JP2560000B2

JP2560000B2 - データ記憶システム及び方法

Info

Publication number: JP2560000B2
Application number: JP6081423A
Authority: JP
Inventors: クウォック・ウィン・ファン; ロバート・ラム・クウォック; アーヴァインド・モチブハイ・パテル; ロバート・アンソニー・ルトレッジ
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1993-05-19
Filing date: 1994-04-20
Publication date: 1996-12-04
Anticipated expiration: 2011-12-04
Also published as: JPH06338010A; US5353170A; SG42879A1; EP0627730A1

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は一般にデータ記憶システ
ムに関し、特に、広い書込み素子及び狭い読出し素子を
有するデータ記憶システムに関する。

【０００２】

【従来の技術】直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）また
はディスク・ドライブは、回転式磁気記録ディスクの同
心円トラック上に情報を記憶する。所望の情報を読出し
及び記録するために、読出し／書込みヘッドがトラック
間で移動される。典型的には、ヘッドはディスクの回転
時にディスクの表面上を浮上するエア・ベアリング・ス
ライダ上に配置される。幾つかの提案されるディスク・
ドライブでは、スライダがディスク上の液体のフィルム
またはベアリング上に支えられて移動する。ヘッド・サ
スペンション・アセンブリはスライダを回転式アクチュ
エータまたはリニア・アクチュエータに接続し、アクチ
ュエータはヘッドをディスクに沿って異なる半径方向位
置に移動する。

【０００３】ＤＡＳＤユニットのオペレーションの間、
ヘッドはデータの読み書きを行うトラックの中心上に位
置することが重要である。これはＤＡＳＤの全体的なデ
ータ密度を増加するためにトラックの幅を狭め、互いに
接近させるようにすると困難度を増す。ヘッドはＤＡＳ
Ｄの異なるパーツの熱膨張の違い、ヘッド位置アクチュ
エータの不正確さ、ディスクを回転させるスピンドル・
モータの不完全な軸回転、または他の多数のファクタに
より中心を外れる。

【０００４】ヘッド位置決め誤り問題に対する１つの解
決策は、ヘッドを増分ステップによりトラックを横断し
て移動し、トラックの実際の中心を決定する試みであ
る。この方法を述べたものに、米国特許第４４８５４１
８号（１９８４年１１月２７日発行）、欧州特許出願第
０２２０３８２号（１９８７年６月５日公開）、IBMTec
hnical Disclosure Bulletin、Vol．35、No．4B、p．30
3、１９９２年９月、IBM Technical Disclosure Bullet
in、Vol．29、No．2、p．586 、１９８６年７月が含ま
れる。

【０００５】また別の問題として以前に記録されたデー
タ・トラックの不完全な消去があり、これはヘッドの位
置決め誤りから生じる。新たなデータ・フィールドがト
ラック上に書込まれる時、これは以前の旧データ・フィ
ールドを上書きする。しかしながら、ヘッドがトラック
上に正確に中心決めされていない場合、旧データのスラ
イスが新たなデータ・フィールドのエッジに残ってしま
う。これは読出しエラーを引起こす。

【０００６】この問題を解決するための１つのアプロー
チは、データ・トラック間に消去バンドを提供すること
である。ヘッドは書込み素子のどちら側にも別々の消去
素子を追加され、新たに書込まれた各々のフィールドの
エッジがデータを含まないことを保証する。他のアプロ
ーチとして、新たに書込まれるデータ・フィールドのど
ちら側にも消去バンドを生成するために、書込み素子が
使用されてもよい。この例として米国特許第４８５８０
４８号（１９８９年８月１５日発行）、米国特許第４７
７１３４６号（１９８８年９月１３日発行）、米国特許
第４６４４４２１号（１９８７年２月１７日発行）、日
本特許出願第０３―１５７８０５号（１９９１年７月５
日公開）、ドイツ特許出願第ＤＥ２６５４５７７号（１
９７８年６月８日公開）、IBM Technical Disclosure B
ulletin、Vol．32、No．10B、p．90、１９９０年３月、
IBM Technical Disclosure Bulletin、Vol．28、No．
1、p．203、１９８５年６月が含まれる。

【０００７】磁気抵抗ヘッドが最近のＤＡＳＤ装置にお
いて使用される。これらのヘッドは別々の書込み素子及
び読出し素子を含む。広い書込み素子はトランスジュー
サであり、書込み用に最適化される。狭い読出し素子は
磁気抵抗素子であり、読出し用に最適化される。磁気抵
抗ヘッドはより小さな、また、より接近したデータ・ト
ラックの書込み及び読出しを可能とし、それによりＤＡ
ＳＤの全体的容量を増加させる。

