JP2012028002A - 遠方トラック消去の影響を最小化するためのデータトラックへの書き込みの可変増分計数手段を備えたディスクドライブ - Google Patents

Abstract

【課題】遠方トラック消去の影響を最小化するためのデータトラックへの書き込みの可変増分計数手段を備えたディスクドライブを提供する。
【解決手段】ハードディスクドライブは、データトラックへの書き込みの回数を数え、各トラック上のＦＴＥの既知の影響に基づきカウンタをインクリメントすることにより遠方トラック消去（ＦＴＥ）の影響を最小化する。書き込み中のトラックの所定の範囲のトラック内のトラック毎にＦＴＥ影響の程度を決定し、当該範囲内のすべてのトラックの相対的ＦＴＥ影響に基づき、当該範囲内の各トラック毎に計数増分（ＣＩ）を決定する。カウンタはトラック毎に維持される。トラックへの書き込み毎に、書き込み中のトラックの範囲内の各トラックの計数が当該範囲内のトラック番号に関連するＣＩ値だけ増加される。トラックの計数値が所定の閾値に達すると、データが当該トラックから読み出され、再書き込みされる。
【選択図】図４

Description

本発明は一般的には磁気記録ハードディスクドライブ（ＨＤＤ）に関し、具体的には、書き込み中に遠方トラック消去（ＦＴＥ：ｆａｒ ｔｒａｃｋ ｅｒａｓｕｒｅ）の影響を最小化するためにデータトラックへの書き込み回数を数えるＨＤＤに関する。

高データトラック密度を有するためには高データ密度を有するＨＤＤが必要とされ、これは同心データトラックを互いに近接して詰め込むことを意味する。高トラック密度は、隣接トラック消去（ＡＴＥ：ａｄｊａｃｅｎｔ ｔｒａｃｋ ｅｒａｓｕｒｅ）とも呼ばれる隣接トラック侵害（ａｄｊａｃｅｎｔ ｔｒａｃｋ ｅｎｃｒｏａｃｈｍｅｎｔ）の問題を大きくする。書き込みヘッドからの書き込み磁場は一般的にはデータトラックより広いので、書き込みヘッドがトラックに書き込むと、書き込み磁場の外側部分（フリンジ磁場と呼ぶ）が書き込み中のトラックに隣接するトラック上に重なる。この重なりは、追加雑音となり隣接トラック上のデータの劣化をもたらすＡＴＥである。ＡＴＥは、書き込み中のトラックに隣接するトラックに格納された古いデータがデータトラックへの多くの書き込み後に劣化すると、発生する。ＡＴＥは通常、ビット誤り率（ＢＥＲ：ｂｉｔ ｅｒｒｏｒ ｒａｔｅ）の増加に形を変え、ＨＤＤの性能と信頼性の劣化をもたらす。

ＡＴＥ問題に対処する一手法は各トラックへの書き込みの回数を数えることである。トラックが所定の回数だけ書き込まれると、そのトラックとその両側の１つまたは複数の隣接トラックが読み出され次に再書き込みされることになる。ＡＴＥの影響は、単一トラックの著しい繰り返し書き込みが回避されるので累加することはない。この手法は、本出願と同じ譲受人に委譲された特許（（特許文献１）参照）に記載される。

しかしながら、フリンジ磁場によるデータ劣化は隣接トラックに限定されることはなく、書き込み中のトラックから比較的離れたある範囲のトラックに渡って広がり得ることが発見された。この影響は、広域トラック消去（ＷＡＴＥＲ：ｗｉｄｅ−ａｒｅａ ｔｒａｃｋ ｅｒａｓｕｒｅ）、あるいは遠方トラック侵略または消去（ＦＴＥ：ｆａｒ ｔｒａｃｋ ｅｎｃｒｏａｃｈｍｅｎｔ ｏｒ ｅｒａｓｕｒｅ）と呼ばれることがある。ＦＴＥは、側面遮蔽手段を有する垂直書き込みヘッドに特に顕著である。ＦＴＥは、書き込み中のトラックの両側でトラックに対称的に影響を与えないかもしれない。片側のトラックが、書き込みヘッド遮蔽設計または読み出し／書き込みヘッドスキューにより、より顕著なＦＴＥ影響に遭遇する可能性がある。ＦＴＥについては、（非特許文献１）に記載されている。

