JP2764097B2 - ディスクおよびディスクからデータを読出す方法、ならびにディスクを初期設定するための方法 - Google Patents
ディスクおよびディスクからデータを読出す方法、ならびにディスクを初期設定するための方法Info
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- G11B20/18—Error detection or correction; Testing, e.g. of drop-outs
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- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
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- G11B2220/20—Disc-shaped record carriers
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- Signal Processing (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
- Automatic Disk Changers (AREA)
- Manufacturing Of Magnetic Record Carriers (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】 背景 発明の分野 この発明は光学ディスクおよび磁気ディスクに関する
ものであり、特に、データの記憶のためのそのようなデ
ィスクで欠陥を回避し、または適合させるための技術に
関連する。
ものであり、特に、データの記憶のためのそのようなデ
ィスクで欠陥を回避し、または適合させるための技術に
関連する。
発明の背景 磁気ディスクはコンピュータシステムにおいてデータ
の記憶のためにしばしば利用される。最近では、種々の
型の光学ディスクも市場に出始めている。これらは、リ
ードオンリディスク、ライトワンスディスクばかりでな
くフル機能読出／書込ディスクを含む。
の記憶のためにしばしば利用される。最近では、種々の
型の光学ディスクも市場に出始めている。これらは、リ
ードオンリディスク、ライトワンスディスクばかりでな
くフル機能読出／書込ディスクを含む。
すべてのディスクに共通する問題は、それらが完全に
欠陥なしに製造されることがあり得ないことである。す
なわち、ディスクがどのように注意深く製造されようと
も、読出されるデータが先に書込まれたデータと同じで
はなくなるディスクの部分が常に存在する。製造直後に
は存在しなかったとしても、そのような欠陥は使用中に
生じることもある。この問題は光学ディスクの比較的新
しい分野では一層深刻であり、光学ディスクでの欠陥は
磁気ディスクの、技術が十分に発達した分野における欠
陥よりも何倍も一般的である。
欠陥なしに製造されることがあり得ないことである。す
なわち、ディスクがどのように注意深く製造されようと
も、読出されるデータが先に書込まれたデータと同じで
はなくなるディスクの部分が常に存在する。製造直後に
は存在しなかったとしても、そのような欠陥は使用中に
生じることもある。この問題は光学ディスクの比較的新
しい分野では一層深刻であり、光学ディスクでの欠陥は
磁気ディスクの、技術が十分に発達した分野における欠
陥よりも何倍も一般的である。
コンピュータ用途で使用されるディスクは典型的には
同中心トラックに分割され、各トラックは１つまたはそ
れ以上のセクタに分割される。両面ディスクの場合、ま
たは多数のプラタ（platters）が同時に回転されるディ
スクの場合、通常は種々の表面の種々の同中心トラック
が同中心シリンダを形成するように並べられ、それらの
トラックは異なるヘッドにより同時にアクセスされ得
る。光学ディスクの場合、オーディオ用途から発展して
来た螺旋状記録フォーマットを有しているが、そのよう
な光学ディスクの場合には、螺旋状トラックの各回転の
終わりにマーカーを置いて、そのような指標マークに遭
遇する度ごとに１トラックだけ内方向にトラッキング機
構をスキップさせることにより、同中心トラックがシミ
ュレートされる。このようにして、ディスクのら状線に
より引き起こされるトラッキング機構の漸進的な外方向
の動きが各回転につき１度無効にされ、ディスクの多数
の回転を通じて、ら状線の同一セグメントにヘッドを維
持する。
同中心トラックに分割され、各トラックは１つまたはそ
れ以上のセクタに分割される。両面ディスクの場合、ま
たは多数のプラタ（platters）が同時に回転されるディ
スクの場合、通常は種々の表面の種々の同中心トラック
が同中心シリンダを形成するように並べられ、それらの
トラックは異なるヘッドにより同時にアクセスされ得
る。光学ディスクの場合、オーディオ用途から発展して
来た螺旋状記録フォーマットを有しているが、そのよう
な光学ディスクの場合には、螺旋状トラックの各回転の
終わりにマーカーを置いて、そのような指標マークに遭
遇する度ごとに１トラックだけ内方向にトラッキング機
構をスキップさせることにより、同中心トラックがシミ
ュレートされる。このようにして、ディスクのら状線に
より引き起こされるトラッキング機構の漸進的な外方向
の動きが各回転につき１度無効にされ、ディスクの多数
の回転を通じて、ら状線の同一セグメントにヘッドを維
持する。
ディスクはハードセクタかソフトセクタのいずれかに
され得る。ハードセクタディスクにおいては、孔または
他の物理的表示マークがディスク上に置かれ、それがパ
ルス（指標パルスと呼ばれる）を各回転につき１度トリ
ガするようにする。物理的マークはまた、たとえば18°
間隔のような、固定された間隔でディスクの周囲に置か
れ、トラックにおける各セクタの始まりを示す。こうい
った物理的マークでフォーマットされるディスクはハー
ドセクタ方式と呼ばれるが、その理由は、ディスクが製
造者のもとを離れれば、セクタがトラック上の異なる位
置へは動かされ得ないからである。しかしながら、ハー
ドセクタ方式と呼ばれる或る型のディスクでも実際は現
場において修正可能であることは認められるべきであ
る。こういったディスク上のセクタマークは、適当な回
路で読出と修正が可能である媒体上に設けられる特有の
パターンを構成する。
され得る。ハードセクタディスクにおいては、孔または
他の物理的表示マークがディスク上に置かれ、それがパ
ルス（指標パルスと呼ばれる）を各回転につき１度トリ
ガするようにする。物理的マークはまた、たとえば18°
間隔のような、固定された間隔でディスクの周囲に置か
れ、トラックにおける各セクタの始まりを示す。こうい
った物理的マークでフォーマットされるディスクはハー
ドセクタ方式と呼ばれるが、その理由は、ディスクが製
造者のもとを離れれば、セクタがトラック上の異なる位
置へは動かされ得ないからである。しかしながら、ハー
ドセクタ方式と呼ばれる或る型のディスクでも実際は現
場において修正可能であることは認められるべきであ
る。こういったディスク上のセクタマークは、適当な回
路で読出と修正が可能である媒体上に設けられる特有の
パターンを構成する。
ソフトセクタディスクもまた、ディスク上の各トラッ
クの始まりを示すように指標マークを有する。しかしな
がら、セクタの始まりを示すマークは媒体中で固定され
ておらず、ソフトウェア制御のもとに置かれる。さら
に、ソフトセクタディスク上のセクタは、所望されるな
らば異なるトラック上の異なる角位置に置かれ得る。
クの始まりを示すように指標マークを有する。しかしな
がら、セクタの始まりを示すマークは媒体中で固定され
ておらず、ソフトウェア制御のもとに置かれる。さら
に、ソフトセクタディスク上のセクタは、所望されるな
らば異なるトラック上の異なる角位置に置かれ得る。
典型的には、セクタはデータ領域が後に続くヘッダ領
域を含む。ヘッダ領域の前にはギャップがあり、このギ
ャップはセクタの初めが認識された後でヘッダを読出す
準備をするのに十分な時間をディスク制御器回路に与え
るために使用される。ヘッダはVFO領域で始まり、ヘッ
ド読出回路はそれを認識し、かつそれを用いてその内部
ビットクロック周波数を設定する。VFO領域の後には同
期（sync）領域が続く。同期領域は、入来するビットの
ストリームをバイトに適当に分割するためにディスク制
御器が使用するコードを含む。次にヘッダは識別セクシ
ョンを含み、通常それはトラック数のための２バイトを
含み、１バイトはヘッド数のためのものであり、もう１
バイトはセクタ数のためのものである。ヘッダは他の情
報も含み得る。ヘッダの後には第２のギャップが存在
し、セクタ識別情報がこれが所望のセクタであることを
示しているかどうかをディスク制御器が決定する時間
と、情報がこのセクタのデータ領域に書込まれるならば
書込信号を高めるための時間とを見込んでいる。ヘッダ
領域がエラー検出コード（たとえばCRC）を含むなら
ば、このギャップはまた、ヘッダがエラーを含んでいた
かどうかを決定するのに必要な時間を与える。
域を含む。ヘッダ領域の前にはギャップがあり、このギ
ャップはセクタの初めが認識された後でヘッダを読出す
準備をするのに十分な時間をディスク制御器回路に与え
るために使用される。ヘッダはVFO領域で始まり、ヘッ
ド読出回路はそれを認識し、かつそれを用いてその内部
ビットクロック周波数を設定する。VFO領域の後には同
期（sync）領域が続く。同期領域は、入来するビットの
ストリームをバイトに適当に分割するためにディスク制
御器が使用するコードを含む。次にヘッダは識別セクシ
ョンを含み、通常それはトラック数のための２バイトを
含み、１バイトはヘッド数のためのものであり、もう１
バイトはセクタ数のためのものである。ヘッダは他の情
報も含み得る。ヘッダの後には第２のギャップが存在
し、セクタ識別情報がこれが所望のセクタであることを
示しているかどうかをディスク制御器が決定する時間
と、情報がこのセクタのデータ領域に書込まれるならば
書込信号を高めるための時間とを見込んでいる。ヘッダ
領域がエラー検出コード（たとえばCRC）を含むなら
ば、このギャップはまた、ヘッダがエラーを含んでいた
かどうかを決定するのに必要な時間を与える。
セクタにおけるデータ領域はVFO領域と同期領域で始
まり、典型的にはそれらのすぐ後にそのセクタに対する
データバイトが続く。エラー検出コード（EDC）または
エラー検出および修正コード（EDAC）もまた含まれ得
る。ディスクを回転させるモータの速度の変化を適応さ
せるために、次のセクタの始まりの前に、第３のギャッ
プがデータ領域の後に続く。
まり、典型的にはそれらのすぐ後にそのセクタに対する
データバイトが続く。エラー検出コード（EDC）または
エラー検出および修正コード（EDAC）もまた含まれ得
る。ディスクを回転させるモータの速度の変化を適応さ
せるために、次のセクタの始まりの前に、第３のギャッ
プがデータ領域の後に続く。
欠陥を適応させるために、過去には多数の異なる機構
が用いられてきた。ディスクの運転中にエラーに遭遇す
るとしばしば使用される或る技術は、単にデータを改め
て読出すことを含んでいる。機能不全が示される前に読
出動作は３回試みられ得る。エラーを引き起こす欠陥が
事実上断続性のもの（すなわち、「ソフトな」欠陥）に
すぎない場合、時折この技術は他の場合には損失された
と考えられるデータの回復を許容する。しかしながら、
欠陥が永久的（すなわち、「ハード」）であればこの技
術はいかなる改良ももたらさず、たとえ欠陥が断続性の
ものであったとしても動作する保証はない。