【０００８】

【発明が解決しようとする課題】本発明は、磁気抵抗性
読出し素子が書込み素子よりもはるかに狭いために、完
全には消去されていない、以前に書込まれたフィールド
が誤って読出される機会が存在することを見い出した。
旧データ・フィールドを読出す確率は、ある状況下で
は、データ・フィールドを成功裡に読出すためにトラッ
ク幅を横断して追跡する必要性により更に増加する。こ
の追跡は、トラックのエッジにおける未消去の旧データ
・フィールドを誤って読出す機会を増加させる。データ
・トラックのどちら側にも消去バンドを追加すること
は、トラックの接近のために現実的ではない。データ・
トラックのエッジを消去しようとすると、隣合うデータ
・トラックの１部も消去してしまう。

【０００９】従って消去バンドを必要とせず、不完全に
消去された以前のデータ・フィールドを誤って読出すこ
とのないＤＡＳＤシステム及び方法が必要とされる。

【００１０】

【課題を解決するための手段】本発明の実施例によれ
ば、データ記憶システムが幅Ｗのデータ・トラックを有
する回転式磁気ディスクと、データ・トラック上に配置
されるアクチュエータに取付けられる磁気抵抗ヘッド
と、ヘッド及びアクチュエータに接続される制御ユニッ
トとを含む。データ・フィールドがデータ・トラックの
中心の特定の小スペース内に位置決めされるヘッドによ
り読出される場合、データは正しいと見なされ、ホスト
・システムに送信される。しかしながら、データがトラ
ック中心のこの狭いバンド内で読出されない場合、ヘッ
ドは増分ステップ（正及び負の両方）によりトラックを
横断して移動される。データが正確に読出されると、ヘ
ッドはトラックを横断して距離Ｄだけ移動され、フィー
ルドが再度読出される。２つのロケーションにおけるデ
ータ読出しが等しい場合、データは正しいと見なされ、
ホスト・システムに送信される。距離Ｄは以前に消去さ
れなかった旧データの幅よりも大きく選択される。これ
は旧データが誤って読出されないことを保証する。実施
例では、Ｗ／４≦Ｄ≦Ｗ／２であり、Ｄは最適にはおお
よそＷ／３に等しい。

【００１１】本発明の性質及び利点をより理解するため
に、図に関連して述べられる以降の説明が参照される。

【００１２】

【実施例】図１及び図２は本発明のデータ記憶システム
の概要図を示し、１０により示される。システム１０は
磁気記録ディスク１２を含み、これは磁気記録層及び複
数の同心円データ・トラック１４を有する。ディスク１
２はスピンドル１６に取り付けられる。スピンドル１６
はスピンドル・モータ１８に接続され、このモータはシ
ャシ２０に実装される。

【００１３】読出し／書込みヘッド３０はディスク１２
上に位置決めされる。ヘッド３０はサスペンション３２
に取り付けられ、サスペンションはアーム３４に取り付
けられる。アーム３４はリニア・アクチュエータ３６に
接続され、アクチュエータはヘッド３０をディスク１２
上の異なる半径方向位置に移動する。アクチュエータ３
６はボイス・コイル・モータまたは回転式アクチュエー
タである。アクチュエータ３６もまたシャシ２０に実装
される。

【００１４】制御装置ユニット５０はシステム１０に全
体的な制御を提供する。制御装置ユニット５０は典型的
には中央処理ユニット（ＣＰＵ）５２及びメモリ５４、
及び既知の他のデジタル回路を含む。メモリ５４はダイ
ナミック・ランダム・アクセス・メモリ（ＤＲＡＭ）ま
たは読出し専用メモリ（ＲＯＭ）の集積回路を含む。制
御装置５０はアクチュエータ制御／駆動ユニット５６に
接続され、このユニットはアクチュエータ３６に接続さ
れる。これにより、制御装置５０はディスク１２上にお
けるヘッド３０の移動を制御する。制御装置５０は読出
し／書込みチャネル５８に接続され、これが次にヘッド
３０に接続される。これにより、制御装置５０はディス
ク１２との間でデータを送受信する。制御装置５０はス
ピンドル制御／駆動ユニット６０に接続され、これは次
にスピンドル・モータ１８に接続される。これにより、
制御装置５０はディスク１２の回転を制御する。ホスト
・システム７０は典型的にはコンピュータ・システムで
あり、制御装置ユニット５０に接続される。システム７
０はディスク１２上に記憶するためのデジタル・データ
を制御装置５０に送信したり、或いはディスクからデジ
タル・データを読出し、システム７０に送信するように
要求する。ＤＡＳＤユニットの基本オペレーションは周
知であり、C．Dennis Mee及びEric D．Daniel著"Magnet
ic RecordingHandbook"（McGraw & Hill Book Compan
y、１９９０年）に詳細に述べられている。