したがって、ＦＴＥの問題に効果的に対処するやり方でデータトラックへの書き込み回数を数えるＨＤＤが必要とされている。

米国特許第７，５６７，４００Ｂ２号明細書

Ｌｉｕ ｅｔ ａｌ．，"Ｃｈａｒａｃｔｅｒｉｚａｔｉｏｎ ｏｆ Ｓｋｉｐ ｏｒ Ｆａｒ Ｔｒａｃｋ Ｅｒａｓｕｒｅ ｉｎ ａ Ｓｉｄｅ Ｓｈｉｅｌｄ Ｄｅｓｉｇｎ"，ＩＥＥＥ ＴＲＡＮＳＡＣＴＩＯＮＳ ＯＮ ＭＡＧＮＥＴＩＣＳ，ＶＯＬ．４５，ＮＯ．１０，ＯＣＴＯＢＥＲ ２００９，ｐｐ．３６６０−３６６３ Ｚｈｉｈａｏ Ｌｉ ｅｔ ａｌ．，"Ａｄｊａｃｅｎｔ Ｔｒａｃｋ Ｅｒａｓｕｒｅ Ａｎａｌｙｓｉｓ ａｎｄ Ｍｏｄｅｌｉｎｇ ａｔ Ｈｉｇｈ Ｔｒａｃｋ Ｄｅｎｓｉｔｙ"，ＩＥＥＥ ＴＲＡＮＳＡＣＴＩＯＮＳ ＯＮ ＭＡＧＮＥＴＩＣＳ，ＶＯＬ．３９，ＮＯ．５，ＳＥＰＴＥＭＢＥＲ ２００３），ｐｐ．２６２７−２６２９

本発明は、データトラックへの書き込み回数を数え各トラックへのＦＴＥの既知の影響に基づきカウンタをインクリメントすることによりＦＴＥの影響を最小化あるいはほぼ除去するＨＤＤに関する。書き込み中のトラックの所定の範囲のトラック内の各トラックのＦＴＥ影響の程度を決定し、その範囲内のすべてのトラックの相対的ＦＴＥ影響に基づき、各トラック毎に計数増分（ＣＩ：ｃｏｕｎｔ ｉｎｃｒｅｍｅｎｔ）を決定する。当該範囲内のＣＩ値とその関連トラック番号をメモリ内に表として格納することができる。カウンタはトラック毎に維持される。トラックへの書き込み毎に、書き込み中のトラックの所定範囲内の各トラックの計数が、この範囲内のトラック番号に関連するＣＩ値だけ増加される。トラックの計数値が所定の閾値に達すると、データがそのトラックから読み出され、再書き込みされる（好ましくは同じトラックに）。ＨＤＤは通常、複数のディスク面を含み、それぞれが関連する読み出し／書き込みヘッドを有するので、そしてすべてのヘッドが同じ正確な書き込みプロフィールを有するとは限らないので、表は各ヘッドとその関連するディスク面に対し起こされてよい。また、各ディスク面上に複数の環状データゾーンを有するゾーンビット記録方式（ＺＢＲ：ｚｏｎｅ−ｂｉｔ−ｒｅｃｏｒｄｉｎｇ）ＨＤＤに関しては、表は各データゾーン毎に維持されてよい。

本発明の性質と利点をより十分に理解するためには、添付図面と併せて以下の詳細な説明を参照しなければならない。

本発明による磁気記録ハードディスクドライブ（ＨＤＤ）のブロック図である。 書き込み中の隣接トラック侵略（ＡＴＥ）の問題を示すディスクおよび関連する読み出し／書き込みヘッドの断面図である。 垂直記録ヘッドにより書き込まれたトラックの所定範囲の測定ビット誤り率（ＢＥＲ）劣化値のグラフである。 図３のＢＥＲデータを生成した垂直書き込みヘッドの所定範囲のトラック内のトラックのトラック番号、ＢＥＲ値、計算計数増分の表である。 図３、４の例のグラフ表示であり、データトラックはデータセグメントにグループ化され、各セグメントは４つのトラックを有する。

図１は本発明による磁気記録ハードディスクドライブ（ＨＤＤ）１０のブロック図である。ＨＤＤ１０は、マイクロコントローラまたはマイクロプロセッサを含んでよいおよび／またはマイクロコントローラまたはマイクロプロセッサにより実施されてよいハードディスク制御装置（ＨＤＣ）１２を含む。コントローラ１２は、メモリ１４内に格納され以下にさらに説明される論理およびアルゴリズムを具現するコンピュータプログラムを実行する。メモリ１４は、コントローラ１２から分離されてもよいし、あるいはコントローラチップ上に埋込まれたメモリであってもよい。コンピュータプログラムはまた、マイクロコードで実施されてもよいし、あるいはコントローラ１２にアクセス可能な他のタイプのメモリ内に実装されてもよい。