が用いられてきた。ディスクの運転中にエラーに遭遇す
るとしばしば使用される或る技術は、単にデータを改め
て読出すことを含んでいる。機能不全が示される前に読
出動作は３回試みられ得る。エラーを引き起こす欠陥が
事実上断続性のもの（すなわち、「ソフトな」欠陥）に
すぎない場合、時折この技術は他の場合には損失された
と考えられるデータの回復を許容する。しかしながら、
欠陥が永久的（すなわち、「ハード」）であればこの技
術はいかなる改良ももたらさず、たとえ欠陥が断続性の
ものであったとしても動作する保証はない。
別な一般的機構では、そのセクタにストアされる情報
に多少の冗長さを付加するために、各セクタにおいてエ
ラー検出および修正コード（EDAC）が用いられる。情報
がディスクに書込まれると、検査コードが計算され、情
報とともにディスクに書込まれる。情報がディスクから
再び読出されると、新たな検査コードが計算されて、デ
ータとともにディスクに書込まれた検査コードと比較さ
れる。２個の検査コードが同一であれば、データは正確
であると仮定される。それらが異なれば、エラーが存在
し、誤ったデータを修正する試みがなされ得る。
に多少の冗長さを付加するために、各セクタにおいてエ
ラー検出および修正コード（EDAC）が用いられる。情報
がディスクに書込まれると、検査コードが計算され、情
報とともにディスクに書込まれる。情報がディスクから
再び読出されると、新たな検査コードが計算されて、デ
ータとともにディスクに書込まれた検査コードと比較さ
れる。２個の検査コードが同一であれば、データは正確
であると仮定される。それらが異なれば、エラーが存在
し、誤ったデータを修正する試みがなされ得る。
この機構はある程度有効であり、他の欠陥適応技術を
使用するディスクでも有用である。しかしながら、この
機構は１検査ブロックあたり或る数のエラーの容量しか
有さず、ディスクがフォーマットされた後か、または初
期化された後、運転中に生じる欠陥のためにその容量を
とっておくことが望ましい。それゆえ、欠陥がフォーマ
ッティング段階で発見されるならば、他の技術を用いる
ことが望ましい。
使用するディスクでも有用である。しかしながら、この
機構は１検査ブロックあたり或る数のエラーの容量しか
有さず、ディスクがフォーマットされた後か、または初
期化された後、運転中に生じる欠陥のためにその容量を
とっておくことが望ましい。それゆえ、欠陥がフォーマ
ッティング段階で発見されるならば、他の技術を用いる
ことが望ましい。
フォーマッティング段階で用いられて、磁気ディスク
または書込可能光学ディスクにおいて欠陥に対応するた
めの或る技術はセクタリロケーションと呼ばれる。この
技術においては、ディスク上に１個または２個の予備ト
ラックが取置きされ得て、こうした方策を講じない場合
であれば欠陥を含むであろうデータのセクタをストアす
る。典型的なフォーマッティング動作では、セクタには
繰返しデータが書込まれ、読出され、さらにオリジナル
と比較される。或る数より少ないエラーが現われれば、
セクタは良好であると考えられ、エラー管理はEDAC技術
に託される。そうでなければ、セクタは不良であると考
えられ、そのような印が付される。不良セクタからの読
出またはそこへの書込に遭遇するときはいつでも、ヘッ
ドが予備トラック上の同一セクタへ移動するように、ポ
インタも不良セクタのヘッダ部分に書込まれて予備トラ
ックを示す。
または書込可能光学ディスクにおいて欠陥に対応するた
めの或る技術はセクタリロケーションと呼ばれる。この
技術においては、ディスク上に１個または２個の予備ト
ラックが取置きされ得て、こうした方策を講じない場合
であれば欠陥を含むであろうデータのセクタをストアす
る。典型的なフォーマッティング動作では、セクタには
繰返しデータが書込まれ、読出され、さらにオリジナル
と比較される。或る数より少ないエラーが現われれば、
セクタは良好であると考えられ、エラー管理はEDAC技術
に託される。そうでなければ、セクタは不良であると考
えられ、そのような印が付される。不良セクタからの読
出またはそこへの書込に遭遇するときはいつでも、ヘッ
ドが予備トラック上の同一セクタへ移動するように、ポ
インタも不良セクタのヘッダ部分に書込まれて予備トラ
ックを示す。
セクタリロケーション技術に関する重要な問題は、セ
クタを不良であると考えさせるエラーはわずか２、３個
の不良バイトによるものであり得ることである。これは
磁気ディスクではかなりありふれて起こることであり、
光学ディスクではさらに一層ありふれたことである。従
って、データのセクタ全体がわずか２、３個の不良バイ
トのために無駄にされ得る。この技術に関する別な問題
は、ファイルがしばしばディスクの連続セクタにストア
されるので生じる。正常であれば連続するセクタが、欠
陥を含むためにリロケートされるならば、全ファイルが
読出されるときはいつでも、時間的損失が発生する。
クタを不良であると考えさせるエラーはわずか２、３個
の不良バイトによるものであり得ることである。これは
磁気ディスクではかなりありふれて起こることであり、
光学ディスクではさらに一層ありふれたことである。従
って、データのセクタ全体がわずか２、３個の不良バイ
トのために無駄にされ得る。この技術に関する別な問題
は、ファイルがしばしばディスクの連続セクタにストア
されるので生じる。正常であれば連続するセクタが、欠
陥を含むためにリロケートされるならば、全ファイルが
読出されるときはいつでも、時間的損失が発生する。
フォーマッティング段階で利用される別な技術は、セ
クタスペアリングとして公知である。この技術は、予備
セクタが別の予備トラック上ではなく、各トラックの端
部にリロケートされることを除けば、セクタリロケーシ
ョン技術に類似している。セクタスペアリング技術はセ
クタリロケーション技術と同一の欠点を有する。
クタスペアリングとして公知である。この技術は、予備
セクタが別の予備トラック上ではなく、各トラックの端
部にリロケートされることを除けば、セクタリロケーシ
ョン技術に類似している。セクタスペアリング技術はセ
クタリロケーション技術と同一の欠点を有する。
ソフトセクタディスクに対してのみ利用可能である、
ディスクで欠陥を適応させるためのなお別な技術におい
ては、まずデータがトラック上に書込まれ、次に再び読
出されて欠陥があればその場所を決定する。次に、発見
される欠陥のすべてがギャップ領域にリロケートされる
ような方法で、セクタマーク、ヘッダおよびデータ領域
がトラック上に書込まれる。この技術はセクタリロケー
ション技術およびセクタスペアリング技術に優る改良を
提供するが、それでもまだ最適ではない。たとえば、デ
ータ領域になるものの終わりの近くで欠陥が発見されれ
ば、この技術を利用するために、そのデータ領域の前に
来るギャップ領域がほぼデータ領域の大きさまで（たと
えば、1Kバイト）拡大されなければならないであろう。
ディスクで欠陥を適応させるためのなお別な技術におい
ては、まずデータがトラック上に書込まれ、次に再び読
出されて欠陥があればその場所を決定する。次に、発見
される欠陥のすべてがギャップ領域にリロケートされる
ような方法で、セクタマーク、ヘッダおよびデータ領域
がトラック上に書込まれる。この技術はセクタリロケー
ション技術およびセクタスペアリング技術に優る改良を
提供するが、それでもまだ最適ではない。たとえば、デ
ータ領域になるものの終わりの近くで欠陥が発見されれ
ば、この技術を利用するために、そのデータ領域の前に
来るギャップ領域がほぼデータ領域の大きさまで（たと
えば、1Kバイト）拡大されなければならないであろう。
ディスクでの欠陥に対応するためのなお別な技術は、
マグネティック・ペリフェラルズ・インコーポレーテッ
ド（Magnetic Peripherals,Inc.）により工学仕様書で
明らかにされている。この仕様書のもとでは、セクタは
4Kフォーマットか16Kフォーマットのいずれかであれば
よい。4Kフォーマットにおいては、ヘッダは、媒体の、
欠陥を中心とする固定された大きさの96バイト領域上を
制御器がスキップすることを可能にする情報を含む。欠
陥は、この技術では管理不能であると考えられ、他の欠
陥管理技術に付託される前に、64バイト程度の大きさに
なり得る。16Kフォーマットにおいては、１個のデータ
領域において２個のスキップが適応する。これら２個の
スキップは連結され得て、１個の160バイトスキップを
形成する。各セクタに対するヘッダはフラグワードを含
み、それはデータ領域が０スキップを含むか、１スキッ
プを含むか、それとも16Kフォーマットの場合には２ス
キップを含むかを示す。ヘッダはまた１個または２個の
２バイト欠陥ポインタを含む。データ領域が欠陥を含ん
でいれば、第１の欠陥ポインタはデータセグメントの始
まりから第１のスキップの始まりまでの大きさをバイト
で含む。セクタが4Kフォーマットにあれば、データは96
バイトスキップの直後に再び始まり、データ領域の終わ
りまで続く。セクタが16Kフォーマットにあり、フラグ
ワードがデータ領域が第２の欠陥を含むことを示せば、
第２の欠陥ポインタは第１のスキップと第２のスキップ
の間のバイトの数を含む。データの読出は第２のスキッ
プの直後に再び始まり、データ領域の終わりまで続く。
マグネティック・ペリフェラルズ・インコーポレーテッ
ド（Magnetic Peripherals,Inc.）により工学仕様書で
明らかにされている。この仕様書のもとでは、セクタは
4Kフォーマットか16Kフォーマットのいずれかであれば
よい。4Kフォーマットにおいては、ヘッダは、媒体の、
欠陥を中心とする固定された大きさの96バイト領域上を
制御器がスキップすることを可能にする情報を含む。欠
陥は、この技術では管理不能であると考えられ、他の欠
陥管理技術に付託される前に、64バイト程度の大きさに
なり得る。16Kフォーマットにおいては、１個のデータ
領域において２個のスキップが適応する。これら２個の
スキップは連結され得て、１個の160バイトスキップを
形成する。各セクタに対するヘッダはフラグワードを含
み、それはデータ領域が０スキップを含むか、１スキッ
プを含むか、それとも16Kフォーマットの場合には２ス
キップを含むかを示す。ヘッダはまた１個または２個の
２バイト欠陥ポインタを含む。データ領域が欠陥を含ん
でいれば、第１の欠陥ポインタはデータセグメントの始
まりから第１のスキップの始まりまでの大きさをバイト
で含む。セクタが4Kフォーマットにあれば、データは96
バイトスキップの直後に再び始まり、データ領域の終わ
りまで続く。セクタが16Kフォーマットにあり、フラグ
ワードがデータ領域が第２の欠陥を含むことを示せば、
第２の欠陥ポインタは第１のスキップと第２のスキップ
の間のバイトの数を含む。データの読出は第２のスキッ
プの直後に再び始まり、データ領域の終わりまで続く。
工学仕様書で説明された技術は先に説明されたどの技
術よりも柔軟性があり得るが、それはなお欠点を有す
る。まず、欠陥スキップは常に96バイトであるので、欠
陥がはるかに小さくとも常に、96バイトが失われるであ
ろう。第２の欠点を理解するためには、ディスク制御器
が典型的には一致論理を含み、そのときにディスクから
読出されているセクタが制御器により所望されているセ
クタであるかどうかを決定する、ということに注目する
ことが有用である。セクタ識別情報がヘッダから読出さ
れると、それは所望のセクタを識別するストアされた情
報とビットごとに一致論理により比較される。もし有効
な情報があるとすれば欠陥ポインタのうちどれがそれを
含むのかを決定するために、（同じヘッダに含まれる）
フラグワードが到着すると同時にそれらをテストするの
にこの同じ一致論理がまた必要となるならば、一致論理