【００１５】図３は図１のヘッド３０の概要図を表す。
ヘッド３０はスライダ素子１００を含む。スライダ素子
１００は、ディスク１２の表面に面するエア・ベアリン
グ面１０２を有する。面１０２は、それ自身と回転ディ
スク１２との間にエア・ベアリングを生成するように設
計され、スライダ１００がディスク１２の表面上を浮上
することを可能とする。読出し／書込み素子１０６がス
ライダ１００の側面に取り付けられる。素子１０６は誘
導性書込み素子１１０及び磁気抵抗性読出し素子１１２
を含む。書込み素子１１０は読出し素子１１２よりもは
るかに広い。書込み素子１１０及び読出し素子１１２
は、読出し／書込みチャネル５８に接続される。読出し
／書込み素子１０６は、米国特許第３９０８１９４号で
述べられるものと類似である。データ・トラック１４の
幅（Ｗ）はおおよそ書込み素子１１０の幅に等しく、実
施例では約３００マイクロインチ程度である。

【００１６】図４はディスク１２のデータ・トラック１
４の概要図である。トラック１４は磁気的に記録される
データのブロックを含む。ブロックはホーム・アドレス
１５０、レコード・ゼロ・ブロック１５２、及び複数の
レコード・ブロック１５４を含む。各ブロックはギャッ
プ１５６により分離される。ホーム・アドレス１５０は
各トラックに関する情報を含み、レコード・ゼロ・ブロ
ック１５２はそれに続くレコードの数及び長さに関する
情報を含む。

【００１７】各レコード・ブロック１５４はカウント・
フィールド１７０、オプショナル・キー・フィールド１
７２、及びデータ・フィールド１７４を含む。カウント
・フィールド１７０は特定のレコード及びフィールドの
長さを識別するデータを含み、キー・フィールド１７２
は続くデータ・フィールドに含まれる情報のタイプに関
するデータを含み、データ・フィールド１７４は記憶さ
れる実際のデータを含む。これらのフィールドは全てギ
ャップ１７６により分離される。各フィールドはまた誤
り訂正コード（ＥＣＣ）１８０及び巡回冗長検査（ＣＲ
Ｃ）コード１８２を含む。これらのコードはフィールド
内における先行データの誤りを検出し、誤り訂正を提供
するために、制御装置ユニット５０により使用される。
こうしたコードの詳細に関しては、Magnetic Recording
Handbook（supra、Part 2、Chapter 8、page 1182）に
述べられている。

【００１８】図５はシステム１０の３つの隣接するデー
タ・トラックの概要図を示し、誤って旧データを読出す
問題を指摘する。中央トラックＮはトラックＮ−１とＮ
＋１との間に配置される。破線２００はトラックＮの理
想中心を表す。最初に、旧データ・フィールド２０２が
トラックＮ上において書込まれる。制御装置５０はデジ
タル・データ信号を読出し／書込みチャネル５８に送信
し、読出し／書込みチャネルはこの信号を書込み素子１
１０を駆動するアナログ信号に変換する。書込み素子１
１０は磁界を生成し、この磁界がデータを磁気ディスク
１２上のフィールド２０２として記録する。ヘッドの位
置決め誤りにより、フィールド２０２はトラック中心線
２００の僅かに右側に書込まれる。次に、旧データ・フ
ィールドが新たなデータ・フィールド２０４により置換
される。フィールド２０４はトラックＮ上に書込まれ
る。しかしながら、今度はヘッドが中心線２００の左側
にオフセットされる。その結果、旧データ・フィールド
２０２の有効エッジが、新たなデータ・フィールド２０
４のエッジにおいて消去されない。読出し素子１１２の
幅が狭いために、この旧フィールド２０２が読出され、
新たなフィールド２０４として間違われる可能性が存在
する。これはホスト・システム７０に誤ったデータを送
信することになる。本発明は、読出されるデータが旧フ
ィールドからのものでないことを確認することにより、
この問題を解決する。これについては以降で詳細に述べ
られる。

【００１９】図６乃至図１１は、本発明のシステム１０
のオペレーション及び方法の流れ図を示し、３００で指
定される。本方法は、実施例の制御装置ユニット５０に
記憶されるデジタル・データとして実施される。代わり
に、本方法が個別の電子回路として実施されても良い。
ステップ３０２で、システム１０はオフセットが０に等
しく位置決めされるヘッド３０により、ディスク１２の
データ・トラックのあるフィールドを読出す。換言する
と、制御装置ユニット５０は、所望のトラック中心が配
置されると予測する位置に、ヘッド３０を移動する。こ
のオフセット・ゼロ位置は、実際のトラックの中心２０
０である場合もあり、またそうでない場合もある。読出
し素子１１２はデータ・トラック１４上の記録データを
磁気的にセンスし、アナログ信号を読出し／書込みチャ
ネル５８に送信する。読出し／書込みチャネル５８はア
ナログ信号をデジタル信号に変換する。そして、このデ
ジタル信号が次に制御装置５０により受信される。