コントローラ１２はホストコンピュータ１８と通信を行うホストインターフェース１６に接続される。ホストコンピュータ１８はバッテリ電源で動作可能な携帯型コンピュータであってもよい。ホストインターフェース１６は、シリアルＡＴＡ（アドバンストテクノロジーアタッチメント）またはＳＣＳＩ（スモールコンピュータシステムインタフェース）等の任意の従来のコンピュータ−ＨＤＤインターフェースであってよい。

図１の平面図は単一ディスク２４および関連する読み出し／書き込みヘッド２２だけを示しているが、ＨＤＤ１０は通常、スピンドル２３上に搭載されスピンドルモータ（図示せず）により回転されるディスク２４の積層物を含み、各ディスク面はヘッド２２の１つと関連付けられる。読み出し／書き込みヘッド２２は通常、誘導書き込みヘッドと磁気抵抗読み出しヘッドとの組み合わせであり、ヘッドキャリヤ（またはスライダ）３０の後縁すなわち端面に配置される。スライダ３０は、ディスク２４が矢印１３０の方向に回転するにつれディスク２４により生成される空気軸受上でスライダ３０が「上下動する」および「転がる」ことを可能にするサスペンション３２によりアクチュエータアーム３１上に支持される。アクチュエータアーム３１は旋回軸２９を中心に回転する回転アクチュエータ２８に取り付けられる。したがってアクチュエータ２８が旋回すると、読み出し／書き込みヘッド２２が取り付けられたスライダ３０の経路はディスク半径に位置合わせされるのではなく、円弧状経路（後述のサーボセクタ１２０により示されるもののような）である。したがって読み出し／書き込みヘッド２２を支持するスライダ３０の端面はディスク半径と角度（スキュー角度と呼ぶ）をなす。スキュー角度はディスク半径としたがってトラック番号との公知の関数である。

ディスク２４は半径方向に離間された同心データトラックを有する。その１つをトラック１０１で示す。各データトラックはトラックの始まりを示す参照インデックス１２１を有する。ＨＤＤ１０は、データトラックが多数の環状データバンドまたはゾーンに半径方向にグループ化されるので、ゾーンビット記録方式（ＺＢＲ：ｚｏｎｅ−ｂｉｔ−ｒｅｃｏｒｄｉｎｇ）ＨＤＤとして示される。その内の３つをゾーン１５１、１５２、１５３として示すが、本発明はＺＢＲを使用しないＨＤＤ（ＨＤＤは単一データゾーンだけを有するであろう）に十分に適用可能である。各ゾーン内では、トラックはまた、半径方向外側データゾーン内の典型的なデータセクタ１６４などの多数の隣接物理データセクタに円周方向に分割される。各データセクタ１６４に先行して典型的なｓｙｎｃフィールド１６３などの同期（ｓｙｎｃ）フィールドがある。データセクタ１６４内のデータビットの読み出しおよび書き込みの同期を可能にするｓｙｎｃフィールド１６３は読み出しヘッドにより検知可能である。ｓｙｎｃフィールド１６３は、各時間データがその関連データセクタ１６４に書き込まれる毎に磁化されるディスク上の非データ領域である。

各データトラックはまた、複数の円周方向すなわち角度方向に離間されたサーボセクタ１２０（読み出しヘッドにより検知可能なヘッド２２を所望のデータトラックに移動させてデータトラック上にヘッド２２を維持するための位置決め情報を含む）を含む。半径方向に向いたサーボセクタ１２０により表されるように、各トラック内のサーボセクタは通常は半径方向のトラック全体に広がるように他のトラック内のサーボセクタと円周方向に位置合わせされる。サーボセクタ１２０は、通常はディスクの製造またはフォーマット中に一回磁化されるディスク上の非データ領域であり、ＨＤＤの通常動作中に消去されることを目的としない。各トラックでは、各サーボセクタ１２０は、サーボセクタの始まりを示すサーボタイミングマーク（ＳＴＭ：ｓｅｒｖｏ ｔｉｍｉｎｇ ｍａｒｋ）とも呼ばれるサーボ識別（ＳＩＤ）マークを有する。通常、サーボセクタ間に配置された複数のデータセクタ１６４が存在する。