は極度に複雑となり得る。そのような複雑さは、データ
がディスクから到着する速度では深刻な問題である。デ
ータ速度が極度に速いので、一致論理は可能な限り簡単
であることが必要とされる。
術よりも柔軟性があり得るが、それはなお欠点を有す
る。まず、欠陥スキップは常に96バイトであるので、欠
陥がはるかに小さくとも常に、96バイトが失われるであ
ろう。第２の欠点を理解するためには、ディスク制御器
が典型的には一致論理を含み、そのときにディスクから
読出されているセクタが制御器により所望されているセ
クタであるかどうかを決定する、ということに注目する
ことが有用である。セクタ識別情報がヘッダから読出さ
れると、それは所望のセクタを識別するストアされた情
報とビットごとに一致論理により比較される。もし有効
な情報があるとすれば欠陥ポインタのうちどれがそれを
含むのかを決定するために、（同じヘッダに含まれる）
フラグワードが到着すると同時にそれらをテストするの
にこの同じ一致論理がまた必要となるならば、一致論理
は極度に複雑となり得る。そのような複雑さは、データ
がディスクから到着する速度では深刻な問題である。デ
ータ速度が極度に速いので、一致論理は可能な限り簡単
であることが必要とされる。
発明の概要 それゆえこの発明の目的は、上記の問題のいくつかま
たはすべてを軽減する、欠陥管理の技術を提供すること
である。
たはすべてを軽減する、欠陥管理の技術を提供すること
である。
この発明の別な目的は、最小のオーバヘッドでデータ
領域における欠陥をスキップすることを可能にするセク
タフォーマットを有するディスクを提供することであ
る。
領域における欠陥をスキップすることを可能にするセク
タフォーマットを有するディスクを提供することであ
る。
この発明の別な目的は、改良された欠陥管理機構を用
いてディスクを初期設定する方法を提供することであ
る。
いてディスクを初期設定する方法を提供することであ
る。
この発明の別な目的は、改良された欠陥管理技術を組
入れるディスクを読出す方法を提供することである。
入れるディスクを読出す方法を提供することである。
上記目的および他の目的は、各セクタがヘッダおよび
データ領域を含み、その際データ領域が１個またはそれ
以上の欠陥を含み得るディスクフォーマットを使用する
ことにより、この発明に従って達成される。ヘッダは、
データ領域における各欠陥に対して、欠陥をカバーする
「不良領域」の前に来る良好な領域の大きさと不良領域
の大きさを特定する欠陥記述子を含む。従って不良領域
は大きさが可変であり、データ領域においてどこにでも
リロケートされ得る。データ領域が欠陥を含んでいなけ
れば、第１の不良領域の前に来る良好なバイトの数を示
す欠陥記述子の部分が少なくともセクタの大きさ以上で
あるバイトの数に設定される。なお、以下の実施例で
も、欠陥をカバーする「不良領域」の前にくる良好な領
域の大きさと不良領域の大きさを特定する値はヘッダに
含まれているが、そうした値は必ずしもヘッダに含まれ
る必要はなく、ディスク上のどの領域にあってもよい。
データ領域を含み、その際データ領域が１個またはそれ
以上の欠陥を含み得るディスクフォーマットを使用する
ことにより、この発明に従って達成される。ヘッダは、
データ領域における各欠陥に対して、欠陥をカバーする
「不良領域」の前に来る良好な領域の大きさと不良領域
の大きさを特定する欠陥記述子を含む。従って不良領域
は大きさが可変であり、データ領域においてどこにでも
リロケートされ得る。データ領域が欠陥を含んでいなけ
れば、第１の不良領域の前に来る良好なバイトの数を示
す欠陥記述子の部分が少なくともセクタの大きさ以上で
あるバイトの数に設定される。なお、以下の実施例で
も、欠陥をカバーする「不良領域」の前にくる良好な領
域の大きさと不良領域の大きさを特定する値はヘッダに
含まれているが、そうした値は必ずしもヘッダに含まれ
る必要はなく、ディスク上のどの領域にあってもよい。
別なように特定されない限り、ここで使用されるよう
に、セクタの大きさはEDACを含む、セクタのデータ領域
における良好なバイトの数である。
に、セクタの大きさはEDACを含む、セクタのデータ領域
における良好なバイトの数である。
セクタがディスクから読出されると、欠陥記述子で特
定される値はまずディスク制御器のレジスタにストアさ
れる。次に、データのバイトがデータ領域から読出さ
れ、その間、読出されるバイトの数のトラックを保って
いる。読出されるバイトの数がセクタの大きさに達する
と、データ領域は欠陥を含んではおらず、読出動作が完
了される。読出されるバイトの数がそれがセクタの大き
さに達する前に第１の良好な領域の大きさに達すれば、
第１の不良領域で読出が継続し、読出される不良バイト
の数が第１の不良領域の大きさに達するまでデータが捨
てられる。欠陥記述子が第２の不良領域をサポートして
いれば、次のいずれかの場合になるまで第２の良好な領
域からデータバイトの読出が継続する。すなわち、
（１）（第１の良好な領域と第２の良好な領域の両方か
ら）読出される良好なバイトの総数がセクタの大きさに
達し、読出動作が完了する場合、または（２）第２の良
好な領域に対し欠陥記述子において特定されるバイトの
数が達せられ、次に制御器が第２の不良領域からバイト
を読出して捨て始める場合とである。このプロセスは、
読出ヘッドが欠陥記述子によりサポートされる最後の不
良領域を越えるまで続く。次にデータ領域の終わりまで
良好なデータが読出される。
定される値はまずディスク制御器のレジスタにストアさ
れる。次に、データのバイトがデータ領域から読出さ
れ、その間、読出されるバイトの数のトラックを保って
いる。読出されるバイトの数がセクタの大きさに達する
と、データ領域は欠陥を含んではおらず、読出動作が完
了される。読出されるバイトの数がそれがセクタの大き
さに達する前に第１の良好な領域の大きさに達すれば、
第１の不良領域で読出が継続し、読出される不良バイト
の数が第１の不良領域の大きさに達するまでデータが捨
てられる。欠陥記述子が第２の不良領域をサポートして
いれば、次のいずれかの場合になるまで第２の良好な領
域からデータバイトの読出が継続する。すなわち、
（１）（第１の良好な領域と第２の良好な領域の両方か
ら）読出される良好なバイトの総数がセクタの大きさに
達し、読出動作が完了する場合、または（２）第２の良
好な領域に対し欠陥記述子において特定されるバイトの
数が達せられ、次に制御器が第２の不良領域からバイト
を読出して捨て始める場合とである。このプロセスは、
読出ヘッドが欠陥記述子によりサポートされる最後の不
良領域を越えるまで続く。次にデータ領域の終わりまで
良好なデータが読出される。
この技術は小さなまたは大きな欠陥をカバーするため
に可変長の不良領域という柔軟性を提供する。そればか
りでなく、この技術はまた、いかにして、またいくつの
欠陥をスキップするかを決定するためにフラグをテスト
する必要がないので簡単に実現されることがわかる。同
一のハードウェア装置を、スキップの数とは無関係に、
欠陥記述子により支援される総数まで使用することがで
きる。
に可変長の不良領域という柔軟性を提供する。そればか
りでなく、この技術はまた、いかにして、またいくつの
欠陥をスキップするかを決定するためにフラグをテスト
する必要がないので簡単に実現されることがわかる。同
一のハードウェア装置を、スキップの数とは無関係に、
欠陥記述子により支援される総数まで使用することがで
きる。
詳細な説明 第1A図および第1B図には、この発明に従った改良され
た欠陥管理機構を有するセクタのフォーマットの表示が
示されている。第1A図の最上部には、AMF波形10が示さ
れている。それは、第1A図および第1B図に表わされるセ
クタの開始を示すAMF（アドレス・マーク・ファウン
ド）パルス12を含む。ハードセクタディスク上では、AM
Fパルスがセクタ開始孔、または他の永久または半永久
マーキングにより発生されるセクタパルスに置換される
であろう。
た欠陥管理機構を有するセクタのフォーマットの表示が
示されている。第1A図の最上部には、AMF波形10が示さ
れている。それは、第1A図および第1B図に表わされるセ
クタの開始を示すAMF（アドレス・マーク・ファウン
ド）パルス12を含む。ハードセクタディスク上では、AM
Fパルスがセクタ開始孔、または他の永久または半永久
マーキングにより発生されるセクタパルスに置換される
であろう。
説明されるセクタを含むディスク上のトラックの部分
がストリップ20として第1A図に示されている。それはGA
P1領域22で始まり、それはAMFパルス12が受取られると
き、読出ヘッドの下にあるべきである。GAP1領域22の後
には、AMFパルス12のすぐ後に始まるHEADER領域24が続
く。HEADER領域24の後にはGAP2領域26が続き、順にその
後にはDATA領域28が続く。この実施例におけるセクタの
大きさは1Kバイトであり、そのためDATA領域28は良好な
領域のみでも、EDACと、1Kバイト全部とを収容するのに
十分な程度に大きくされる。DATA領域28の後にはGAP3領
域30が続き、次のセクタの始めまでそれが続く。GAP1領
域22、GAP2領域26およびGAP3領域30の目的は、関連技術
に関して上で説明されたものと同一である。
がストリップ20として第1A図に示されている。それはGA
P1領域22で始まり、それはAMFパルス12が受取られると
き、読出ヘッドの下にあるべきである。GAP1領域22の後
には、AMFパルス12のすぐ後に始まるHEADER領域24が続
く。HEADER領域24の後にはGAP2領域26が続き、順にその
後にはDATA領域28が続く。この実施例におけるセクタの
大きさは1Kバイトであり、そのためDATA領域28は良好な
領域のみでも、EDACと、1Kバイト全部とを収容するのに
十分な程度に大きくされる。DATA領域28の後にはGAP3領
域30が続き、次のセクタの始めまでそれが続く。GAP1領
域22、GAP2領域26およびGAP3領域30の目的は、関連技術
に関して上で説明されたものと同一である。
ストリップ40はHEADER領域24の詳細を示している。そ
れは、SYNC領域44が後に続くVFO領域42で始まる。これ
ら２個の領域は、データがディスクから到来してくる速
度に従ってヘッド読出回路がそのクロック周波数を設定
するのに必要な情報およびタイミングを与える。SYNC領
域44の後にはID領域46が続き、それは４バイトの情報を
含む。ストリップ40の下のストリップ60で示されるよう
に、４個のバイトはTHバイト62、TLバイト64、Ｈバイト
66およびＳバイト68である。それぞれ、それらはトラッ
ク数の上位部分、トラック数の下位部分、ヘッド数およ
びトラック内のセクタ数を表わしている。
れは、SYNC領域44が後に続くVFO領域42で始まる。これ
ら２個の領域は、データがディスクから到来してくる速
度に従ってヘッド読出回路がそのクロック周波数を設定
するのに必要な情報およびタイミングを与える。SYNC領
域44の後にはID領域46が続き、それは４バイトの情報を
含む。ストリップ40の下のストリップ60で示されるよう
に、４個のバイトはTHバイト62、TLバイト64、Ｈバイト
66およびＳバイト68である。それぞれ、それらはトラッ
ク数の上位部分、トラック数の下位部分、ヘッド数およ
びトラック内のセクタ数を表わしている。
ID領域46の後には、下により詳細に説明される欠陥記
述子（DEFECT DESCRIPTOR）48が続く。欠陥記述子48の
後にはCRC領域50が続く。CRC領域50はID領域46およびDE
FECT DESCRIPTOR領域48をカバーするエラー検出能力を