【００２０】ステップ３０４では、読出しが成功か否か
が判断される。これは制御装置５０が既知の方法によ
り、そのフィールドのＥＣＣ及びＣＲＣコードをチェッ
クして判断する。読出しが成功の場合、次にステップ３
０６において、ディスクから読出されたデータがホスト
・システム７０に送信される。

【００２１】読出しが成功しなかった場合、ステップ３
０８でオフセット・ゼロに位置決めされるヘッド３０に
より、そのフィールドが再度読出され、ステップ３１０
で読出しの成功がチェックされる。読出しが成功の場
合、ステップ３０６でデータが送信される。読出しが成
功しない場合、そのレコードの長さがステップ３１２で
チェックされる。制御装置５０はカウント・フィールド
の長さに関するデータを記憶しており、これらは全て同
一長である。カウント・フィールドが読出されると、制
御装置５０は続くキー・フィールド及びデータ・フィー
ルドの長さに関する情報を有する。読出されるフィール
ドの特定のフィールド長がＬ１バイト以下の場合、すな
わちフィールドが短い場合、ステップ３１４でＬ１値が
セットされる。フィールド長がＬ１よりも大きい場合、
オペレーションはステップ３１６に移行する。ステップ
３１６において、フィールド長がＬ３バイト以上か否か
が判断され、Ｌ３バイト以上の場合、そのフィールドは
長いフィールドであり、オペレーションはステップ３１
８に移行し、Ｌ３値をセットする。Ｌ３バイト未満の場
合、フィールドは中間のフィールドであり、オペレーシ
ョンはステップ３２０に移行し、Ｌ２値をセットする。

【００２２】長さをチェックする理由は、レコードが非
常に短い場合、データが不適な未消去の旧レコードから
読出された場合にも、誤り訂正コードによる方法がデー
タを訂正する可能性が存在するからである。非常に短い
フィールドに対しては、低レベルの誤り訂正が使用され
る。またヘッドがトラックを横断して移動する距離Ｄは
フィールド長に依存して変化する。実施例では、Ｌ１は
２０４８バイトで、Ｌ３は６４６８バイトに等しい。次
の表はセットされる値を示す。

【表１】

【００２３】ＥＣＣタイプはレコード長に依存して変化
する。ショート・レコードでは、低レベル・タイプ１の
ＥＣＣが使用される。ロング・レコードでは、高レベル
・タイプ２のＥＣＣが使用される。これらの高レベルＥ
ＣＣ及び低レベルＥＣＣについては、A．M．Patel によ
る米国特許第４７０６２５０号（１９８７年１１月１０
日発行）で述べられている。ｉｍａｘ値は整数値であ
り、ヘッドがトラックを横断して移動する正または負の
最大ステップ数を提供する。Ｄ（１）、Ｄ（２）、Ｄ
（３）及びＤＦの値はマイクロインチで提供され、これ
はデータを確認するために、２つの成功読出しが実施さ
れなければならない両者間の距離を表す。Ｓ（１）、Ｓ
（２）、Ｓ（３）は、ヘッドがゼロ・オフセット値から
移動される距離をマイクロインチで提供する。これらの
値は後述の説明により、より明らかにされる。

【００２４】ステップ３２２で、値ｉがセットされる。
値ｉはヘッドがオフセット・ゼロから移動されるオフセ
ット・ステップ数を表す。ステップ３２４で、ヘッド３
０はオフセットＳ（ｉ）またはこの第１の場合ではＳ
（１）に移動される。これはヘッドがオフセット・ゼロ
から正方向に移動される距離の値であり、この距離は上
記表から獲得される。フィールドがステップ３２６で読
出され、ステップ３２８で読出しが成功したか否かが判
断される。読出しが成功の場合、ステップ３３０でデー
タが送信される。そうでない場合、ステップ３３２で、
ヘッドがオフセット値が負のＳ（ｉ）またはこの第１の
場合では負のＳ（１）に移動される。この距離値は、オ
フセット・ゼロ値から負の方向に離れる以外は、Ｓ
（１）と同じである。ステップ３３４でフィールドが読
出され、ステップ３３６でチェックされる。読出しが成
功の場合、ステップ３３０でデータが送信される。そう
でない場合、オペレーションは図７のステップＡに移行
する。

