４）ＭＰＵ１９は、逆サーチテーブル１０１Ｂを参照し、実際にデータを書き込む物理トラックＴ１の論理トラックを逆サーチする。そして、ＭＰＵ１９は、実際にデータを書き込む物理トラックＴ１の論理トラックに、書き込み命令のあった論理トラックＴ５を入れる。この結果、論理トラックＴ１が登録されていた物理トラックＴ１の論理トラックへは、論理トラックＴ５が登録されることとなる。
（５）ＭＰＵ１９は、逆サーチテーブル１０１Ｂを参照し、書き込み命令のあった物理トラックＴ５の論理トラックを逆サーチする。そして、ＭＰＵ１９は、書き込み命令のあった物理トラックＴ５の論理トラックに、（１）で導出した論理トラックＴ１を入れる。この結果、論理トラックＴ５が登録されていた物理トラックＴ５の論理トラックへは、論理トラックＴ１が登録されることとなる。また、論理トラックＴ５の「ＷｒｉｔｅＤｏｎｅ」へは、「１」が登録される。
第３ステップでは単にトラックＴ１とトラックＴ５を交換しただけであるが、次に説明する第４ステップで同様のトラック交換を行なう場合には、逆サーチテーブルを用いることによってトラック交換を短時間で行なうことができる。
第４のステップで、トラックＴ６へのデータ書き込み命令が来た場合、実際にシーク時間の短いトラックがトラックＴ５であるとすると、ＭＰＵ１９は以下の（６）〜（１０）の処理を行う。
（６）ＭＰＵ１９は、逆サーチテーブル１０２Ｂを参照し、シーク時間最短トラックである物理トラックＴ５の論理トラックを逆サーチすることによって、論理トラックＴ１を導出する。
（７）ＭＰＵ１９は、サーチテーブル１０２Ａを参照し、データ書き込み命令があった論理トラックＴ６の物理トラックを順サーチする。そして、ＭＰＵ１９は、論理トラックＴ６に対応する物理トラックにシーク時間最短トラックである物理トラックＴ５を登録（変更）する。この結果、物理トラックＴ６が登録されていた論理トラックＴ６の物理トラックへは、物理トラックＴ５が登録されることとなる。
（８）ＭＰＵ１９は、サーチテーブル１０２Ａを参照し、（６）で導出した論理トラックＴ１の物理アドレスを順サーチする。そして、ＭＰＵ１９は、論理トラックＴ１に対応する物理トラックに、データ書き込み命令があった物理トラックＴ６を登録する。この結果、物理トラックＴ５が登録されていた論理トラックＴ１の物理トラックへは、物理トラックＴ６が登録されることとなる。
（９）ＭＰＵ１９は、逆サーチテーブル１０２Ｂを参照し、実際にデータを書き込む物理トラックＴ５の論理トラックを逆サーチする。そして、ＭＰＵ１９は、実際にデータを書き込む物理トラックＴ５の論理トラックに、書き込み命令のあった論理トラックＴ６を入れる。この結果、論理トラックＴ１が登録されていた物理トラックＴ５の論理トラックへは、論理トラックＴ６が登録されることとなる。
（１０）ＭＰＵ１９は、逆サーチテーブル１０２Ｂを参照し、書き込み命令のあった物理トラックＴ６の論理トラックを逆サーチする。そして、ＭＰＵ１９は、書き込み命令のあった物理トラックＴ６の論理トラックに、（６）で導出した論理トラックＴ１を入れる。この結果、論理トラックＴ６が登録されていた物理トラックＴ６の論理トラックへは、論理トラックＴ１が登録されることとなる。また、論理トラックＴ６の「ＷｒｉｔｅＤｏｎｅ」へは、「１」が登録される。
以上の結果、論理トラックＴ６への書き込み命令があったデータは物理トラックＴ５に書き込まれ、論理トラックＴ５への書き込み命令があったデータは物理トラックＴ１に書き込まれる。これにより、今後論理トラックＴ１へのデータ書き込み命令があると、デフォルトとして物理トラックＴ６にデータが書き込まれることになる。このように、論物変換テーブル２０１に論理トラックと物理トラックの対応関係を登録しているのでトラック交換を実現することが可能となる。
このように、磁気ディスク装置１は、磁気ヘッド４を移動させる距離（実際の物理位置）が遠く、シーク時間が長くなる場合であっても、書き込み要求の有った物理アドレスに対してシーク時間が短い別の物理アドレスにデータを書き込んでいる。そして、書き込み要求の論理アドレスと、シーク時間が短い別の物理アドレスの変換テーブル（論物変換テーブル２０１）を、ＦｅＲＡＭ１５に書き込んでいるので、データの読み書き位置の管理処理を高速化できる。