備えているが、エラー修正能力は備えていない。
述子（DEFECT DESCRIPTOR）48が続く。欠陥記述子48の
後にはCRC領域50が続く。CRC領域50はID領域46およびDE
FECT DESCRIPTOR領域48をカバーするエラー検出能力を
備えているが、エラー修正能力は備えていない。
ストリップ60はID領域46とDEFECT DESCRIPTOR領域48
をより詳細に示している。ID領域46の内容は上に説明さ
れている。DEFECT DESCRIPTOR領域48は２個の２バイト
欠陥ポインタ70および72を含む。欠陥ポインタ70は、上
位11ビットを占有するGA1 COUNT領域74と下位５ビット
を占有するBA1 COUNT領域76に分割される。２バイト欠
陥ポインタ72は同様に、上位11ビットを占有するGA2 CO
UNT領域78と下位５ビットを占有するBA2 COUNT領域80に
分割される。
をより詳細に示している。ID領域46の内容は上に説明さ
れている。DEFECT DESCRIPTOR領域48は２個の２バイト
欠陥ポインタ70および72を含む。欠陥ポインタ70は、上
位11ビットを占有するGA1 COUNT領域74と下位５ビット
を占有するBA1 COUNT領域76に分割される。２バイト欠
陥ポインタ72は同様に、上位11ビットを占有するGA2 CO
UNT領域78と下位５ビットを占有するBA2 COUNT領域80に
分割される。
第1B図には、第1A図でストリップ20上に示されている
DATA領域28をより詳細に示すストリップ100が示されて
いる。示された詳細は、DATA領域28が、１および２と番
号を付される２個の欠陥（示されていない）を含むこと
を仮定している。DATA領域28はVFO領域102およびSYNC領
域104で始まり、それらの領域の目的は、第1A図に示さ
れるVFO領域42およびSYNC領域44のものと同一である。S
YNC領域104の後には、第1A図に示されるGA1 COUNT領域7
4により特定されるデータのバイト数を有するGA1領域10
6が続く。GA1領域106は、DATA領域28における第１の
「良好な領域」として既知である。その後には、BA1 CO
UNT領域76で特定されるバイト数を含む、BA1領域108が
続く。BA1領域108は第１の「不良領域」であり、さらに
第１の欠陥はこの領域内で起こる。GA1 COUNT領域74お
よびBA1 COUNT領域76における値がバイトの数を特定す
る細かさ（granularity）を下限として（実例として、
これらの値は４バイト増分でのバイト数を特定し得
る）、BA1領域108は、それがカバーする欠陥より長くな
る必要はない。
DATA領域28をより詳細に示すストリップ100が示されて
いる。示された詳細は、DATA領域28が、１および２と番
号を付される２個の欠陥（示されていない）を含むこと
を仮定している。DATA領域28はVFO領域102およびSYNC領
域104で始まり、それらの領域の目的は、第1A図に示さ
れるVFO領域42およびSYNC領域44のものと同一である。S
YNC領域104の後には、第1A図に示されるGA1 COUNT領域7
4により特定されるデータのバイト数を有するGA1領域10
6が続く。GA1領域106は、DATA領域28における第１の
「良好な領域」として既知である。その後には、BA1 CO
UNT領域76で特定されるバイト数を含む、BA1領域108が
続く。BA1領域108は第１の「不良領域」であり、さらに
第１の欠陥はこの領域内で起こる。GA1 COUNT領域74お
よびBA1 COUNT領域76における値がバイトの数を特定す
る細かさ（granularity）を下限として（実例として、
これらの値は４バイト増分でのバイト数を特定し得
る）、BA1領域108は、それがカバーする欠陥より長くな
る必要はない。
DATA領域28ではBA1領域108の後に別なVFO領域110およ
びSYNC領域112が続き、それらの後には順にGA2領域114
が続く。GA2領域114はDATA領域における第２の「良好な
領域」であり、GA2 COUNT領域78における値により特定
されるバイトの数を含む。GA2領域114の後には第２の
「不良領域」、BA2領域116が続き、それらは第２の欠陥
をカバーし、またそれはBA2 COUNT領域80における値に
より特定されるバイト数を含む。
びSYNC領域112が続き、それらの後には順にGA2領域114
が続く。GA2領域114はDATA領域における第２の「良好な
領域」であり、GA2 COUNT領域78における値により特定
されるバイトの数を含む。GA2領域114の後には第２の
「不良領域」、BA2領域116が続き、それらは第２の欠陥
をカバーし、またそれはBA2 COUNT領域80における値に
より特定されるバイト数を含む。
BA2領域116の後に別なVFO領域118およびSYNC領域120
が続き、それらの後には最後の「良好な領域」、GAF領
域122がさらに続く。GAF領域122はDATA領域28における
良好な領域（GA1領域106、GA2領域114およびGAF領域122
を含んでいる）におけるバイトの総数をセクタの大きさ
まで持ってくるのに必要なバイトの数を含む。DATA領域
28もまたEDAC領域（示されていない）を含み、それはDA
TA領域28における３つの良好な領域すべてに対しエラー
検出および修正を提供する。EDAC領域は普通はユーザの
データの後に続くが、この発明の機構はユーザのデータ
におけるのと同様、EDAC領域における欠陥を適応させ得
るので、EDACは完全にGAF領域122にあるか、またはGA2
領域114およびGAF領域122の間で分割されるか、または
３つの良好な領域すべての間で分割され得る。
が続き、それらの後には最後の「良好な領域」、GAF領
域122がさらに続く。GAF領域122はDATA領域28における
良好な領域（GA1領域106、GA2領域114およびGAF領域122
を含んでいる）におけるバイトの総数をセクタの大きさ
まで持ってくるのに必要なバイトの数を含む。DATA領域
28もまたEDAC領域（示されていない）を含み、それはDA
TA領域28における３つの良好な領域すべてに対しエラー
検出および修正を提供する。EDAC領域は普通はユーザの
データの後に続くが、この発明の機構はユーザのデータ
におけるのと同様、EDAC領域における欠陥を適応させ得
るので、EDACは完全にGAF領域122にあるか、またはGA2
領域114およびGAF領域122の間で分割されるか、または
３つの良好な領域すべての間で分割され得る。
DATA領域28が１個の欠陥しか含んでいなければ、BA2
領域116と、VFO領域118と、SYNC領域120と、GAF領域122
とが削除されるであろう。第２の不良領域および最後の
良好な領域がないことは、GA2 COUNT領域78に、大きな
バイト数を特定する値、たとえば2048という値を置くこ
とにより欠陥記述子48で示すことができる。理解される
ことと思うが、少なくともセクタの大きさ以上である固
定された数が最も容易であるが、少なくともセクタの大
きさ以上である任意の数からGA1 COUNT領域74における
値により特定されるバイトの数を引いたものであれば適
切に働くであろう。
領域116と、VFO領域118と、SYNC領域120と、GAF領域122
とが削除されるであろう。第２の不良領域および最後の
良好な領域がないことは、GA2 COUNT領域78に、大きな
バイト数を特定する値、たとえば2048という値を置くこ
とにより欠陥記述子48で示すことができる。理解される
ことと思うが、少なくともセクタの大きさ以上である固
定された数が最も容易であるが、少なくともセクタの大
きさ以上である任意の数からGA1 COUNT領域74における
値により特定されるバイトの数を引いたものであれば適
切に働くであろう。
DATA領域28が欠陥を含まなければ、DATA領域28内のBA
1領域108からGAF領域122までの領域は、両領域を含めて
全て削除されるであろう。これは、少なくともそのセク
タの大きさ以上の値をGA1 COUNT領域74に入れることに
より欠陥記述子48内に示されるであろう。
1領域108からGAF領域122までの領域は、両領域を含めて
全て削除されるであろう。これは、少なくともそのセク
タの大きさ以上の値をGA1 COUNT領域74に入れることに
より欠陥記述子48内に示されるであろう。
第1A図および第1B図に示されるセクタのフォーマット
は各セクタのデータ領域において２個の欠陥まで適応さ
せ得る。サポートされた欠陥数は、欠陥記述子48におい
て70または72のような２つの２バイト欠陥ポインタを、
より多く、またはより少なく含むことにより、所望に応
じて増加または減少され得る。より多数のそのような欠
陥ポインタを用いれば、そのセクタがこの技術によって
は管理不能であると断定され、他の欠陥管理技術に委託
される前に、DATA領域28においてより多くの欠陥をサポ
ートし得る。他方で、拡大された欠陥記述子はそれ自体
は余計なオーバヘッドであり、さらにまたCRC領域50に
より与えられるエラー検出の効果を減じる。2Kバイトま
たはそれより小さいバイトにEDACを加えたセクタの大き
さに対しては、２個の欠陥に対する支援が最適であると
わかっている。
は各セクタのデータ領域において２個の欠陥まで適応さ
せ得る。サポートされた欠陥数は、欠陥記述子48におい
て70または72のような２つの２バイト欠陥ポインタを、
より多く、またはより少なく含むことにより、所望に応
じて増加または減少され得る。より多数のそのような欠
陥ポインタを用いれば、そのセクタがこの技術によって
は管理不能であると断定され、他の欠陥管理技術に委託
される前に、DATA領域28においてより多くの欠陥をサポ
ートし得る。他方で、拡大された欠陥記述子はそれ自体
は余計なオーバヘッドであり、さらにまたCRC領域50に
より与えられるエラー検出の効果を減じる。2Kバイトま
たはそれより小さいバイトにEDACを加えたセクタの大き
さに対しては、２個の欠陥に対する支援が最適であると
わかっている。
GA1 COUNT領域74、BA1 COUNT領域76、GA2 COUNT領域7
8およびBA2 COUNT領域80における値は４の倍数でバイト
の数を特定する。「０」の値は４バイトを示す。従っ
て、ｎをその値により特定されたバイトの数とすると、
これらの値はn/4−１に等しい。BA1 COUNT領域76および
BA2 COUNT領域80は各々５ビット幅であり、そのためそ
れらは128までのバイトを特定する値を各々含み得る。
或る欠陥が128バイトよりも大きければ、それはこの発
明の現在説明されている実施例によっては管理不能であ
ると断定され、他の欠陥管理技術による必要がある。GA
1 COUNT領域74およびGA2 COUNT領域78は各々11ビット幅
であり、それゆえ8192（8K）までのバイトの数を表わし
ている値をストアし得る。これは1KバイトにEDACを加え
たセクタの大きさよりずっと大きいが、8Kまでのバイト
の表現を斟酌すれば、8Kまでの任意のセクタの大きさに
対しても、第1A図に示されるヘッダのフォーマットを標
準とすることができる。
8およびBA2 COUNT領域80における値は４の倍数でバイト
の数を特定する。「０」の値は４バイトを示す。従っ
て、ｎをその値により特定されたバイトの数とすると、
これらの値はn/4−１に等しい。BA1 COUNT領域76および
BA2 COUNT領域80は各々５ビット幅であり、そのためそ
れらは128までのバイトを特定する値を各々含み得る。
或る欠陥が128バイトよりも大きければ、それはこの発