【００２５】図６のステップの全体オペレーションにつ
いて要約する。フィールドはオフセット・ゼロすなわち
トラック中心において読出されない。そして、レコード
がオフセット・ゼロの一方の側の単一の小ステップＳ
（１）において読出される場合、データは正しいと見な
され、成功読出しが１回だけしか得られない場合にも、
送出される。しかしながら、フィールドがオフセット・
ゼロから距離Ｓ（１）よりも大きい距離離れて読出され
なければならない場合には、異なるヘッド位置における
追加の確認読出しが必要となる。

【００２６】図７において、ステップＡはステップ４０
０に導かれる。ステップ４００では、ｉが１だけ増分さ
れる。ステップ４０２では、ｉがｉｍａｘと比較され
る。ｉがｉｍａｘよりも大きい場合、オフセットの最大
数が既に取られており、オペレーションは図１０のステ
ップＸに移行する。ｉがｉｍａｘ以下の場合、ステップ
４０４でヘッド３０がオフセットＳ（ｉ）に移動され
る。ステップ４０６及びステップ４０８では、それぞれ
フィールドが読出され、チェックされる。読出しが成功
の場合、ステップ４１０でフィールド長がチェックされ
る。フィールド長がＬ３以上の場合、オペレーションは
ステップ４１２に移行し、データが送信される。フィー
ルド長がＬ３より小さい場合、次のステップは図８のス
テップＢとなる。ステップ４０８における読出しが成功
でない場合、ステップ４１４でヘッド３０が負のＳ
（ｉ）に移動される。フィールドがステップ４１６で読
出され、ステップ４１８でチェックされる。読出しが成
功しない場合、オペレーションはステップ４００に戻
る。読出しが成功の場合、ステップ４２０でフィールド
長がチェックされる。フィールド長がＬ３以上の場合、
ステップ４２２でデータが送信される。フィールド長が
Ｌ３より小さい場合、次のステップは図９のステップＣ
となる。

【００２７】図７の全体オペレーションについて要約す
る。ヘッド３０はレコードの読出しを試行するために、
ゼロ・オフセットからトラックを横断して、交互に同一
の正及び負の距離だけ移動される。ステップ距離は次第
に増加される。読出しが正のオフセット位置において成
功し、フィールド長がＬ３より小さいと、オペレーショ
ンは読出しを確認するためにステップＢに移行する。負
のオフセット位置において読出しが成功し、フィールド
長がＬ３より小さい場合、オペレーションは読出しを確
認するためにステップＣに移行する。フィールド長がＬ
３以上で、読出しが成功した場合、データ読出しが、不
完全に消去された旧レコードから得られる機会は非常に
小さく、データは正しいと見なされる。

【００２８】代わりに、フィールドがＬ３以上の場合に
も読出しの確認を実行しても良い。この場合、ステップ
４１０、４１２、４２０及び４２２が排除され、ステッ
プ４０８及び４１８は、読出しが成功した場合に、直接
ステップＢ及びＣにそれぞれ導かれる。Ｌ３に対応する
適切なＤ値（例えば１００マイクロインチ）が上記表に
追加されてもよい。

【００２９】図８において、ステップＢはステップ５０
０に導かれる。ステップ５００で、オフセットＳ（ｉ）
において読出されたレコードのＣＲＣ値が、値ＣＲＣ
［Ｓ（ｉ）］として記憶される。ステップ５０２で、ヘ
ッド３０はオフセットＳ（ｉ）＋Ｄ（ｉ）に移動され
る。Ｄ（ｉ）は任意の未消去の以前の旧レコードの幅よ
りも大きく選択される。実施例では、Ｄ（ｉ）はＷ／４
≦Ｄ（ｉ）≦Ｗ／２であり、最適には、ほぼＷ／３に等
しい。ここでＷはトラック幅である。ステップ５０４及
びステップ５０６で、フィールドがそれぞれ読出され、
チェックされる。フィールドが成功裡に読出されない場
合、オペレーションは図７のステップＤに移行する。記
録が成功裡に読出されると、ステップ５１０において、
Ｓ（ｉ）＋Ｄ（ｉ）において読出されたレコードのＣＲ
Ｃ値が値ＣＲＣ［Ｓ（ｉ）＋Ｄ（ｉ）］として記憶され
る。ステップ５１２で、値ＣＲＣ［Ｓ（ｉ）＋Ｄ
（ｉ）］が値ＣＲＣ［Ｓ（ｉ）］と比較される。これら
の値が等しい場合、これは旧未消去のレコードではなく
新たなレコードと判断され、データがステップ５１４で
送信される。