なお、複数のセクターに渡って連続したデータをディスク１０上に書き込む場合、複数セクターに渡って物理アドレス−論理アドレスがずれてもよい。又、複数のセクターに渡って連続したデータをディスク１０上に書き込む場合、連続データを分割するとともに分割した各データをシーク時間の短いトラックから順番に書き込んでもよいし、連続データを全て連続して書き込み可能な連続した複数のシーク時間最短トラックに連続データを書き込んでもよい。
また、磁気ディスク装置１は、強誘電体メモリのような不揮発性の高速メモリ（ＦｅＲＡＭ１５）を不揮発性Ｃａｃｈｅとして用いてもよい。これにより、Ｆｌｕｓｈ−Ｃａｃｈｅコマンドのように、従来の揮発性のＤＲＡＭから不揮発性のディスクにデータを退避させる命令がＯＳから出された場合であっても、Ｃａｃｈｅを記憶するメモリが不揮発性であれば、Ｃａｃｈｅを空にする必要が無く、Ｃａｃｈｅのヒット率が向上し、実効Ｒ／Ｗバンド幅が向上する。
なお、本実施の形態では、論物変換テーブル２０１をＦｅＲＡＭ１５に記憶させる場合について説明したが、高速なデータの読み書きができる不揮発性のメモリであればＦｅＲＡＭ１５以外のメモリなどに論物変換テーブル２０１を記憶させてもよい。また、論物変換テーブル２０１を揮発性のメモリに記憶させてもよい。
このように第１の実施の形態によれば、シーク時間の短いトラックを選択してデータの読み書きを行っているので、従来の磁気ディスク装置と比べて、シーク時間を大幅に削減することが可能になる。また、論物変換テーブル２０１をＦｅＲＡＭ１５に記憶させながら、ディスク１０へのデータの読み書きを行っているので、ディスク上へのデータの読み書き位置の管理処理を短時間で行うことが可能となる。したがって、ディスク１０へのデータの読み書きを高速で行うことが可能となる。
（第２の実施の形態）
つぎに、図８〜図１１を用いてこの発明の第２の実施の形態について説明する。第２の実施の形態では、ディスク１０を回転させる時間が短くなるセクター（セクター群）を選択してデータの読み書きを行なうとともに、実際にデータを書き込むセクター群の物理アドレスと書き込み命令のセクター群の論理アドレスとを対応付けして管理する。なお、本実施の形態の磁気ディスク装置１は、第１の実施の形態の磁気ディスク装置１と同様の構成を有しているのでその説明は省略する。
図８は、第２の実施の形態に係る磁気ディスク装置のディスク上へのデータ書き込み処理手順を説明するための図である。図８では、ディスク１０の外周部から中心部に向かって、半径の大きな順番でトラックＴ１、トラックＴ２が配置されている場合を示している。さらに、トラックＴ１上のＡ点とトラックＴ２上のＢ点との間の距離が、トラックＴ１上のＡ点とトラックＴ２上のＣ点との間の距離よりも長い場合を示している。
ディスク１０へは、例えばトラックＴ１上のＡ点、トラックＴ２上のＢ点の順番でデータの読み出し（Ｒｅａｄ）命令や書き込み（Ｗｒｉｔｅ）命令が出される。この場合、トラックＴ１上のＡ点へ、データの読み出しまたは書き込みが終了した後、次の書き込み命令により、点Ａとの距離が点Ｃよりも長い位置にあるＢ点のセクターを先頭アドレスとした書き込み命令が来る。
このような、書き込み命令があった際、従来の磁気ディスク装置では、論理アドレスと実際のディスク１０上の物理アドレスは１対１に対応しているので、トラックＴ２のＢ点のセクターに磁気ヘッド４を移動させていた。このため、ディスク１０を回転させてＢ点上に磁気ヘッド４を移動させるための長いディスク回転時間（ディスク１０が回転するための長い回転待ち時間）が発生していた。