明の現在説明されている実施例によっては管理不能であ
ると断定され、他の欠陥管理技術による必要がある。GA
1 COUNT領域74およびGA2 COUNT領域78は各々11ビット幅
であり、それゆえ8192（8K）までのバイトの数を表わし
ている値をストアし得る。これは1KバイトにEDACを加え
たセクタの大きさよりずっと大きいが、8Kまでのバイト
の表現を斟酌すれば、8Kまでの任意のセクタの大きさに
対しても、第1A図に示されるヘッダのフォーマットを標
準とすることができる。
第1A図および第1B図に示される実施例の一バリエーシ
ョンにおいては、DATA領域が第２の欠陥を含まなけれ
ば、128バイトより大きい１個の欠陥でも対応し得る。
このバリエーションにおいては、そのような大きな欠陥
がディスクの初期設定に際して遭遇されると、バイト数
と混同されることがないような特定の所定のコードがGA
2 COUNT領域78に書込まれ得る。そのようなコードはセ
クタの大きさより大きいバイトのカウントを示してい
る、利用可能な値のうちの１個であってもよく、また
は、「０」がこのフィールドでは他の意味として不当と
される場合であれば、それを「０」としてもよい。その
場合不良領域の大きさを示している値は10ビット幅であ
ると考えられ、すなわち、上位５ビットがBA1 COUNT領
域76に置かれ、下位５ビットがBA2 COUNT領域80に置か
れる。データをセクタから読出しまたはセクタに書込む
場合、DATA領域28における不良領域が始まったときに捨
てるべきバイト数を計算するために、ディスク制御器は
GA2 COUNT領域78における所定のコードを認識して、BA1
COUNT領域76およびBA2 COUNT領域80における値をつな
ぎあわせる。4Kバイトまでの１個の欠陥にはこのバリエ
ーションを用いて対応し得る。多くの他のバリエーショ
ンは明らかであろう。
ョンにおいては、DATA領域が第２の欠陥を含まなけれ
ば、128バイトより大きい１個の欠陥でも対応し得る。
このバリエーションにおいては、そのような大きな欠陥
がディスクの初期設定に際して遭遇されると、バイト数
と混同されることがないような特定の所定のコードがGA
2 COUNT領域78に書込まれ得る。そのようなコードはセ
クタの大きさより大きいバイトのカウントを示してい
る、利用可能な値のうちの１個であってもよく、また
は、「０」がこのフィールドでは他の意味として不当と
される場合であれば、それを「０」としてもよい。その
場合不良領域の大きさを示している値は10ビット幅であ
ると考えられ、すなわち、上位５ビットがBA1 COUNT領
域76に置かれ、下位５ビットがBA2 COUNT領域80に置か
れる。データをセクタから読出しまたはセクタに書込む
場合、DATA領域28における不良領域が始まったときに捨
てるべきバイト数を計算するために、ディスク制御器は
GA2 COUNT領域78における所定のコードを認識して、BA1
COUNT領域76およびBA2 COUNT領域80における値をつな
ぎあわせる。4Kバイトまでの１個の欠陥にはこのバリエ
ーションを用いて対応し得る。多くの他のバリエーショ
ンは明らかであろう。
第1A図および第1B図に示されるようにフォーマットさ
れるディスク上でセクタのデータ読出または書込動作を
実施する方法を、第２図を参照しながら説明する。簡略
化のためにセクタのデータ読出動作のみ説明するが、セ
クタのデータ書込動作のためにも類似する手続が利用さ
れ得ることが理解されるであろう。この方法は本質的に
４つのセクションに分割される。すなわちはセットアッ
プセクション202、第１の良好なおよび不良の読出セク
ション204、第２の良好なおよび不良の読出セクション2
06、および最後の良好な読出セクション208である。
れるディスク上でセクタのデータ読出または書込動作を
実施する方法を、第２図を参照しながら説明する。簡略
化のためにセクタのデータ読出動作のみ説明するが、セ
クタのデータ書込動作のためにも類似する手続が利用さ
れ得ることが理解されるであろう。この方法は本質的に
４つのセクションに分割される。すなわちはセットアッ
プセクション202、第１の良好なおよび不良の読出セク
ション204、第２の良好なおよび不良の読出セクション2
06、および最後の良好な読出セクション208である。
セットアップセクション202においては、まずディス
ク制御器は12のようなAMFパルスを待つ（第1A図）。こ
れはステップ210で起こる。ステップ212および214にお
いては、ID領域46が読出されて、所望のセクタを記述し
ているストアされたID情報とバイトごとに比較される。
セクタID情報が所望のセクタのものに符合しなければ、
制御はステップ210に戻り、次のセクタに対しそのテス
トが反復される。セクタID情報が所望のセクタのものに
符合すれば、制御はステップ216に続く。このステップ
において、欠陥記述子48が読出される。GA1 COUNT領域7
4、BA1 COUNT領域76、GA2 COUNT領域78およびBA2 COUNT
領域80から読出される値は、それぞれGA1 COUNTレジス
タ、BA1 COUNTレジスタ、GA2 COUNTレジスタ、およびBA
2 COUNTレジスタ（示されていない）にストアされる。
またステップ216においては、セクタの大きさはSSレジ
スタ（示されていない）にロードされる。データ領域が
読出されるときに何らかの欠陥をスキップするかどうか
を決定するためのテストをすべきフラグが存在しないの
で、極端に複雑な一致論理は必要とされないことがわか
る。一致検出出力信号に関する、簡単なバイトごとのビ
ットレベル比較器で十分である。
ク制御器は12のようなAMFパルスを待つ（第1A図）。こ
れはステップ210で起こる。ステップ212および214にお
いては、ID領域46が読出されて、所望のセクタを記述し
ているストアされたID情報とバイトごとに比較される。
セクタID情報が所望のセクタのものに符合しなければ、
制御はステップ210に戻り、次のセクタに対しそのテス
トが反復される。セクタID情報が所望のセクタのものに
符合すれば、制御はステップ216に続く。このステップ
において、欠陥記述子48が読出される。GA1 COUNT領域7
4、BA1 COUNT領域76、GA2 COUNT領域78およびBA2 COUNT
領域80から読出される値は、それぞれGA1 COUNTレジス
タ、BA1 COUNTレジスタ、GA2 COUNTレジスタ、およびBA
2 COUNTレジスタ（示されていない）にストアされる。
またステップ216においては、セクタの大きさはSSレジ
スタ（示されていない）にロードされる。データ領域が
読出されるときに何らかの欠陥をスキップするかどうか
を決定するためのテストをすべきフラグが存在しないの
で、極端に複雑な一致論理は必要とされないことがわか
る。一致検出出力信号に関する、簡単なバイトごとのビ
ットレベル比較器で十分である。
第１の良好なおよび不良の読出セクション204におい
ては、まずヘッド読出回路がディスクから到来するデー
タのクロック周波数と同期化される（ステップ220）。
ステップ222においては、第１の良好なバイトのデータ
がGA1領域106から読出され、ディスク制御器にストアさ
れたGA1 COUNTおよびSS COUNTは両方との１だけ減分さ
れる。ステップ224においては、SSレジスタの値が
「０」かどうかについてテストされ、そのテストが肯定
であれば手続は終結される。ここではまだGA1領域106か
ら読出しているので、これはDATA領域28が欠陥を含んで
いなかったときのみ起こり得る。
ては、まずヘッド読出回路がディスクから到来するデー
タのクロック周波数と同期化される（ステップ220）。
ステップ222においては、第１の良好なバイトのデータ
がGA1領域106から読出され、ディスク制御器にストアさ
れたGA1 COUNTおよびSS COUNTは両方との１だけ減分さ
れる。ステップ224においては、SSレジスタの値が
「０」かどうかについてテストされ、そのテストが肯定
であれば手続は終結される。ここではまだGA1領域106か
ら読出しているので、これはDATA領域28が欠陥を含んで
いなかったときのみ起こり得る。
ステップ226においては、新たなGA1 COUNTが「０」か
どうかについてテストされ、そのテストが否定であれ
ば、制御はステップ222に戻されて次の良好なバイトの
データを読出す。テストが肯定であれば、GA1領域106に
おけるすべての良好なバイトは読出されてしまってお
り、ヘッドは第１の不良領域、BA1領域108に入ってい
る。ステップ230においては、BA1領域108における第１
の不良バイトが読出されて捨てられる。BA1 COUNTは減
分されて、ステップ232で「０」か否かについてテスト
され、その結果が否定であれば制御はステップ230に戻
される。ステップ230では、次の不良バイトがBA1領域10
8から読出され、BA1カウントは再び減分される。ステッ
プ232におけるテストが肯定であれば、第１の欠陥のス
キップが完了され、手続は第２の良好なおよび不良の領
域の読出セクション206に続く。
どうかについてテストされ、そのテストが否定であれ
ば、制御はステップ222に戻されて次の良好なバイトの
データを読出す。テストが肯定であれば、GA1領域106に
おけるすべての良好なバイトは読出されてしまってお
り、ヘッドは第１の不良領域、BA1領域108に入ってい
る。ステップ230においては、BA1領域108における第１
の不良バイトが読出されて捨てられる。BA1 COUNTは減
分されて、ステップ232で「０」か否かについてテスト
され、その結果が否定であれば制御はステップ230に戻
される。ステップ230では、次の不良バイトがBA1領域10
8から読出され、BA1カウントは再び減分される。ステッ
プ232におけるテストが肯定であれば、第１の欠陥のス
キップが完了され、手続は第２の良好なおよび不良の領
域の読出セクション206に続く。
第２の良好なおよび不良の領域の読出セクション206
においては、ヘッド読出回路は、ステップ240で入来す
るデータのクロックと再び同期化される。読出ヘッドが
不良領域を横断するときにそれによって発生される波形
は、それが表わすデータにおいてのみならずクロックパ
ルスのロケーションおよびタイミングにおいても信頼で
きないので、前記のことが望ましい。ヘッド読出回路が
適当なクロック周波数を失った場合には、再同期化する
ことが望ましい。
においては、ヘッド読出回路は、ステップ240で入来す
るデータのクロックと再び同期化される。読出ヘッドが
不良領域を横断するときにそれによって発生される波形
は、それが表わすデータにおいてのみならずクロックパ
ルスのロケーションおよびタイミングにおいても信頼で
きないので、前記のことが望ましい。ヘッド読出回路が
適当なクロック周波数を失った場合には、再同期化する
ことが望ましい。
第２の良好なおよび不良の領域の読出セクション206
の他の部分は、第１の良好なおよび不良の領域の読出セ
クション204のものに類似している。ステップ242におい
ては、或るバイトがGA2領域114から読出されてストアさ
れる。SSレジスタの値とGA2 COUNTが両方とも減分され
る。SSレジスタの値はステップ244で「０」についてテ
ストされ、そのテスト結果が肯定であればそのルーチン
は終結される。テストが否定であれば、GA2 COUNTが
「０」についてテストされ、さらにその結果が否定であ
れば、GA2領域114から次の良好なバイトを読出すために
制御がステップ242に戻される。ステップ246におけるテ
ストの結果が肯定であれば、GA2領域114のすべての良好