【００３０】図９において、ステップＣはステップ７０
０に導かれる。ステップ７００で、オフセット−Ｓ
（ｉ）において読出されたレコードのＣＲＣ値が、値Ｃ
ＲＣ［−Ｓ（ｉ）］として記憶される。ステップ７０２
で、ヘッド３０はオフセット−Ｓ（ｉ）−Ｄ（ｉ）に移
動される。ステップ７０４及びステップ７０６で、フィ
ールドがそれぞれ読出されチェックされる。フィールド
が成功裡に読出されない場合、オペレーションは図７の
ステップＥに移行する。記録が成功裡に読出されると、
ステップ７１０において、−Ｓ（ｉ）−Ｄ（ｉ）におい
て読出されたレコードのＣＲＣ値が値ＣＲＣ［−Ｓ
（ｉ）−Ｄ（ｉ）］として記憶される。ステップ７１２
で、値ＣＲＣ［−Ｓ（ｉ）−Ｄ（ｉ）］が値ＣＲＣ［−
Ｓ（ｉ）］と比較される。これらの値が等しい場合、こ
れは旧未消去のレコードではなく新たなレコードと判断
され、データがステップ７１４で送信される。

【００３１】これで図８及び図９のオペレーションが理
解されよう。すなわち、トラック中心から特定の距離Ｓ
（ｉ）の所で１回目の成功読出しが達成される場合、次
に１回目の読出しから距離Ｄ（ｉ）離れた所で、同一デ
ータの２回目の確認読出しが実行されなければならな
い。

【００３２】図１０において、ステップＸはステップ８
００に導かれる。ヘッド３０はオフセットＤＦ／２に移
動される。フィールドがステップ８０２及び８０４で、
それぞれ読出され、チェックされる。レコードが成功裡
に読出されない場合、オペレーションは図１１のステッ
プＺに移行する。レコードが成功裡に読出される場合、
ステップ８０６でＣＲＣ値がＣＲＣ［ＤＦ／２］として
記憶される。ステップ８０８で、ヘッド３０はオフセッ
ト−ＤＦ／２に移動される。ステップ８１０及び８１２
において、フィールドがそれぞれ読出され、チェックさ
れる。フィールドが成功裡に読出されない場合、オペレ
ーションは図１１のステップＺに移行する。フィールド
が成功裡に読出されると、ＣＲＣ値がＣＲＣ［−ＤＦ／
２］としてステップ８１４で記憶される。ステップ８１
６で、ＣＲＣ［ＤＦ／２］がＣＲＣ［−ＤＦ／２］と比
較される。これらの値が等しい場合、データがステップ
８１８で送信され、等しくない場合、オペレーションは
ステップＺに移行する。

【００３３】図１０に示されるオペレーションが理解さ
れたことであろう。すなわち、ステップの最大数が取ら
れた場合（ｉ＞ｉｍａｘ）、ステップＸで開始されるオ
ペレーションが使用される。距離ＤＦ（D Final）離れ
て位置する２つの位置において、フィールドを成功裡に
読出すための試行が実施される。これはヘッドを最初に
ゼロ・オフセット位置から正の位置ＤＦ／２に移動し、
次に負の位置ＤＦ／２に移動することにより実行され
る。読出しが確認されない場合、オペレーションは図１
１のステップＺに移行する。

【００３４】図１１においてステップＺはステップ９０
０に導かれ、ここでヘッド３０はオフセット・ゼロ位置
に再度戻される。ステップ９０２及びステップ９０４に
おいて、フィールドがそれぞれ読出され、チェックされ
る。読出しが成功すると、データがステップ９０６で送
信される。そうでない場合、ステップ９０８でエラー・
メッセージがホスト・システムに送信される。図１１の
これらの最後のステップは、レコードの成功読出し及び
確認が達成されず、システム７０に所望のレコードがア
クセスされないことを通知しなければならない時に実施
される。

【００３５】要するに本発明は、距離Ｄ離れた２つの位
置におけるデータ読出しを比較することにより、データ
読出しが正しいことを確認する記憶システムを教示す
る。実施例では、これは両方のデータ読出しのＣＲＣ値
を比較することにより達成される。しかしながら、本発
明はフィールドの他の部分、例えば誤り訂正コードを比
較することによっても実施される。代わりにフィールド
が全体的に比較されてもよい。

【００３６】本発明の他の実施例もまた可能である。例
えば、オフセット・ゼロから開始する代わりに、ヘッド
が初期には外側の位置に配置され、ゼロ・オフセットに
増分的に接近するように移動され、サイドを入れ換えて
も良い。また、ディスク・サイズまたは所望のトラック
の半径方向位置に依存して、Ｄの値が調整されても良
い。追加の再読出しステップが追加され、読出しが各ヘ
ッド位置において複数回試行されても良い。

【００３７】本発明は可変データ・フィールド長を使用
するが、本発明は固定ブロック・システムにも適用可能
である。これらのシステムは既知であり、セクタ化され
たまたは長さが固定のデータ・フィールドを有する。こ
うした場合では、データ・フィールド長の決定が必要と
なる。