本実施の形態では、図９に示すように、１つのトラックＴｘ内の全セクターを複数のセクター群に分割しておく。図９は、トラックＴｘが８つのセクター群（「０００」〜「１１１」）に分割される場合を示している。具体的には、反時計回りの方向に、セクター群「０００」、セクター群「００１」、セクター群「０１０」、セクター群「０１１」、セクター群「１００」、セクター群「１０１」、セクター群「１１０」、セクター群「１１１」の順番で各セクター群が配置されている。また、本実施の形態では、ＭＰＵ１９が、ディスク回転待ち時間が最短になるセクター群（以下、回転時間最短セクター群という）を検索する。更に、ＭＰＵ１９は、検索した回転時間最短セクター群に既に有効データが書き込まれていない事を確認し、有効データが書き込まれていなければ、磁気ヘッド４に回転時間最短セクター群へのデータ書き込みを行わせる。
例えば、書き込み要求のあったデータの物理アドレスがセクター群「０１０」（Ｂ点）であるが、回転時間最短セクター群がセクター群「１１１」（Ｃ点）である場合、図８に示すように、本来Ｂ点に書くデータを、セクター群「１１１」（Ｃ点）を先頭アドレスとしてディスク１０上にデータを書き込む。これにより、回転待ち時間を大幅に短縮できる。
本実施の形態の磁気ディスク装置１は、ディスク回転時間を短縮するために、実際にデータを書き込むセクター群の物理アドレス（物理セクター群のアドレス）と書き込み命令のあったセクター群の論理アドレス（論理セクター群のアドレス）とを対応付けした変換テーブル（後述の論物変換テーブル２０２）を、ＦｅＲＡＭ１５に書き込んでおく。また、実際にデータを書き込むセクター群に有効データが書き込まれているか否かを示すテーブル（有効Ｗｒｉｔｅフラグ）を、ＦｅＲＡＭ１５に書き込んでおく。これにより、次回トラックＴ２のＢ点を先頭アドレスとして書き込んだデータの全部又は一部のアドレスにデータの書き込みや読み出しを行う場合、論物変換テーブル２０２を参照すれば、トラックＴ２のＣ点へのアクセスが可能となる。
具体的には、ＭＰＵ１９は、Ｂ点のセクター群に書き込むデータをＣ点のセクター群に書き込んだことを論物変換テーブル２０２に登録（上書き）しておく。この後、Ｂ点へのデータの読み出し要求があった場合、ＭＰＵ１９は論物変換テーブル２０２を参照することによって、Ｂ点に書き込むデータがＣ点に書き込まれていることを認識する。これにより、ＭＰＵ１９は、Ｃ点にアクセスして、Ｂ点に書き込むはずであったデータの読み出しを行なう。また、この後、Ｃ点へのデータの読み出し要求があった場合、ＭＰＵ１９は論物変換テーブル２０２を参照することによって、Ｃ点に書き込むデータはＢ点に書き込むことになっていることを認識する。これにより、ＭＰＵ１９は、Ｂ点にアクセスして、Ｃ点に書き込むはずであったデータの書き込みを行なう。
つぎに、第２の実施の形態に係る論物変換テーブル２０２と、その使用例について説明する。図１０は、第２の実施の形態に係る論物変換テーブルを説明するための図である。図１０に示す論物変換テーブル２０２の各行（トラックＴ０〜ＴＮ−１）は、トラック位置（セクター群の位置）を示している。ここでのＮは、ディスク１０上に配置される全トラックの数に対応する自然数である。
また、論物変換テーブル２０２の各列は、論理セクター群（ＷＳＧ０〜ＷＳＧ７）に有効データが書き込まれたか否かを示している。例えば、論理セクター群に有効データが書き込まれた場合を「１」とし、論理セクター群に有効データが書き込まれていない場合を「０」としている。ここでのＷＳＧ０が、論理セクター群「０００」に対応し、ＷＳＧ１が、論理セクター群「００１」に対応する。また、ＷＳＧ２が、論理セクター群「０１０」に対応し、ＷＳＧ３が、論理セクター群「０１１」に対応する。また、ＷＳＧ４が、論理セクター群「１００」に対応し、ＷＳＧ５が、論理セクター群「１０１」に対応する。また、ＷＳＧ６が、論理セクター群「１１０」に対応し、ＷＳＧ７が、論理セクター群「１１１」に対応する。
また、Ｒｏｔａｔｅ＜２＞、Ｒｏｔａｔｅ＜１＞、Ｒｏｔａｔｅ＜０＞は、８分割された論理セクター群のアドレスに対して、論理的にどれだけディスク１０を回転させたかを示すレジスターである。そして、Ｒｏｔａｔｅ＜２，１，０＞が、２進法によるディスク１０の回転量を示している。例えば、ディスク１０の１／８回転を示す「００１」は、「Ｒｏｔａｔｅ＜２」＝０、「Ｒｏｔａｔｅ＜１＞」＝０、「Ｒｏｔａｔｅ＜０＞」＝１によって示すことができる。また、ディスク１０の７／８回転を示す「１１１」は、「Ｒｏｔａｔｅ＜２＞」＝１、「Ｒｏｔａｔｅ＜１＞」＝１、「Ｒｏｔａｔｅ＜０＞」＝１によって示すことができる。