なバイトが読出されてしまっており、ヘッドはBA2領域1
16からの不良バイトを読出し始めている。ステップ250
においては、BA2領域116からの第１の不良バイトが読出
されて捨てられ、BA2 COUNT値が減分される。BA2 COUNT
がまだ「０」に達していなければ（ステップ252）、制
御は再びステップ250に戻されて、BA2領域116から次の
不良バイトを読出して捨てる。
の他の部分は、第１の良好なおよび不良の領域の読出セ
クション204のものに類似している。ステップ242におい
ては、或るバイトがGA2領域114から読出されてストアさ
れる。SSレジスタの値とGA2 COUNTが両方とも減分され
る。SSレジスタの値はステップ244で「０」についてテ
ストされ、そのテスト結果が肯定であればそのルーチン
は終結される。テストが否定であれば、GA2 COUNTが
「０」についてテストされ、さらにその結果が否定であ
れば、GA2領域114から次の良好なバイトを読出すために
制御がステップ242に戻される。ステップ246におけるテ
ストの結果が肯定であれば、GA2領域114のすべての良好
なバイトが読出されてしまっており、ヘッドはBA2領域1
16からの不良バイトを読出し始めている。ステップ250
においては、BA2領域116からの第１の不良バイトが読出
されて捨てられ、BA2 COUNT値が減分される。BA2 COUNT
がまだ「０」に達していなければ（ステップ252）、制
御は再びステップ250に戻されて、BA2領域116から次の
不良バイトを読出して捨てる。
ステップ252におけるテストの結果が肯定であれば、
それはDATA領域28における第２の欠陥のスキップが完了
していることを意味するが、手続は最後の良好な領域の
読出セクション208に入る。再同期化がステップ240で実
施されたのと同じ理由で、まずステップ260で再同期化
が実施される。次に、SSレジスタの値が「０」に達する
まで、ステップ262および264はGAF領域122から良好なバ
イトを反復して読出し、SSレジスタの値を対応して減分
する。値が「０」に達すると、GAF領域122のすべての良
好なバイトは読出されてしまっており、手続は終結す
る。その後で、EDAC領域（示されていない）のコードを
用いて、ディスク制御器はGA1領域106、GA2領域114およ
びGAF領域122から読出されたすべての良好なデータに関
してエラー修正動作を実施し得る。
それはDATA領域28における第２の欠陥のスキップが完了
していることを意味するが、手続は最後の良好な領域の
読出セクション208に入る。再同期化がステップ240で実
施されたのと同じ理由で、まずステップ260で再同期化
が実施される。次に、SSレジスタの値が「０」に達する
まで、ステップ262および264はGAF領域122から良好なバ
イトを反復して読出し、SSレジスタの値を対応して減分
する。値が「０」に達すると、GAF領域122のすべての良
好なバイトは読出されてしまっており、手続は終結す
る。その後で、EDAC領域（示されていない）のコードを
用いて、ディスク制御器はGA1領域106、GA2領域114およ
びGAF領域122から読出されたすべての良好なデータに関
してエラー修正動作を実施し得る。
先に言及されたように、第２図の方法は小さな修正を
するだけでセクタ書込データ動作を行なうために利用さ
れ得る。特に、ステップ222で明らかにされる、第１の
良好な領域からのバイトの読出およびストアは、第１の
良好な領域における電流ヘッド位置にバイトを書込むス
テップに換えられるであろう。同様に、ステップ242で
明らかにされるバイトの読出およびストアは、第２の良
好な領域へバイトを書込むステップに換えられるであろ
う。ステップ262で明らかにされる、最後の良好な領域
からのバイトを読出してストアするステップも、最後の
良好な領域にバイトを書込むステップに換えられるであ
ろう。
するだけでセクタ書込データ動作を行なうために利用さ
れ得る。特に、ステップ222で明らかにされる、第１の
良好な領域からのバイトの読出およびストアは、第１の
良好な領域における電流ヘッド位置にバイトを書込むス
テップに換えられるであろう。同様に、ステップ242で
明らかにされるバイトの読出およびストアは、第２の良
好な領域へバイトを書込むステップに換えられるであろ
う。ステップ262で明らかにされる、最後の良好な領域
からのバイトを読出してストアするステップも、最後の
良好な領域にバイトを書込むステップに換えられるであ
ろう。
データのバイトを読出して、この発明に従ってフォー
マットされるセクタのデータ領域に書込むための上記の
手続は比較的簡単で実現が容易であることがわかる。そ
れは状態マシンを用いて実現でき、そのようにすれば高
速な動作が得られるために好ましい。しかしながら、マ
イクロコードによる実現も可能であろう。
マットされるセクタのデータ領域に書込むための上記の
手続は比較的簡単で実現が容易であることがわかる。そ
れは状態マシンを用いて実現でき、そのようにすれば高
速な動作が得られるために好ましい。しかしながら、マ
イクロコードによる実現も可能であろう。
この発明を利用してディスクを初期化する方法を、第
３図を参照しながら説明する。基本的には、それはディ
スク上のトラックの欠陥の場所および大きさを決定し、
次に第1A図に示されるヘッダのフォーマットを用いてト
ラックをフォーマットすることを含む。
３図を参照しながら説明する。基本的には、それはディ
スク上のトラックの欠陥の場所および大きさを決定し、
次に第1A図に示されるヘッダのフォーマットを用いてト
ラックをフォーマットすることを含む。
ステップ310では、欠陥がないと仮定してトラックが
フォーマットされる。すなわち、各セクタのGA1カウン
ト領域74に、少なくともセクタの大きさ以上の値が書込
まれ、さらにデータ領域は連続した1104バイトとしてフ
ォーマットされる（1Kバイトのデータおよび80バイトの
EDACを収容するセクタの大きさを仮定）。各セクタに対
するGAP3領域30は、欠陥に対応するためにデータ領域28
を拡張するのに十分な大きさにされる。既知の情報がト
ラックのすべての領域に書込まれる。
フォーマットされる。すなわち、各セクタのGA1カウン
ト領域74に、少なくともセクタの大きさ以上の値が書込
まれ、さらにデータ領域は連続した1104バイトとしてフ
ォーマットされる（1Kバイトのデータおよび80バイトの
EDACを収容するセクタの大きさを仮定）。各セクタに対
するGAP3領域30は、欠陥に対応するためにデータ領域28
を拡張するのに十分な大きさにされる。既知の情報がト
ラックのすべての領域に書込まれる。
ステップ312では、情報はトラックから再び読出され
る。それはステップ314でトラックに書込まれた情報と
比べられ、テーブル（示されていない）が発生されて、
読出に際してトラック上のどのバイトが誤った情報を与
えたかを示す。
る。それはステップ314でトラックに書込まれた情報と
比べられ、テーブル（示されていない）が発生されて、
読出に際してトラック上のどのバイトが誤った情報を与
えたかを示す。
ステップ310ないし314は予め定められた回数、たとえ
ば10回繰返され、エラーテーブルが各反復後に更新され
て、最後に、トラックで各バイトに対しエラーが検出さ
れた回数を示す。次にエラーテーブルがステップ316で
分析され、媒体上のハードな欠陥を識別する。通常媒体
中のハードな欠陥は、実際上このテストが実施される度
ごとにエラーとして現われる。通常ソフトな欠陥は、反
復の10％ないし20％のみでエラーとして現われる。ステ
ップ318では、各所与の欠陥がこの発明の技術を利用し
て管理可能であるかどうかが決定され、仮にそうであれ
ば、適当な欠陥記述子が準備される。この発明の技術を
用いて欠陥が管理され得なければ、代替の処理機能が特
定される（ステップ320）。こうなり得る場合として、
欠陥が大きすぎる場合、データ領域がヘッダの欠陥記述
子部分により支援される欠陥の数より多くを含む場合、
欠陥がヘッダ領域で起こる場合、または欠陥がデータ領
域の初めを含む場合である。最後の場合には、GA1カウ
ント領域74に置かれる値を計算するために用いられる公
式が無効な数を生じるであろう。先行技術のギャップ拡
張技術またはセクタリロケーション技術でこういった型
の欠陥に対応できる。
ば10回繰返され、エラーテーブルが各反復後に更新され
て、最後に、トラックで各バイトに対しエラーが検出さ
れた回数を示す。次にエラーテーブルがステップ316で
分析され、媒体上のハードな欠陥を識別する。通常媒体
中のハードな欠陥は、実際上このテストが実施される度
ごとにエラーとして現われる。通常ソフトな欠陥は、反
復の10％ないし20％のみでエラーとして現われる。ステ
ップ318では、各所与の欠陥がこの発明の技術を利用し
て管理可能であるかどうかが決定され、仮にそうであれ
ば、適当な欠陥記述子が準備される。この発明の技術を
用いて欠陥が管理され得なければ、代替の処理機能が特
定される（ステップ320）。こうなり得る場合として、
欠陥が大きすぎる場合、データ領域がヘッダの欠陥記述
子部分により支援される欠陥の数より多くを含む場合、
欠陥がヘッダ領域で起こる場合、または欠陥がデータ領
域の初めを含む場合である。最後の場合には、GA1カウ
ント領域74に置かれる値を計算するために用いられる公
式が無効な数を生じるであろう。先行技術のギャップ拡
張技術またはセクタリロケーション技術でこういった型
の欠陥に対応できる。
欠陥記述子が準備されてしまえば、今度は欠陥記述子
を用いて、トラックが再びフォーマットされる（ステッ
プ330）。次にトラックはもう１度読出され（ステップ3
32）、新たなエラーテーブルが発生される（ステップ33
4）。ステップ330ないし334は予め定められた回数繰返
され、エラーテーブルはステップ334で反復の度ごとに
更新され、最終的に、エラーテーブルは各セクタにおい
て各バイトで検出されたエラーの数を示す値を含む。こ
のエラーテーブルは、ハードな欠陥がすべて明らかにさ
れたことを確認するため、ステップ336で分析される。
すべてのハードな欠陥が明らかにされていなければ、ま
たはさらに確認することが所望されるならば、全手続が
何回でも繰返される。所望されれば第２のおよびその後
の手続の反復の間フォーマッティングステップ310が削
除され得て、反復の度ごとに少なくとも先の反復と同じ
くらい良好なフォーマットされたトラックが生じられる
ことを保証する。
を用いて、トラックが再びフォーマットされる（ステッ
プ330）。次にトラックはもう１度読出され（ステップ3
32）、新たなエラーテーブルが発生される（ステップ33
4）。ステップ330ないし334は予め定められた回数繰返
され、エラーテーブルはステップ334で反復の度ごとに
更新され、最終的に、エラーテーブルは各セクタにおい
て各バイトで検出されたエラーの数を示す値を含む。こ
のエラーテーブルは、ハードな欠陥がすべて明らかにさ
れたことを確認するため、ステップ336で分析される。
すべてのハードな欠陥が明らかにされていなければ、ま
たはさらに確認することが所望されるならば、全手続が
何回でも繰返される。所望されれば第２のおよびその後
の手続の反復の間フォーマッティングステップ310が削
除され得て、反復の度ごとに少なくとも先の反復と同じ
くらい良好なフォーマットされたトラックが生じられる
ことを保証する。
エラーテーブルは１バイト程度の細かさにまでエラー
数を維持する必要はない。実際、欠陥記述子において利
用されるもの（たとえば、４バイトの細かさ）より細か
い単位でそのようなエラー数を維持することはやる価値