【００３８】本発明の実施例について詳細に述べられて
きたが、当業者には、本発明の範囲を逸脱することな
く、これらの実施例に対する変更及び応用が可能である
ことが理解されよう。

【００３９】

【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
消去バンドを必要とせず、不完全に消去された以前のデ
ータ・フィールドを誤って読出すことのないＤＡＳＤシ
ステム及び方法が提供される。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明のデータ記憶システムの概要図である。

【図２】図１のシステムの一部の上面図である。

【図３】本発明の磁気抵抗ヘッドの概要図である。

【図４】図１のシステムのデータ・トラックの概要図で
ある。

【図５】本発明の３つの隣接するデータ・トラックの概
要図であり、トラックの読出し及び書込みを表す図であ
る。

【図６】本発明のシステムのオペレーションを表す流れ
図である。

【図７】本発明のシステムのオペレーションを表す流れ
図である。

【図８】本発明のシステムのオペレーションを表す流れ
図である。

【図９】本発明のシステムのオペレーションを表す流れ
図である。

【図１０】本発明のシステムのオペレーションを表す流
れ図である。

【図１１】本発明のシステムのオペレーションを表す流
れ図である。

【符号の説明】

１２磁気記録ディスク１４同心円データ・トラック１６スピンドル１８スピンドル・モータ２０シャシ３０読出し／書込みヘッド３２サスペンション３４アーム３６リニア・アクチュエータ５０制御装置ユニット５２中央処理ユニット５６アクチュエータ制御／駆動ユニット５８読出し／書込みチャネル６０スピンドル制御／駆動ユニット７０ホスト・システム１００スライダ素子１０２エア・ベアリング面１０６読出し／書込み素子１１０誘導性書込み素子１１２磁気抵抗性読出し素子１５０ホーム・アドレス１５２レコード・ゼロ・ブロック１５４レコード・ブロック１５６、１７６ギャップ１７０カウント・フィールド１７２オプショナル・キー・フィールド１７４、２０２、２０４データ・フィールド１８０誤り訂正コード（ＥＣＣ）１８２巡回冗長検査（ＣＲＣ）コード２００トラック中心線

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者ロバート・ラム・クウォックアメリカ合衆国95120、カリフォルニア州サン・ホセ、クイーンズブリッジ・ウェイ 1140 (72)発明者アーヴァインド・モチブハイ・パテルアメリカ合衆国95119、カリフォルニア州サン・ホセ、サン・イグナチオ・アベニュー 6583 (72)発明者ロバート・アンソニー・ルトレッジアメリカ合衆国95120、カリフォルニア州サン・ホセ、ポスト・オーク・サークル 5984

