JP5696483B2 - 情報記憶システム - Google Patents

Description

本件は、情報を記憶する情報記憶システムに関する。

近年、ＨＤＤ（Ｈａｒｄ Ｄｉｓｋ Ｄｒｉｖｅ）と、そのＨＤＤに指示して情報の読書きを行わせる制御装置とを備えた情報記憶システムが普及している。

ＨＤＤには、内蔵の磁気ディスクにおける例えば１個のセクタ等の記憶区画を単位としてアクセス範囲が指定される。そして、その指定されたアクセス範囲から情報が読み出される。また、多くの場合、各記憶区画が記憶している記憶情報は、その情報の正誤を確認可能ないわゆるＥＣＣ（Ｅｒｒｏｒ Ｃｈｅｃｋｉｎｇ ａｎｄ Ｃｏｒｒｅｃｔｉｏｎ）符号を含んだものとなっている。このＥＣＣ符号は、各記憶区画から記憶情報が読み出されたときの、その読み出された記憶情報についての誤り検出と、その記憶情報から誤りが検出された場合の情報修正に用いられる。記憶区画から記憶情報が読み出されると、その記憶情報についての誤り検出が、その記憶情報に含まれているＥＣＣ符号を使って行われる。そして、読み出された記憶情報から誤りが検出された場合には、その読み出された記憶情報の修正がＥＣＣ符号を使って行われる。

ＨＤＤでは、指定されたアクセス範囲の各記憶区画からの記憶情報の読出しは、そのアクセス範囲の先頭に位置する記憶区画から順次に行われる。

また、ある記憶区画から読み出された記憶情報から誤りが検出されなかった場合、あるいは、誤りが検出されてもＥＣＣ符号を使って修正された場合には、ＨＤＤでは、その記憶区画から読み出された記憶情報から正確な情報が得られたと判断される。ある記憶区画について、このように正確な情報が得られたと判断されると、次の記憶区画についての情報の読出し、誤り検出等が行われる。

一方、ある記憶区画の記憶情報について、誤りが検出され、且つ、修正も出来なかった場合には、その記憶区画から記憶情報が再び読出されて、その再び読み出された記憶情報について誤り検出と修正がＥＣＣ符号を使って行われる。この再度の読出し、誤り検出、修正という一連の処理を、以下、リトライ処理と呼ぶ。リトライ処理は、読み出された記憶情報が修正されることで、その記憶情報から正確な情報が得られたと判断されるまで繰り返される。そして、このようなリトライ処理を経て正確な情報が得られた場合も、次の記憶区画についての情報の読出し、誤り検出等が行われる。

ここで、ＨＤＤの多くは、上記のリトライ処理に要した時間の合計が、予め決められた制限時間に達した場合には、情報の読出しを打ち切り、ＨＤＤの制御装置に向けて、ＨＤＤ内部での読出しの失敗を示すエラー情報を出力する。

上記の記憶区画から読み出された記憶情報から検出される誤りには、例えばヘッドで情報を読み出す際のクロストークやノイズ等に起因した軽微な誤りや、傷等の欠陥に起因した重篤な誤りがある。

軽微な誤りが検出された場合には、少ない回数のリトライ処理で、正確な情報を得ることが可能であることが多い。一方で、重篤な誤りが検出された場合には、リトライ処理が何度も繰り返されても、記憶情報から正確な情報が得らないことが多い。

そこで、ＨＤＤに、上記のエラー情報と共に、制限時間に達した時点でリトライ処理中であった記憶区画を、欠陥が存在している記憶区画として制御装置に報告させ、その制御装置で次のような交代処理を行うことが知られている。

交代処理は、ＨＤＤから報告されてきた記憶区画について、その記憶区画に替えて、アクセス対象として予備の記憶区画（交代区画）を割り当てる処理である（例えば、特許文献１および特許文献２参照）。また、このときには、交代区画には、元々の記憶区画で記憶しておくべき情報が書き込まれる。

この交代処理によれば、制御装置に報告した記憶区画を含むアクセス範囲が指定されたときには、ＨＤＤでは、情報が、その記憶区画とは別の交代区画から読み出される。その結果、その報告された記憶区画についてのリトライ処理の発生が抑えられて、延いては、情報記憶システムとしてのパフォーマンスの低下が抑えられる。

特開平１１−９５９３３号公報 特開平１１−３３８６４８号公報

ここで、ＨＤＤからエラー情報が出力されたときには、アクセス範囲内に、上記のように報告された記憶区画とは別に、何度もリトライ処理が繰り返された末に正確な情報が得られた記憶区画がある可能性がある。このように何度もリトライ処理が繰り返される記憶区画にも欠陥が存在している可能性が高い。しかし、エラー情報と共にＨＤＤの制御装置に報告された記憶区画とは別にこのような記憶区画があったとしても、制御装置では、その記憶区画の把握が困難であるのが現状である。そして、このような記憶区画が存在していると、その記憶区画を含むアクセス範囲が指定された場合に、また、その記憶区画についてリトライ処理が何度も繰り返される恐れがある。つまり、このような記憶区画の存在は、ＨＤＤとホスト装置とを有する情報記憶システムのパフォーマンス低下に繋がる恐れがある。