ここで、例えばトラックＴ０のセクター群（ＷＳＧ０）にＲ／Ｗ（読み出し／書き込み）を行った後、トラックＴ１の論理セクター群（ＷＳＧ４〜ＷＳＧ７）へのデータの書き込み要求があった場合について説明する。この場合、実際にはＷＳＧ０の隣のＷＳＧ１が最短のディスク回転時間であるので、二進法で「０１１」（論理的に３／８回転）だけディスク１０を回転させたことにして、実際にはＷＳＧ１〜ＷＳＧ４にデータを書き込む。そして、論物変換テーブル２０２では、論理回転量の「０１１」をＲｏｔａｔｅ＜２＞、Ｒｏｔａｔｅ＜１＞、Ｒｏｔａｔｅ＜０＞で記憶するとともに、論理的に書き込み有効な領域（ＷＳＧ４〜ＷＳＧ７）に「１」を立てて記憶する。
これにより、次の機会に、ＷＳＧ２のＲ／Ｗが発生した場合、論理回転量の「０１１」に基づいて、ＷＳＧ２を「０１１」だけ回転させたＷＳＧ５にアクセスすれば所望のデータを得ることができる。
なお、セクター群毎に、ディスク回転時間が最小となるように、個別のＲ／Ｗ命令毎にＲ／Ｗを行うセクター群の位置を最適化し、セクター群毎に論物変換テーブル２０２を作成してもよい。この場合、１つのトラック内でセクター群の交換を行う。そして、実際にデータを書き込むセクター群の物理アドレスと、書き込み命令のあったセクター群の論理アドレスとを対応付けして、論物変換テーブル２０２に登録する。また、本実施の形態のように、トラックに全く有効Ｗｒｉｔｅデータが存在しない場合は、トラック一周のセクター群に対して、回転待ち時間が最小となるように、論理回転してもよい。換言すると、トラック一周のセクター群全体に対して、物理アドレス−論理アドレスが、論理回転した（ループ全体がずれた）ように論物変換テーブル２０２への登録を行ってもよい。
また、磁気ディスク装置１は、データの読み書きを行う際に、第１の実施の形態で説明した処理と、本実施の形態で説明した処理と、を組み合わせた処理を行ってもよい。例えば、ＭＰＵ１９は、シーク時間最短トラック上の回転時間最短セクター群に有効データの書き込みを行う。換言すると、シーク時間＋回転待ち時間が最小になる、物理トラック、物理セクター群を選択して、データの書き込みを行なってもよい。これにより、従来の磁気ディスク装置と比べて、シーク時間と、ディスク１０のトラック内の所望のセクターへの移動のためのディスク１０の回転時間である回転待ち時間と、を大幅に削減することが可能になる。
なお、本実施の形態では、各トラックＴｘを８つのセクター群に分割する場合について説明したが、各トラックＴｘを８分割以外の、４分割、２分割、１６分割などによって分割してもよい。また、本実施の形態の磁気ディスク装置１は、第１の実施の形態に係る磁気ディスク装置１と同様に、ＦｅＲＡＭ１５を不揮発性Ｃａｃｈｅとして用いてもよい。
このように、本実施の形態の論理回転（セクター群交換）や第１の実施の形態で説明したトラック交換を行うことによって、従来よりもデータ読み出しとデータ書き込みのバンド幅の割合が向上する。特に、論理回転およびトラック交換の両方を行うことによって、従来よりもデータ読み出しとデータ書き込みのバンド幅の割合が大きく向上する。また、書き込み済みのトラック数や書き込み済みのセクター数が少ない場合、データ読み出しとデータ書き込みのバンド幅の割合が非常に大きく向上する。ディスク１０の使用容量率が高い場合にデータの読み書きの速度改善効果が小さくなってしまうが、磁気ディスク装置１の生涯平均でのＲ／Ｗバンド幅は向上する。
なお、書き込み済みのトラック数や書き込み済みのセクター数が増加するにしたがって、バンド幅向上の効果は小さくなるが、無効セクターや無効トラックの情報を受け取ることによって、有効な書き込み可能領域を一定に保つことができればバンド幅向上の効果を持続することが可能となる。