ＨＤＤ１０に関連する電子回路はまたサーボ電子回路４０を含む。ＨＤＤ１０の動作中、読み出し／書き込みチャネル２０はヘッド２２から信号を受信し、サーボセクタ１２０からのサーボ情報をサーボ電子回路４０に渡し、データセクタ１６４からのデータ信号をコントローラ１２に渡す。サーボ電子回路４０は通常、制御信号を生成する制御アルゴリズムを実行するためにサーボセクタ１２０からのサーボ情報を使用するサーボ制御プロセッサを含む。制御信号は、アクチュエータ２８を駆動してヘッド２２を位置決めする電流に変換される。ＨＤＤ１０の動作中、インターフェース１６はデータセクタ１６４に対する読み出しまたは書き込み要求をホストコンピュータ１８から受信する。コントローラ１２は、要求されたデータセクタのリストをインターフェース１６から受信し、ディスク面、トラック、およびデータセクタを一意的に特定する一組の数値に変換する。数値は、適切なデータセクタ１６４に対するヘッド２２の位置決めを可能にするためにサーボ電子回路４０に渡される。

コントローラ１２は、ヘッド２２によるディスク２４への書き込みのために書き込みデータのブロックをホストコンピュータ１８から読み出し／書き込みチャネル２０を介し転送するとともに読み出しデータのブロックをディスク２４からホストコンピュータ１８へ転送して戻すデータコントローラとして機能する。ＨＤＤは通常、回転ディスク記憶装置に加え、データがホストコンピュータとディスク記憶装置間で転送される前にデータを一時的に保持する固体メモリ（「キャッシュ」と呼ばれる）を含む。従来のキャッシュは、ダイナミックランダムアクセスメモリ（ＤＲＡＭ）（非常に多くの書き込み／消去サイクルに耐えることができ高いデータ転送速度を有するメモリの揮発性形式）である。ＨＤＤはまた不揮発性メモリを含んでもよい。１つのタイプの不揮発性メモリは「フラッシュ」メモリであり、ブロック単位で電気的消去され再プログラム可能なフローティングゲートトランジスタ（「セル」と呼ばれる）のアレイ内に情報を格納する。したがってＨＤＤ１０では、コントローラ１２はまたデータバス５４を介し揮発性メモリ５０（ＤＲＡＭとして示される）と任意の不揮発性メモリ５２（ＦＬＡＳＨとして示される）と通信を行う。

高データ密度を有するＨＤＤに対する要求を満たすために、データトラック間隔すなわち「ピッチ」は減少してきており、このことは同心トラックが互いに近接して詰め込まれることを意味する。これは書き込まれたトラックの誤り率を増加させるだけでなく、隣接トラック侵略（隣接トラック消去（ＡＴＥ）とも称する）の問題を大きくする。一般的に、ＡＴＥは、書き込み中のトラックに隣接するトラックに格納された古いデータがデータトラックへの多くの書き込み後に劣化すると、発生する。ＡＴＥは通常、ビット誤り率（ＢＥＲ）の増加に形を変え、ディスクドライブの性能の劣化をもたらす。いくつかの厳しいケースでは、悪いＢＥＲは回復不能なデータ誤りの著しい上昇をもたらす。ＡＴＥについては、（非特許文献２）に記載されている。

ＡＴＥの問題は、ディスク２４および関連する読み出し／書き込みヘッド２２の断面図である図２に概略的に示される。ディスク２４は書き込みデータトラックｎ−１〜ｎ＋１を有する記録層２４’と共に示される。読み出し／書き込みヘッド２２の書き込み磁極６０は、磁極６０に位置合わせされたトラックｎに向けられた書き込み磁場７０を生成する。書き込み磁極６０は垂直書き込みヘッドの書き込み磁極であってよく、このことは、書き込み磁場７０が記録層２４’の領域を記録層２４’に垂直な方向に磁化することを意味する。しかしながら書き込み磁場７０は通常，データトラックより広いので、書き込み磁極６０がトラックｎに書き込んでいるとき、書き込み磁場７０の外側部分（フリンジ磁場と呼ぶ）は、少なくともトラックｎ＋１とｎ−１（書き込み中のトラックのいずれかの側の単一トラック）上に重なる。この重なりがトラックｎ＋１とｎ−１上のデータの追加雑音と劣化をもたらすＡＴＥである。ＡＴＥはまた、書き込み中のトラックから離れた２つ以上のトラック（例えば、２つのトラック）に発生する可能性がある。