のないことであろう。すなわち、テーブルの各ロケーシ
ョンは４バイトのブロックに関連しており、４バイトの
いずれかで現われる任意のエラーはテーブルのその場所
のタリーを増分する。欠陥記述子のものより粗い単位
（たとえば、12バイトブロック）でテーブルを規定する
ことにより、フォーマッティングプロセスはさらに簡略
化され得る。
数を維持する必要はない。実際、欠陥記述子において利
用されるもの（たとえば、４バイトの細かさ）より細か
い単位でそのようなエラー数を維持することはやる価値
のないことであろう。すなわち、テーブルの各ロケーシ
ョンは４バイトのブロックに関連しており、４バイトの
いずれかで現われる任意のエラーはテーブルのその場所
のタリーを増分する。欠陥記述子のものより粗い単位
（たとえば、12バイトブロック）でテーブルを規定する
ことにより、フォーマッティングプロセスはさらに簡略
化され得る。
上の実施例のバリエーションとして、初めにディスク
に書込まれていたデータとディスクから読出されたデー
タをバイトごとに比較することではなく、EDACを利用し
て、エラーを含むバイトの位置を正確に決めることによ
っても、ステップ314および334が実施され得る。これ
は、初期設定動作を監督するディスク制御器装置または
ソフトウェアルーチンを簡略化し得るが、EDACは或る数
より多い誤ったバイトのロケーションを指摘することが
できないので、結果の精度を減じる。
に書込まれていたデータとディスクから読出されたデー
タをバイトごとに比較することではなく、EDACを利用し
て、エラーを含むバイトの位置を正確に決めることによ
っても、ステップ314および334が実施され得る。これ
は、初期設定動作を監督するディスク制御器装置または
ソフトウェアルーチンを簡略化し得るが、EDACは或る数
より多い誤ったバイトのロケーションを指摘することが
できないので、結果の精度を減じる。
ディスクが通常の使用状態にあるときに使用されるセ
クタの大きさ、たとえば1KバイトにEDACを加えた大きさ
と同じセクタの大きさを用いてステップ310でトラック
をフォーマットし得るが、読出ステップ312は同じ方法
でトラックを読出す必要がないことに注意すべきであ
る。特に、たとえば各々5000バイトの２個の非常に長い
セクタとしてトラックを読出すことが望ましいかもしれ
ない。これは、データ領域ばかりでなく、ヘッダ領域お
よびギャップ領域における欠陥の検出を可能にするであ
ろう。特に各セクタのGAP3領域30において欠陥を検出す
ることが有用である。その理由は、その領域のすぐ前の
データ領域をそのデータ領域の欠陥に対応するために拡
張する必要があれば、そのGAP3領域30が占有された状態
になるからである。
クタの大きさ、たとえば1KバイトにEDACを加えた大きさ
と同じセクタの大きさを用いてステップ310でトラック
をフォーマットし得るが、読出ステップ312は同じ方法
でトラックを読出す必要がないことに注意すべきであ
る。特に、たとえば各々5000バイトの２個の非常に長い
セクタとしてトラックを読出すことが望ましいかもしれ
ない。これは、データ領域ばかりでなく、ヘッダ領域お
よびギャップ領域における欠陥の検出を可能にするであ
ろう。特に各セクタのGAP3領域30において欠陥を検出す
ることが有用である。その理由は、その領域のすぐ前の
データ領域をそのデータ領域の欠陥に対応するために拡
張する必要があれば、そのGAP3領域30が占有された状態
になるからである。
上で説明された実施例はこの発明の原理を表わし得る
多くの特定の実施例を例示しているにすぎないことが理
解されるであろう。この発明の精神および範囲から逸脱
することなしに、これらの原理に従って無数の変更され
た他の配置が容易に案出され得る。一具体例として、こ
の発明の技術を使用することにより、同一セクタにおい
てでも、競合しさえしなければ、他の検出管理技術を利
用できなくなるわけではない。たとえば、ヘッダの欠陥
に対応するためには、ディスクセクタのフォーマット
は、ヘッダの第２の複製コピーを特定し得る。このコピ
ーは、ヘッダの第１のコピーが回復不能であれば読出さ
れる。従って、先の説明は前掲の特許請求の範囲により
規定されるこの発明を限定するようには意図されていな
い。
多くの特定の実施例を例示しているにすぎないことが理
解されるであろう。この発明の精神および範囲から逸脱
することなしに、これらの原理に従って無数の変更され
た他の配置が容易に案出され得る。一具体例として、こ
の発明の技術を使用することにより、同一セクタにおい
てでも、競合しさえしなければ、他の検出管理技術を利
用できなくなるわけではない。たとえば、ヘッダの欠陥
に対応するためには、ディスクセクタのフォーマット
は、ヘッダの第２の複製コピーを特定し得る。このコピ
ーは、ヘッダの第１のコピーが回復不能であれば読出さ
れる。従って、先の説明は前掲の特許請求の範囲により
規定されるこの発明を限定するようには意図されていな
い。
第1A図および第1B図は、この発明に従って初期設定され
るディスク上のセクタの編成を示している。 第２図は、この発明に従って初期設定されるディスク上
のセクタからデータを読出すためのプロセスを示すフロ
ーチャートである。 第３図は、この発明に従ってディスクを初期設定するた
めのプロセスを示すフローチャートである。 図において、20はセクタ、24はヘッダ領域、28はデータ
領域、48は欠陥記述子である。
るディスク上のセクタの編成を示している。 第２図は、この発明に従って初期設定されるディスク上
のセクタからデータを読出すためのプロセスを示すフロ
ーチャートである。 第３図は、この発明に従ってディスクを初期設定するた
めのプロセスを示すフローチャートである。 図において、20はセクタ、24はヘッダ領域、28はデータ
領域、48は欠陥記述子である。
フロントページの続き (72)発明者 ニコス・エス・シリミス アメリカ合衆国、カリフォルニア州、サ ンタ・クララ ミーケイレイ・ジーン・ ウェイ、2460 (72)発明者 ダグラス・ジー・グレイ アメリカ合衆国、カリフォルニア州、サ ンタ・クララ モンロウ、106、ナンバ ー・18 (56)参考文献 特開 昭49−44725（ＪＰ，Ａ) 特開 昭57−51162（ＪＰ，Ａ) 特開 昭62−162284（ＪＰ，Ａ)
Claims (21)
- 【請求項１】改良された欠陥管理を有するディスクであ
って、該ディスクはデータ表面にトラックを有し、前記
トラックは第１のヘッダ領域（24）と該第１のヘッダ領
域に続くデータ領域（28）とを含むセクタ（20）を有
し、前記データ領域は第１の発見される欠陥を潜在的に
含み、前記第１のヘッダ領域は欠陥記述子（48）を含
み、 前記欠陥記述子は、 データの第１の良好な領域（106）の、セクタ内におけ
る終了位置を示す第１の値（74）と、 前記データ領域が第１の欠陥を含むならば、該第１の欠
陥を含み、かつ前記第１の良好な領域の直後に続く可変
長の第１の不良領域（108）の、セクタ内における終了
位置を示す第２の値（76）とを含む、ディスク。 - 【請求項２】前記セクタが前記第１のヘッダ領域と前記
データ領域の間に第２のヘッダ領域を含み、前記第２の
ヘッダ領域がまた前記欠陥記述子を含む、請求項１に記
載のディスク。 - 【請求項３】前記第１の値が前記第１の良好な領域のバ
イト数を示し、前記第２の値が前記第１の不良領域のバ
イト数を示す、請求項１に記載のディスク。 - 【請求項４】前記第１の値が、ｇが前記第１の良好な領
域のバイト数を示すものとすれば、g/4−１であり、さ
らに前記第２の値が、ｂが前記第１の不良領域のバイト
数を示すものとすれば、b/4−１である、請求項３に記
載のディスク。 - 【請求項５】前記第１の値が、前記データ領域が第１の
欠陥を含んでいれば前記第１の良好な領域のバイト数の
所与の関数であり、または前記データ領域が第１の欠陥
を含んでいなければ少なくとも前記セクタの大きさ以上
のバイト数の前記所与の関数である、請求項１に記載の
ディスク。 - 【請求項６】前記データ領域が、前記第１の欠陥に続い
て第２の発見される欠陥を潜在的に含み、前記欠陥記述
子がさらに 前記データ領域が前記第１の欠陥を含んでいれば、前記
第１の不良領域に続く第２の良好なデータの領域（11
4）の前記セクタ内における終了位置を示している第３
の値（78）と、 前記データ領域が前記第１の欠陥と前記第２の欠陥との
両方を含んでいれば、前記第２の欠陥を含み、かつ前記
第２の良好なデータの領域の直後に続く可変長の第２の
不良領域（116）の前記セクタ内における終了位置を示
している第４の値（80）とをさらに含む、請求項１に記
載のディスク。 - 【請求項７】前記第１の値が、前記データ領域が前記第
１の欠陥を含んでいれば前記第１の良好な領域のバイト
数の所与の関数であり、または前記データ領域が欠陥を
含んでいなければ少なくともセクタの大きさ以上のバイ
ト数の前記所与の関数であり、 前記第２の値が、前記データ領域が前記第１の欠陥を含
んでいれば前記第１の不良領域のバイト数の前記所与の
関数であり、 前記第３の値が、前記データ領域が前記第１の欠陥と前
記第２の欠陥との両方を含んでいれば前記第２の良好な
領域のバイト数の前記所与の関数であり、または前記デ
ータ領域が前記第１の欠陥を含んでいるが前記第２の欠
陥を含んでいなければ、少なくとも前記セクタの大きさ
以上のバイト数から前記第１の良好な領域のバイト数を
引いたものの前記所与の関数であり、さらに 前記第４の値が、前記データ領域が前記第１の欠陥と前
記第２の欠陥との両方を含んでいれば前記第２の不良領
域におけるバイト数の前記所与の関数である、請求項６
に記載のディスク。 - 【請求項８】前記第１の値が、前記データ領域が前記第
１の欠陥を含んでいれば前記第１の良好な領域のバイト
数の所与の関数であり、または前記データ領域が欠陥を
含んでいなければ少なくとも前記セクタの大きさ以上の
バイト数の前記所与の関数であり、 前記第２の値が、前記データ領域が前記第１の欠陥を含
み、かつ前記第１の不良領域が予め定められた大きさよ
りも小さければ、前記第１の不良領域のバイト数の前記
所与の関数であり、 前記第３の値が、（ａ）前記データ領域が前記第１の欠
陥と前記第２の欠陥との両方を含んでいれば前記第２の
良好な領域のバイト数の前記所与の関数であり、（ｂ）
前記データ領域が前記第１の欠陥は含んでいるが前記第
２の欠陥を含まず、かつ前記第１の不良領域が予め定め
られた大きさよりも小さければ、少なくとも前記セクタ
の大きさ以上のバイト数から前記第１の良好な領域のバ
イト数を引いたものの前記所与の関数であり、または
（ｃ）前記データ領域が前記第１の欠陥は含んでいるが
前記第２の欠陥を含まず、かつ前記第１の不良領域が少
なくとも前記予め定められた大きさ以上であれば、予め
定められたコードであり、 前記第４の値が、前記データ領域が前記第１の欠陥と前
記第２の欠陥との両方を含んでいれば前記第２の不良領
域のバイト数の前記所与の関数であり、さらに 前記データ領域が前記第１の欠陥は含んでいるが前記第
２の欠陥を含まず、かつ前記第１の不良領域が少なくと
も前記予め定められた大きさ以上であれば、前記第２の
値と前記第４の値とが組合わさって、前記第１の不良領
域のバイト数の前記所与の関数に等しい値を生じる、請
求項６に記載のディスク。 - 【請求項９】前記第１のヘッダ領域が、前記第１のヘッ
ダ領域内のビットのみをカバーするエラーチェックコー
ド（50）をさらに含む、請求項１に記載のディスク。 - 【請求項１０】前記データ領域が前記第１の欠陥を含ん
でいれば、前記データ領域内の、前記第１の不良領域に
続く同期化マーク（112）をさらに含む、請求項１に記