Claims

(57)【特許請求の範囲】

【請求項１】データ・トラックを有するデータ記憶媒体
と、読出し素子と、該読出し素子にデータ・トラックからデータを読出させ
るための、該読出し素子に接続される読出し手段と、前記読出し素子に相対して媒体を移動する移動手段と、前記データ記憶媒体に相対して、前記読出し素子をデー
タ・トラックの幅を横断して異なる位置に移動する位置
決め手段と、２回の成功した読出しが同一トラック上で距離Ｄ離れる
ように前記読出し素子の移動を制御する、前記位置決め
手段に接続される制御手段と、前記２回の読出しからの読出しデータを比較し、それら
が同一であるか否かを判断する比較手段と、を含むデータ記憶システム。
【請求項２】Ｗがデータ・トラックの幅を示す時、Ｗ／
４≦Ｄ≦Ｗ／２である、請求項１記載のデータ記憶シス
テム。
【請求項３】Ｗがデータ・トラックの幅を示す時、Ｄが
Ｗ／３にほぼ等しい、請求項１記載のデータ記憶システ
ム。
【請求項４】前記データ記憶媒体が磁気記録層を有す
る、請求項１記載のデータ記憶システム。
【請求項５】前記読出し素子が磁気抵抗素子である、請
求項１記載のデータ記憶システム。
【請求項６】前記比較手段が２回の成功した読出しから
のデータの選択部分を比較する、請求項１記載のデータ
記憶システム。
【請求項７】前記比較手段が２回の成功した読出しの巡
回冗長検査コードを比較する、請求項１記載のデータ記
憶システム。
【請求項８】前記位置決め手段に接続され、読出し素子
の幅よりも大きな幅を有する書込み素子を含む、請求項
１記載のデータ記憶システム。
【請求項９】前記距離Ｄが読出されるデータの長さに従
い変化する、請求項１記載のデータ記憶システム。
【請求項１０】前記制御手段が１回目の成功した読出し
を獲得するために、読出し素子を初期位置から増分距離
離れた位置へ移動する、請求項１記載のデータ記憶シス
テム。
【請求項１１】前記距離Ｄが前記読出し素子が移動され
た増分距離の数に従い変化する、請求項１０記載のデー
タ記憶システム。
【請求項１２】データ記憶方法であって、読出しヘッドをデータ記憶媒体のデータ・トラックの幅
に沿って第１の位置に移動するステップと、前記第１の位置においてデータ・トラックを読出すステ
ップと、前記第１の位置において読出された情報を記憶するステ
ップと、前記読出しヘッドをデータ・トラックの幅に沿って、前
記第１の位置から距離Ｄ離れた第２の位置に移動するス
テップと、前記第２の位置においてデータ・トラックを読出すステ
ップと、１回目の読出しデータが２回目の読出しデータと等しい
か否かを判断し、等しい場合にデータを送信するステッ
プと、を含む方法。
【請求項１３】Ｗがデータ・トラックの幅を示す時、Ｗ
／４≦Ｄ≦Ｗ／２である、請求項１２記載の方法。
【請求項１４】Ｗがデータ・トラックの幅を示す時、Ｄ
がＷ／３にほぼ等しい、請求項１２記載の方法。
【請求項１５】前記データ記憶媒体が磁気記録層を有す
る、請求項１２記載の方法。
【請求項１６】前記読出しヘッドが磁気抵抗素子であ
る、請求項１２記載の方法。
【請求項１７】前記データが等しいか否かを判断するス
テップが、２回の成功した読出しからのデータの選択さ
れた部分を比較するステップを含む、請求項１２記載の
方法。
【請求項１８】前記データが等しいか否かを判断するス
テップが、２回の読出しの巡回冗長検査コードを比較す
るステップを含む、請求項１２記載の方法。
【請求項１９】前記読出しヘッドがデータ・トラックの
幅よりも小さい幅を有する、請求項１２記載の方法。
【請求項２０】前記距離Ｄが読出されるデータの長さに
従い変化する、請求項１２記載の方法。
【請求項２１】１回目の成功した読出しを獲得するため
に、前記読出しヘッドを初期位置から増分距離離れた位
置へ移動する、請求項１２記載の方法。
【請求項２２】前記距離Ｄが前記読出しヘッドが移動さ
れた増分距離の数に従い変化する、請求項２１記載の方
法。
【請求項２３】データ・トラックを有するデータ記憶媒
体と、読出し素子と、前記読出し素子にデータ・トラックからデータを読出さ
せるための、前記読出し素子に接続される読出し手段
と、前記読出し素子に相対して媒体を移動する移動手段と、前記データ記憶媒体に相対して、読出し素子をデータ・
トラックの幅を横断して異なる位置に移動する位置決め
手段と、１回目の読出しが成功するまで、前記読出し素子を初期
位置から交互に正及び負の増分距離離れた位置に移動す
る、前記位置決め手段に接続される第１の制御手段と、前記１回目の読出しが正の増分距離において成功した場
合、読出し素子を前記１回目の成功した読出し位置から
正の距離Ｄ離れた第２の位置に移動し、前記１回目の読
出しが負の増分距離において成功した場合、前記読出し
素子を前記１回目の成功した読出し位置から負の距離Ｄ
離れた第２の位置に移動し、２回目の読出しが第２の位
置において成功するようにする、前記位置決め手段に接
続される第２の制御手段と、前記第１の位置及び前記第２の位置から読出されたデー
タを比較し、それらが同一か否かを判断する比較手段
と、を含む、データ記憶システム。
【請求項２４】Ｗがデータ・トラックの幅を示す時、Ｗ
／４≦Ｄ≦Ｗ／２である、請求項２３記載のデータ記憶
システム。
【請求項２５】Ｗがデータ・トラックの幅を示す時、Ｄ
がＷ／３にほぼ等しい、請求項２３記載のデータ記憶シ
ステム。
【請求項２６】前記データ記憶媒体が磁気記録層を有す
る、請求項２３記載のデータ記憶システム。
【請求項２７】前記読出し素子が磁気抵抗素子である、
請求項２３記載のデータ記憶システム。
【請求項２８】前記比較手段が前記第１の位置及び前記
第２の位置から読出されるデータの選択された部分を比
較する、請求項２３記載のデータ記憶システム。
【請求項２９】前記比較手段が２回の成功した読出しの
巡回冗長検査コードを比較する、請求項２３記載のデー
タ記憶システム。
【請求項３０】前記距離Ｄが読出されるデータの長さに
従い変化する、請求項２３記載のデータ記憶システム。
【請求項３１】前記距離Ｄが、前記読出し素子が移動さ
れた増分距離の数に従い変化する、請求項２３記載のデ
ータ記憶システム。
【請求項３２】前記位置決め手段に接続され、読出し素
子の幅よりも大きな幅を有する書込み素子を含む、請求
項２３記載のデータ記憶システム。