しかしながらフリンジ磁場によるデータ劣化は隣接トラックに限定されることはなく、書き込み中のトラックから比較的離れたある範囲のトラック全体に広がり得ることが発見された。この影響は、時に、広域トラック消去（ＷＡＴＥＲ：ｗｉｄｅ−ａｒｅａ ｔｒａｃｋ ｅｒａｓｕｒｅ）、あるいは遠方トラック侵略または消去（ＦＴＥ：ｆａｒ ｔｒａｃｋ ｅｎｃｒｏａｃｈｍｅｎｔ ｏｒ ｅｒａｓｕｒｅ）と呼ばれる。ＦＴＥは側面遮蔽手段を有する垂直書き込みヘッドに特に顕著である。ＦＴＥは書き込み中のトラックの両側でトラックに対称的に影響を与えないかもしれない。片側のトラックは、書き込みヘッド遮蔽設計または読み出し／書き込みヘッドスキューにより、より顕著なＦＴＥ影響に遭遇する可能性がある。ＦＴＥについては、（非特許文献１）に記載されている。

本発明では、ＦＴＥ影響を受けるトラックに対し可変増分計数（ｖａｒｉａｂｌｅ ｉｎｃｒｅｍｅｎｔｅｄ ｃｏｕｎｔｉｎｇ）が行われる。書き込み中のトラックの所定の範囲のトラック内の各トラックのＦＴＥ影響の大きさを決定し、当該範囲内のすべてのトラックの相対的ＦＴＥ影響に基づき、各トラックの計数増分（ＣＩ：ｃｏｕｎｔ ｉｎｃｒｅｍｅｎｔ）を決定する。カウンタはトラック毎に維持され、データがトラックに書き込まれると、カウンタは、書き込み中のトラックからのトラックの数に基づき所定の増分だけ増加される。トラックの計数が所定の閾値に達すると、そのトラックは読み出され、次に再書き込みされる。データはＦＴＥ影響が累加する前に再書き込みされるので、データの信頼性が改善される。トラックはセグメントにグループ化（例えば、セグメント当たり４トラック）されてよく、セグメントの計数閾値に達するとセグメント内のすべてのトラックは読み出され再書き込みされる。これにより各トラックの計数を格納するのに必要なメモリの量を減らす。

書き込み中のトラックの所定の範囲のトラック内のトラックへの相対的ＦＴＥ影響を決定する一手法では、計数増分を決定するために誤り率が使用される。トラック（トラック０に指定）から−Ｎ〜＋Ｎトラックの範囲内のすべてのトラックには、所定のデータパターンが書き込まれる。次に、初期「ビット」誤り率（ＢＥＲ）が２Ｎ個のトラックの範囲内のトラック毎に測定される。ＢＥＲを測定する１つの周知の手法では、ＨＤＤの誤り訂正回路が、例えば訂正対象の誤りの最大数の誤り訂正レジスタ内の値を零に設定することにより非活性化され、次にデータパターンは読み戻され、誤りのバイト数が数えられる。誤りのバイト毎に少なくとも１ビットの誤りが存在しなければならないので、これは当該範囲内の各トラックの初期ＢＥＲである。次に、トラック０は非常に多い回数書き込まれる（例えば、１００，０００回の書き込み）。次に、当該範囲内の２Ｎ個すべてのトラックのＢＥＲが再び測定される。ＢＥＲの劣化は、トラック０への書き込み後の測定ＢＥＲと初期ＢＥＲとの差である。図３は、垂直書き込みヘッドにより書き込まれた３２個のトラックの範囲の測定ＢＥＲ劣化値のグラフである。図３のＹ軸は、書き込み後の測定ＢＥＲの対数と初期ＢＥＲの対数の差（Δｌｏｇ（ＢＥＲ））である。このグラフはトラック−１と＋１における予測ＡＴＥ影響を示す。ＦＴＥ影響は、トラック−９〜＋１５の高いＢＥＲ値により明らかに示され、トラック０に近いトラック（トラック−２〜＋８）のＢＥＲ値より格段に高い。図３はまた、＋２〜＋１６のトラックの極めて低いＢＥＲ値によりＦＴＥの非対称特性を示す。当該範囲内のすべてのトラックのＦＴＥの相対的重みを表す測定ＢＥＲ劣化値から、当該範囲内のすべてのトラックに対し一組の計数増分を計算することができる。図４は、図３のＢＥＲデータを生成した垂直書き込みヘッドの−１６〜＋１６トラックの範囲内の３２個のトラックのトラック番号（ＴＲ＃）、ＢＥＲ劣化値（対数）、および計算計数増分（ＣＩ）の表である。この例では、０．７５のΔｌｏｇ（ＢＥＲ）は任意の基準値（ＲＥＦ）であり、１の計数増分が割り当てられる（トラック−１により示すように）。次に、計数増分はトラックのＢＥＲ劣化に基づきトラック毎に計算される。ＢＥＲ値は対数であるので、計数増分（ＣＩ）は次式に従ってトラック番号（ＴＲ＃）毎に計算される。