載のディスク。 - 【請求項１１】改良された欠陥管理を有するディスクで
あって、該ディスクはデータ表面にトラックを有し、該
トラックは、ヘッダ領域（24）と該ヘッダ領域に続くデ
ータ領域（28）とを含むセクタ（20）を有し、前記ヘッ
ダ領域は欠陥記述子（48）を含み、該欠陥記述子は 前記データ領域内の第１の良好な領域（106）に存在す
るバイト数を示す値を含むGA1カウント領域（74）と、 前記データ領域において前記第１の良好な領域のすぐ後
に続く第１の不良領域が存在するとすれば、可変長の該
第１の不良領域（108）に存在するバイト数を示す値を
含むBA1カウント領域（76）と、 前記データ領域において前記第１の不良領域に続く第２
の良好な領域が存在するとすれば、該第２の良好な領域
（114）に存在するバイト数を示す値を含むGA2カウント
領域（78）と、 前記データ領域において前記第２の良好な領域のすぐ後
に続く第２の不良領域が存在するとすれば、可変長の該
第２の不良領域（116）に存在するバイト数を示す値を
含むBA2カウント領域（80）とを含む、ディスク。 - 【請求項１２】前記GA1カウント領域と、前記BA1カウン
ト領域と、前記GA2カウント領域と、前記BA2カウント領
域とにおける値が、４の倍数でバイト数を示す、請求項
11に記載のディスク。 - 【請求項１３】前記データ領域が発見される欠陥を含ん
でいれば、前記GA1カウント領域内の値がg1/4−１であ
り、前記BA1カウント領域内の値がb1/4−１であり、前
記GA2カウント領域内の値がg2/4−１であり、さらに前
記BA2カウント領域内の値がb2/4−１であり、ただしg1
は前記第１の良好な領域のバイト数であり、b1は前記第
１の不良領域のバイト数であり、g2は前記第２の良好な
領域のバイト数であり、さらにb2は前記第２の不良領域
のバイト数であり、さらに 前記データ領域が発見される欠陥を含んでいなければ、
前記GA1カウント領域の値が、ｓをセクタの大きさとす
ると、少なくともs/4−１以上である、請求項11に記載
のディスク。 - 【請求項１４】前記GA1カウント領域が、前記欠陥記述
子内の第１の２バイト欠陥ポインタ（70）の上位11ビッ
トを占有し、 前記BA1カウント領域が、前記欠陥記述子内の前記第１
の欠陥ポインタの下位５ビットを占有し、 前記GA2カウント領域が、前記欠陥記述子内の前記第２
の２バイト欠陥ポインタ（72）の上位11ビットを占有
し、さらに 前記BA2カウント領域が、前記欠陥記述子内の前記第２
の欠陥ポインタの下位５ビットを占有する、請求項12に
記載のディスク。 - 【請求項１５】改良された欠陥管理を有するディスクで
あって、該ディスクはデータ表面にトラックを有し、該
トラックは、ヘッダ領域（24）と該ヘッダ領域に続くデ
ータ領域（28）とを含むセクタ（20）を有し、前記デー
タ領域が順に 第１の同期化領域（104）と、 第１の良好な領域（106）と、 前記データ領域が第１の発見される欠陥を含んでいれ
ば、該第１の発見される欠陥を含む第１の不良領域（10
8）とを含み、該第１の不良領域は前記第１の良好な領
域のすぐ後に続き、さらに 前記データ領域が前記第１の発見される欠陥を含んでい
れば、第２の同期化領域（112）と、 前記データ領域が前記第１の発見される欠陥を含んでい
れば、第２の良好な領域（114）と、 前記データ領域が前記第１の発見される欠陥と第２の発
見される欠陥との両方を含んでいれば、該第２の発見さ
れる欠陥を含む第２の不良領域（116）とを含み、該第
２の不良領域は前記第２の良好な領域のすぐ後に続き、
さらに 前記データ領域が前記第１の発見される欠陥と前記第２
の発見される欠陥との両方を含んでいれば、第３の同期
化領域（120）と、 前記データ領域が前記第１の発見される欠陥と前記第２
の発見される欠陥の両方を含んでいれば、第３の良好な
領域（122）とを含み、 前記ヘッダ領域は欠陥記述子（48）を含み、該欠陥記述
子が 第１の２バイト欠陥ポインタ（70）を含み、該第１の２
バイト欠陥ポインタの上位11ビット（74）が値g1/4−１
を含み、さらに前記第１の２バイト欠陥ポインタの下位
５ビット（76）が値b1/4−１を含み、 ただしg1は、前記データ領域が前記第１の発見される欠
陥を含んでいれば前記第１の良好な領域のバイト数であ
り、または前記データ領域が発見される欠陥を含んでい
なければ少なくとも前記セクタの大きさ以上である数で
あり、b1は、前記データ領域が第１の発見される欠陥を
含んでいれば前記第１の不良領域におけるバイトの数で
あり、さらに 前記第１の２バイト欠陥ポインタに続く第２の２バイト
欠陥ポインタ（72）を含み、 該第２の２バイト欠陥ポインタの上位11ビット（78）が
値g2/4−１を含み、さらに前記第２の２バイト欠陥ポイ
ンタの下位５ビット（80）が値b2/4−１を含み、 ただしg2は、前記データ領域が前記第２の発見される欠
陥を含んでいれば前記第２の良好な領域のバイト数であ
り、または前記データ領域が前記第２の発見される欠陥
を含んでいなければ、少なくとも前記セクタの大きさ以
上の値から前記第１の良好な領域のバイト数を引いたも
のであり、b2は、前記データ領域が前記第２の発見され
る欠陥を含んでいれば前記第２の不良領域のバイト数で
あり、 前記ヘッダ領域が、少なくとも前記欠陥記述子内のビッ
トをカバーし、かつ前記ヘッダ領域の外のビットはカバ
ーしないエラーチェックコード（50）をさらに含む、デ
ィスク。 - 【請求項１６】ディスク上のトラックのセクタ（20）か
らデータを読出すための方法であって、前記セクタはデ
ータ領域（28）を含み、該方法は順に、 前記データ領域内の第１の良好な領域（106）に存在す
るデータのバイト数を示す値を前記ディスクから読出
し、さらに前記データ領域が前記第１の良好な領域に続
く第１の不良領域（108）を含んでいれば、前記第１の
不良領域に存在するバイト数を示す値を読出すステップ
（216）と、 前記第１の良好な領域から第１の良好なバイトのデータ
を反復して読出すステップ（222,224,226）とを含み、
該第１の良好なバイトのデータを反復して読出すステッ
プは、読出された第１の良好なバイトの数が、前記セク
タの大きさまたは前記第１の良好な領域内の良好なバイ
トの数のいずれか小さい方に達すると、終結し、前記方
法はさらに、 読出された第１の良好なバイトの数がセクタの大きさに
等しいかまたはそれを超過すれば、この方法を終結する
ステップ（224）と、 前記第１の不良領域から第１の不良バイトのデータを反
復して読出すステップ（230,232）とを含み、該第１の
不良バイトのデータを反復して読出すステップは、読出
された第１の不良バイトの数が前記第１の不良領域内の
不良バイトの数に達すると終結し、前記方法はさらに、 前記第１の不良領域に続く最後の良好な領域（122）か
ら最後の良好なバイトのデータを反復して読出すステッ
プ（262,264）を含み、該最後の良好なバイトのデータ
を反復して読出すステップは、前記データ領域から読出
された良好なバイトの総数がセクタの大きさに達すると
終結する、方法。 - 【請求項１７】前記データ領域内の前記第２の良好な領
域（114）に存在するデータのバイト数を示す値を前記
ディスクから読出し、さらに前記データ領域が前記第２
の良好な領域に続く第２の不良領域（116）を含んでい
れば、該第２の不良領域に存在するバイト数を示す値を
読出すステップ（216）をさらに含み、さらに 第１の不良バイトを反復して読出す前記ステップと最後
の良好なバイトを反復して読出す前記ステップの間に、 前記第２の良好な領域から第２の良好なバイトのデータ
を反復して読出すステップ（242,244,246）をさらに含
み、該第２の良好なバイトのデータを反復して読出すス
テップは、読出された良好なバイトの総数が前記セクタ
の大きさに達したとき、または読出された第２の良好な
バイトの数が前記第２の良好な領域内の良好なバイトの
数に達したときのいずれか最初に起こったときに終結
し、さらに、 読出された良好なバイトの総数が前記セクタの大きさに
等しいかまたはそれを超過すれば、この方法を終結する
ステップと、 前記第２の不良領域から第２の不良バイトのデータを反
復して読出すステップ（250,252）とを含み、該ステッ
プは、読出された第２の不良バイトの数が前記第２の不
良領域内の不良バイトの数に達すると終結する、請求項
16に記載の方法。 - 【請求項１８】最後の良好なバイトを反復して読出すス
テップの前にヘッド読出回路を再同期化するステップ
（260）をさらに含む、請求項16に記載の方法。 - 【請求項１９】ディスクから読出す前記ステップと第１
の良好なバイトを反復して読出す前記ステップとの間
に、前記データ領域が第１の不良領域を含む場合には前
記第１の良好な領域内のバイト数を示す値を、前記デー
タ領域が第１の不良領域を含まない場合には少なくとも
前記セクタの大きさ以上であるバイト数を示す値を、そ
れぞれGA1値としてストアするステップ（216）および、
前記データ領域が第１の不良領域を含む場合には、前記
第１の不良領域内のバイトの数を示す値をBA1値として
ストアするステップ（216）と、 第１の良好なバイトを読出す前記ステップの前に、前記
セクタの大きさを示す値をSS値としてストアするステッ
プ（216）とをさらに含み、 第１の良好なバイトを反復して読出す前記ステップが、
読出された第１の良好なバイトの数に従って前記GA1値
および前記SS値を反復して減分するステップ（222）
と、前記GA1値または前記SS値の少なくともひとつが
「０」に達すると、第１の良好なバイトを反復して読出
す前記ステップを終結するステップ（224,226）とを含
み、 第１の不良バイトを反復して読出す前記ステップが、読
出された第１の不良バイトの数に従って前記BA1値を反
復して減分するステップ（230）と、前記BA1値が「０」
に達すると、第１の不良バイトを反復して読出す前記ス
テップを終結するステップ（232）とを含み、さらに 最後の良好なバイトを反復して読出す前記ステップが、
読出された最後の良好なバイトの数に従って前記SS値を
反復して減分するステップ（262）と、前記SS値が
「０」に達すると、この方法を終結するステップ（26
4）とを含む、請求項16に記載の方法。 - 【請求項２０】ディスクを初期設定するための方法であ
って、 前記ディスクが第１の欠陥を含んでいるかどうかを決定
し、さらにそうであれば、そのような第１の欠陥の場所
および大きさを決定するステップ（310,312,314,316）
と、 前記第１の欠陥を含むセクタ（20）のヘッダ領域（24）
にデータの第１の良好な領域（106）の、セクタ内にお
ける終了位置を示す第１の値を書込むステップ（330）
と、 前記第１の欠陥を含む可変長の第１の不良領域（108）
の、前記セクタ内における終了位置を示す第２の値を前
記ヘッダ領域に書込むステップ（330）とを含む、方
法。 - 【請求項２１】前記ディスクが前記第１の欠陥と同じ前
記セクタにおいて前記第１の欠陥に続く第２の欠陥を含
むかどうかを決定し、さらにもしそうであれば、そのよ
うな第２の欠陥の場所および大きさを決定するステップ
（310,312,314,316）と、 前記セクタの前記ヘッダ領域にデータの第２の良好な領
域（114）の、前記セクタ内における終了位置を示す第
３の値を書込むステップ（330）と、 前記第２の欠陥を含む可変長の第２の不良領域（116）
の、前記セクタ内における終了位置を示す第４の値を前
記ヘッダ領域に書込むステップ（330）とをさらに含
む、請求項20に記載の方法。
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