このように第２の実施の形態によれば、ディスク１０の回転時間が短くなるトラック群を選択してデータの読み書きを行っているので、従来の磁気ディスク装置と比べて、データの読み書きを行うまでにディスク１０を回転させる時間を大幅に削減することが可能になる。また、論物変換テーブル２０２をＦｅＲＡＭ１５に記憶させながら、ディスク１０へのデータの読み書きを行っているので、ディスク１０上へのデータの読み書き位置の管理処理を短時間で行うことが可能となる。したがって、ディスク１０へのデータの読み書きを高速で行うことが可能となる。
（第３の実施の形態）
つぎに、図１１を用いてこの発明の第３の実施の形態について説明する。第３の実施の形態では、不要となったデータのアドレスとサイズに基づいて、不要となったトラックやセクターの有効ＷｒｉｔｅフラグをＯＦＦさせる。
図１１は、第３の実施の形態に係る磁気ディスク装置とホストコンピュータとの間のデータおよび命令のやり取りを説明するための図である。なお、第３の実施の形態に係る磁気ディスク装置１は、第１または第２の実施の形態に係る磁気ディスク装置１と同様の構成を有しているのでその説明は省略する。
ホストコンピュータ３１は、磁気ディスク装置１に、データを書き込むアドレスと書き込むデータのサイズ（Ｗｒｉｔｅアドレス＆サイズ）、データを読み出すアドレスと読み出すデータのサイズ（Ｒｅａｄアドレス＆サイズ）、不要となったデータのアドレスと不要データのサイズ（無効アドレス＆サイズ）を送信する。
磁気ディスク装置１では、ディスク１０の使用容量率が高くなると、データ読み書きの速度改善効果が小さくなってしまう。また、実際にトラックやセクターにデータが書き込まれているが、実際は、ＯＳ側で無効になっているデータが存在すると、シーク時間の短縮効果や回転待ち時間の短縮効果が減少してしまう。これは、トラックやセクターの論物変換テーブル２０２を用いたトラック交換（変換）方法やセクター群交換（変換）方法では、トラックやセクターに既にＷｒｉｔｅデータが有ると、元のデータの移動等が発生してしまうからである。
そこで、本実施の形態では、ファイルの消去処理等が行われてＯＳ側から不要になったデータ（有効Ｗｒｉｔｅデータで無くなったデータ）のアドレスやサイズ（無効アドレス＆サイズ）を、ホストコンピュータ３１から磁気ディスク装置１に送信する。磁気ディスク装置１は、無効アドレス＆サイズを受け取る手段（図示せず）を有しており、ホストコンピュータ３１から無効アドレス＆サイズを受信する。そして、磁気ディスク装置１は、無効アドレス＆サイズに基づいて、不要となったトラックやセクターの有効ＷｒｉｔｅフラグをＯＦＦさせる。これにより、シーク時間の短縮効果と回転待ち時間の短縮効果を持続させることが可能となる。なお、本実施の形態の磁気ディスク装置１は、第１の実施の形態に係る磁気ディスク装置１と同様に、ＦｅＲＡＭ１５を不揮発性Ｃａｃｈｅとして用いてもよい。
このように第３の実施の形態によれば、不要となったトラックやセクターの有効ＷｒｉｔｅフラグをＯＦＦさせているので、シーク時間の短縮効果と回転待ち時間の短縮効果を持続させることが可能となる。
第１の実施の形態に係る磁気ディスク装置の構成を示す図である。 磁気ディスク装置の機能構成を示すブロック図である。 ＦｅＲＡＭの構成例を示す図である。 磁気ディスク装置のディスクと磁気ヘッドを示す図である。 ディスク上のゾーン分類と、サーボセクター領域を示す図である。 第１の実施の形態に係る磁気ディスク装置のディスク上へのデータ書き込み処理手順を説明するための図である。 第１の実施の形態に係る論物変換テーブルを説明するための図である。 第２の実施の形態に係る磁気ディスク装置のディスク上へのデータ書き込み処理手順を説明するための図である。 トラックのセクター群への分割を示す図である。 第２の実施の形態に係る論物変換テーブルを説明するための図である。 第３の実施の形態に係る磁気ディスク装置とホストコンピュータとの間のデータおよび命令のやり取りを説明するための図である。
符号の説明
１ 磁気ディスク装置、４ 磁気ヘッド、５ アクチュエータアーム、７ ＶＣＭ、１０ ディスク、１４ ＨＤＣ、１５ ＦｅＲＡＭ、１６ リードライトチャネル、１７ サーボコントローラ、１８ ＥＣＣ、２０１，２０２ 論物変換テーブル、Ｔｘ，Ｔ１〜Ｔ７ トラック