本発明では、データトラックへの書き込み毎に、書き込み中のトラックの所定の範囲内の各トラックの計数は、ＣＩ値の表に基づくＣＩの値だけ増加される（例えば、図４の表の−１６トラック〜＋１６トラック）。ＨＤＤの動作中、コントローラ（図１のＨＤＣ１２）あるいはＨＤＤ内の別のコントローラまたはマイクロプロセッサは、データが書き込まれているトラックの番号を特定し、当該範囲内の各トラックのＣＩ値を表から呼び出し、そして呼び出されたＣＩ値だけ当該範囲内の各トラックのカウンタを増加させる。表とカウンタは、コントローラ１２に関連するメモリ（例えば、コントローラ１２内に埋め込まれてもよいメモリ１４、揮発性メモリ５０、または不揮発性メモリ５２）に格納される。トラックの計数値が所定の閾値（Ｔ）に達すると、データがそのトラックから読み出され、再書き込みされる（好ましくは同じトラックに）。Ｔの値は、ＨＤＤの既知のトラック密度、ＨＤＤの所望の目的、所望の信頼性、および製造中に測定されるＨＤＤのＢＥＲを含むいくつかの要素に基づき選択されてよい。したがってこれらの要素に依存するが、Ｔは比較的高い値（例えば、１０，０００を越える値）にされてもよいし、あるいは比較的低い値（例えば、数百未満）に選択されてもよい。

ＨＤＤは通常、それぞれが関連する読み出し／書き込みヘッドを有する複数のディスク面を含むので、そしてすべてのヘッドが同じ正確な書き込みプロフィールを有するとは限らないので、図４に示すような表は各ヘッドとその関連するディスク面毎に起こされてよい。また、ヘッドスキューのために、書き込みプロフィールとしたがって特定のヘッドのＦＴＥ影響はヘッドの半径の位置に依存して変化することがある。したがって図４の表のような複数の表がヘッドの半径の位置に依存してヘッド毎に維持されてもよい。例えば、図１に示されるもののようなＺＢＲ ＨＤＤでは、表はデータゾーン毎に維持されてもよい。

本発明は、データトラック毎のカウンタが存在する実装について説明された。ＨＤＤは多数のトラック（例えば数十万）を有することがあるので、トラック毎に計数を格納するためにかなりの量のメモリが必要とされる可能性がある。したがって本発明の変形実施形態では、トラックはマルチトラックデータセグメントにグループ化されてよく、各セグメントは書き込み中のトラックを含むセグメントの所定の範囲内に存在し、各セグメントは関連する所定の計数増分を有する。セグメントの計数が所定の閾値に達すると、そのセグメント内のすべてのトラックは読み出され、次に再書き込みされる。

図５は、図３、４の例のグラフ表示であり、データトラックはデータセグメントにグループ化され、各セグメントはＭ個のトラックを有する（図５の例ではＭ＝４）。セグメント０は、図４の表のトラック−１〜＋３に対応し、したがってセグメント０は５のＣＩ（図４の表のトラック−１〜＋３のＣＩ値の合計）を有する。したがって各セグメントのＣＩはセグメント内のすべてのトラックのＢＥＲ劣化値の合計と関係する。図５の例では、下向き矢印はセグメント０のトラック１である書き込み中のトラックを表し、各セグメントのトラックには番号０〜Ｍ−１が付けられる。したがって例えば、セグメント−２は図４の表のトラック−７〜−１０を含み、セグメント−２の計数増分（ＣＩ）はトラック−７〜＋１０のＣＩ値の合計である２８である。したがってセグメント０内のトラック１の書き込みは、２８のＣＩだけ増加されるセグメント−２の計数をもたらすであろう。本発明のこの変形実施形態では、セグメント内のどのトラックが書き込まれているかに依存した個別の表が存在する。セグメント内にＭ個のトラックを有する実装に関しては、Ｍ個の表が存在するであろう。例えば、書き込み中のトラックがセグメント０内のトラック１よりはむしろトラック３であれば、当該範囲内のセグメントへのＦＴＥ影響には２トラックのずれが生じるであろう。セグメント−２は今や、書き込み中のトラックからトラック−７〜−１０よりもむしろトラック−９〜−１２である。したがって、１０９のＣＩ（トラック−９〜−１２のＣＩ値の合計）を有する異なる表が指定されるであろう。したがってセグメント０内のトラック３の書き込みは１０９のＣＩだけ増加されるセグメント−２の計数をもたらすであろう。

マルチトラックセグメントを使用した実施態様では、コントローラ（図１のＨＤＣ１２）は、データが書き込まれているトラックの番号としたがって当該セグメント内のセグメント数とトラック番号とを特定し、アクセスのためにどの表を選択するかを決定し、選択された表から、データが書き込まれるトラックを含むセグメントの範囲内の各セグメントのＣＩ値を呼び出し、呼び出されたＣＩ値だけこの範囲内の各セグメントのカウンタを増加させる。コントローラはまた、このセグメンのＣＩ（図５の例ではセグメント０のＣＩ＝５）だけ書き込み中のトラックを含むセグメントのカウンタを増加させる。表とカウンタは、コントローラ１２内に埋め込まれてもよいコントローラ１２に関連するメモリ（例えばメモリ１４）、揮発性メモリ５０、または不揮発性メモリ５２内に格納される。セグメントの計数値が所定の閾値（Ｔ）に達すると、データはそのセグメント内のすべてのトラックから読み出され、再書き込みされる（好ましくは同じトラックに）。

上述のＨＤＤの動作は、メモリに格納されＨＤＣなどのプロセッサまたはＨＤＤ内の別個のコントローラまたはマイクロプロセッサにより実行可能な一組のコンピュータプログラム命令として実装されてもよい。コントローラはメモリに格納されたプログラム命令に基づき論理算術演算を実行し、したがって上述のおよび添付図面に表された機能を実行することができる。

本発明は好ましい実施形態を参照し具体的に示され説明されたが、形式と詳細の様々な変更が本発明の精神および範囲を逸脱することなくなされ得ることは当業者により理解されるだろう。したがって、開示された発明は、単に例示的であり、そして添付の特許請求範囲に規定される範囲内においてのみ限定されるものと考えるべきである。

１０：ＨＤＤ
１２：ＨＤＣ
１４：メモリ
１６：ホストインターフェース
１８：ホストコンピュータ
２０：読み出し／書き込みチャネル
２２：読み出し／書き込みヘッド
２３：スピンドル
２４：ディスク
２４’：記録層
２８：回転アクチュエータ
２９：旋回軸
３０：スライダ
３１：アクチュエータアーム
３２：サスペンション
４０：サーボ電子回路
５０：揮発性メモリ
５２：不揮発性メモリ
５４：データバス
６０：磁極
７０：書き込み磁場
１０１：トラック
１２０：サーボセクタ
１２１：参照インデックス
１５１、１５２、１５３：ゾーン
１６３：ｓｙｎｃフィールド
１６４：データセクタ
ＢＥＲ：ビット誤り率

Claims (15)