Claims (5)

  1. 複数のトラックから構成され、磁気記憶を行うディスクと、トラックからデータを読み書きする磁気ヘッドと、任意のトラックを選択するため磁気ヘッドを移動させるボイスコイルモータと、磁気ヘッドへの書き込み読み出しデータの変調を行うリードライトチャネルと、トラックの位置制御を行うサーボ制御回路と、ＭＰＵを含み制御をおこなうコントローラと、データの訂正を行うＥＣＣ回路と、外部とのインターフェース回路を備えた磁気ディスク装置において、
    トラック一周のセクターを複数のセクター群に分割し、各セクター群の物理アドレスに、同一トラックの異なる論理アドレスのデータを書き込む手段と、
    前記論理アドレスと前記物理アドレスの変換テーブルを記憶する不揮発性メモリと、
    を備えることを特徴とする磁気ディスク装置。
  2. 複数のトラックから構成され、磁気記憶を行うディスクと、トラックからデータを読み書きする磁気ヘッドと、任意のトラックを選択するため磁気ヘッドを移動させるボイスコイルモータと、磁気ヘッドへの書き込み読み出しデータの変調を行うリードライトチャネルと、トラックの位置制御を行うサーボ制御回路と、ＭＰＵを含み制御をおこなうコントローラと、データの訂正を行うＥＣＣ回路と、外部とのインターフェース回路を備えた磁気ディスク装置において、
    複数のトラックを複数のトラック群に分割し、各トラック群の物理アドレスに、異なるトラックの論理アドレスのデータを書き込む手段と、
    前記論理アドレスと前記物理アドレスの変換テーブルを記憶する不揮発性メモリと、
    を備えることを特徴とする磁気ディスク装置。
  3. 複数のトラックから構成され、磁気記憶を行うディスクと、トラックからデータを読み書きする磁気ヘッドと、任意のトラックを選択するため磁気ヘッドを移動させるボイスコイルモータと、磁気ヘッドへの書き込み読み出しデータの変調を行うリードライトチャネルと、トラックの位置制御を行うサーボ制御回路と、ＭＰＵを含み制御をおこなうコントローラと、データの訂正を行うＥＣＣ回路と、外部とのインターフェース回路を備えた磁気ディスク装置において、
    トラック一周のセクターを複数のセクター群に分割し、各セクター群の第１の物理アドレスに、同一トラックの異なる第１の論理アドレスのデータを書き込む第１の手段と、
    複数のトラックを複数のトラック群に分割し、各トラック群の第２の物理アドレスに、異なるトラックの第２の論理アドレスのデータを書き込む第２の手段と、
    前記第１の論理アドレスと前記第１の物理アドレスの第１の変換テーブル、および前記第２の論理アドレスと前記第２の物理アドレスの第２の変換テーブルを記憶する不揮発性メモリと、
    を備えることを特徴とする磁気ディスク装置。
  4. 複数のトラックから構成され、磁気記憶を行うディスクと、トラックからデータを読み書きする磁気ヘッドと、任意のトラックを選択するため磁気ヘッドを移動させるボイスコイルモータと、磁気ヘッドへの書き込み読み出しデータの変調を行うリードライトチャネルと、トラックの位置制御を行うサーボ制御回路と、ＭＰＵを含み制御をおこなうコントローラと、データの訂正を行うＥＣＣ回路と、外部とのインターフェース回路を備えた磁気ディスク装置において、
    ディスク上に書き込まれたデータが有効なデータであるか否かを示すデータ有効フラグを記憶する不揮発性メモリと、
    外部インターフェースから、既に書き込みデータが無効であること示す、書き込み無効コマンドとその有効範囲を示すアドレスおよびサイズ、を取り込む入力手段と、
    前記書き込み無効コマンド、前記アドレスおよびサイズに基づいて、前記データ有効フラグを変更する変更手段と、
    を備えることを特徴とする磁気ディスク装置。
  5. 前記不揮発性メモリは、外部からの書き込みデータおよび／またはディスクからの読み出しデータを記憶することを特徴とする請求項１〜４のいずれか１つに記載の磁気ディスク装置。
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