1. データの格納のためにディスク表面に複数の同心のデータトラックを有する磁気記録ディスクと、
   前記データトラックへデータを書き込むための書き込み磁場を生成する、前記ディスク表面に関連する書き込みヘッドと、
   前記データトラックに書き込まれたデータを読み出すための読み出しヘッドと、
   前記書き込みヘッドによる前記データトラックへのデータの書き込みを制御するためのコントローラと、
   前記コントローラに結合されたメモリであって、データが書き込まれるデータトラックを基準とする所定範囲内のデータトラックに対する書き込み磁場の侵略の影響を最小化するための前記コントローラにより読み出し可能な命令のプログラムを含む、メモリと、
   を含むディスクドライブであって、
   前記命令のプログラムは、
   （ａ）前記メモリ内に前記各々のデータトラックの計数を維持する工程と、
   （ｂ）前記データトラックへのデータの書き込み毎に、前記データが書き込まれるデータトラックを基準とする前記所定範囲内のデータトラック毎に所定の増分だけ前記計数を増加させる工程であって、前記所定の増分は、前記データが書き込まれるデータトラックと前記計数が増加されるデータトラックとの間のデータトラックの数から決定される、工程と、
   （ｃ）前記計数が所定の閾値に達すると、前記計数が閾値に達したデータトラックからデータを読み出し、前記読み出されたデータを再書き込みする工程と、
   を含む方法を行う、ディスクドライブ。
2. 前記所定範囲は、前記データが書き込まれるデータトラックを０とした、−Ｎ〜＋Ｎの範囲であり、
   −Ｎ〜＋Ｎの範囲の番号を有する２Ｎ個のデータトラックと、これらに対応する２Ｎ個の増分値との表を前記メモリ内にさらに含み、
   前記（ｂ）の工程は、前記所定範囲内の各データトラックの番号を決定することと、前記メモリ内の前記表から前記対応する増分値を呼び出すことと、を含む、
   請求項１に記載のディスクドライブ。
3. 前記２Ｎ個の増分値のそれぞれは、対応するデータトラックの測定された誤り率と関係する、
   請求項２に記載のディスクドライブ。
4. 前記ディスク表面は、それぞれが複数の同心のデータトラックを有する複数の環状のゾーンを有し、
   前記命令のプログラムは、前記ゾーン毎に前記（ａ）から（ｃ）の工程を行うことを含む、
   請求項１に記載のディスクドライブ。
5. 前記ディスクドライブは、それぞれが複数の同心のデータトラックを有する複数のディスク表面と、これらに関連付けられた複数の書き込みヘッドと、を有し、
   前記命令のプログラムは、前記ディスク表面毎に前記（ａ）から（ｃ）の工程を行うことを含む、
   請求項１に記載のディスクドライブ。
6. 前記書き込みヘッドは垂直書き込みヘッドである、
   請求項１に記載のディスクドライブ。
7. 前記メモリは不揮発性メモリである、
   請求項１に記載のディスクドライブ。
8. データの格納のためにディスク表面に複数の同心のデータトラックを有する磁気記録ディスクと、
   前記データトラックへデータを書き込むために書き込み磁場を生成する、前記ディスク表面に関連する書き込みヘッドと、
   前記データトラックに書き込まれたデータを読み出すための読み出しヘッドと、
   前記データトラックへの前記書き込みヘッドによるデータの書き込みを制御するためのコントローラと、
   前記コントローラに結合されたメモリであって、複数のデータトラックをそれぞれ含むセグメント及び対応する計数増分値の表と、データが書き込まれるデータトラックを含むセグメントを基準とする所定範囲内のセグメントに対する書き込み磁場の侵略の影響を最小化するための前記コントローラにより読み出し可能な命令のプログラムと、を含むメモリと、
   を含むディスクドライブであって、
   前記命令のプログラムは、
   （ａ）前記メモリ内に前記各々のセグメントの計数を維持する工程と、
   （ｂ）前記データトラックへのデータの書き込み毎に、前記メモリ内の前記表から前記所定範囲内の各セグメントの前記対応する計数増分値を呼び出し、前記呼び出された計数増分値だけ前記所定範囲内の各セグメントの前記計数を増加させる工程と、
   （ｃ）前記計数が所定の閾値に達すると、前記計数が閾値に達したセグメント内に含まれる全てのデータトラックからデータを読み出し、前記読み出されたデータを再書き込みする工程と、
   を含む方法を行う、ディスクドライブ。
9. 前記各セグメント内にはＭ個のデータトラックが存在し、
   複数のデータトラックをそれぞれ含むセグメント及び対応する計数増分値のＭ個の表を前記メモリ内にさらに含み、
   前記（ｂ）の工程は、前記セグメントの０〜Ｍ−１データトラックのどれにデータが書き込まれているかに応じて、前記Ｍ個の表のうちの１つを最初に選択することを含む、
   請求項８に記載のディスクドライブ。
10. 前記Ｍは４に等しい、
    請求項８に記載のディスクドライブ。
11. 前記計数増分値のそれぞれは、対応するセグメント内のすべてのデータトラックの測定された誤り率の合計に関係する、
    請求項８に記載のディスクドライブ。
12. 前記ディスク表面は、それぞれが複数の同心のデータトラックを有する複数の環状のゾーンを有し、
    前記命令のプログラムは、前記ゾーン毎に前記（ａ）から（ｃ）の工程を行うことを含む、
    請求項８に記載のディスクドライブ。
13. 前記ディスクドライブは、それぞれが複数の同心のデータトラックを有する複数のディスク表面と、これらに関連付けられた複数の書き込みヘッドと、を有し、
    前記命令のプログラムは、前記ディスク表面毎に前記（ａ）から（ｃ）の工程を行うことを含む、
    請求項８に記載のディスクドライブ。
14. 前記書き込みヘッドは垂直書き込みヘッドである、
    請求項８に記載のディスクドライブ。
15. 前記メモリは不揮発性メモリである、
    請求項８に記載のディスクドライブ。

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