ここで、ＨＤＤにおける情報の読出しは、ＨＤＤの制御装置から情報の読出しが指示された場合だけでなく、情報の書込みが指示された場合にも、次のように行われる。

即ち、ＨＤＤでは、アクセス範囲が指定されて、そのアクセス範囲の記憶区画に情報が書き込まれた後に、その書込みが正常に完了したか否かの確認のために、そのアクセス範囲の各記憶区画に書き込まれてその記憶区画が記憶している記憶情報が読み出される。そして、その読出しに当たって、上述した誤り検出、修正、リトライ処理が行われる。

つまり、上記のようなリトライ処理の繰り返しによるパフォーマンス低下は、ＨＤＤの制御装置からＨＤＤに読出しが指示された場合だけでなく、書込みが指示された場合にも起こり得る。

尚、ここまで、ＨＤＤを記憶装置として有する情報記憶システムを例に挙げて、リトライ処理の繰り返しによるパフォーマンス低下について説明した。

しかし、このようなパフォーマンス低下は、例えば光磁気ディスクやＤＶＤ（Ｄｉｇｉｔａｌ Ｖｅｒｓａｔｉｌｅ Ｄｉｓｃ）等のドライブ装置を記憶装置として有する情報記憶システムについても同様に起こる得る。

本件は上記事情に鑑み、パフォーマンス低下が抑えられた情報記憶システムを提供することを目的とするものである。

上記目的を達成する情報記憶システムは、記憶装置と制御装置と備えている。

記憶装置は、記憶媒体と、読出部と、判定部と、繰返し指示部と、第１出力部と、第２出力部とを備えている。

記憶媒体は、情報の正誤を確認可能な符号を含んだ記憶情報を各々が記憶する複数の記憶区画が並んだトラックが、互いに隣接して複数本設けられたものである。

読出部は、上記記憶区画を単位としてアクセス範囲が指定され、上記記憶媒体上のそのアクセス範囲にアクセスすることで上記記憶情報を読み出すものである。

判定部は、上記読出部により読み出された上記記憶情報から正確な情報が得られたか否かを判定するものである。

繰返し指示部は、正確な情報が得られなかったと上記判定部により判定された場合に上記読出部に、上記アクセス範囲からの上記記憶情報の読出しを繰り返させるものである。

第１出力部は、正確な情報が得られたと上記判定部により判定された場合には、その正確な情報およびアクセス完了の通知の少なくとも一方を出力する。

一方、この第１出力部は、上記記憶情報の読出しが、予め決められた限度まで繰り返されても、正確な情報が得られなかったと上記判定部により判定された場合には、読出しの失敗を示すエラー情報を出力する。

第２出力部は、特定の指示を受けた場合に、上記読出部により読み出された上記記憶情報をそのまま出力するものである。

制御装置は、指定部と、指示付与部と、交代部とを備えている。

指定部は、上記記憶装置に上記アクセス範囲を指定するものである。

指示付与部は、上記記憶装置の上記第１出力部から出力された情報を取得し、その取得した情報が上記エラー情報である場合に、次のような処理を行う。

この場合、指示付与部は、情報読出が試行された記憶区画である試行区画を含んだ第１アクセス範囲と、その試行区画のトラックに隣接するトラック上の、その試行区画に隣接する記憶区画である隣接区画を含んだ第２アクセス範囲とを上記記憶装置に指定する。そして、指示付与部は、上記第２出力部に対して上記特定の指示を与える。

交代部は、上記第２出力部により出力された上記記憶情報を取得する。そして、交代部は、その取得した記憶情報から正確な情報が、上記試行区画および上記隣接区画の双方について得られない場合、次のような処理を行う。即ち、交代部は、上記試行区画に替えて上記読出部によるアクセス対象となる交代区画を割り当てる。

本件によれば、パフォーマンスの低下が抑えられた情報記憶システムを得ることができる。

情報記憶システムの第１実施形態を示す図である。 情報記憶システムの第２実施形態を示す図である。 図２に示すＨＤＤの構成を示す図である。 図２に示すＲＡＩＤシステムに搭載されているＨＤＤを、そのＨＤＤの機能に注目して示す機能ブロック図である。 図２に示すＲＡＩＤシステムに搭載されているＲＡＩＤコントローラを、そのＲＡＩＤコントローラの機能に注目して示す機能ブロック図である。 ＲＡＩＤコントローラで実行される処理の流れを示すフローチャートである。 ＨＤＤがエラー情報を出力する状況を模式的に示す図である。 アクセス範囲の各ＬＢＡについての、記憶情報が正当な情報であるか否かの判定結果の一例を模式的に示す図である。 マッピング処理を模式的に示す図である。

以下、本件の情報記憶システムの具体的な実施形態について、図面を参照して説明する。

まず、第１実施形態について説明する。

図１は、情報記憶システムの第１実施形態を示す図である。

図１に示す情報記憶システム１は、記憶装置１０と制御装置２０と備えている。

記憶装置１０は、記憶媒体１１と、読出部１２と、判定部１３と、繰返し指示部１４と、第１出力部１５と、第２出力部１６とを備えている。

記憶媒体１１は、情報の正誤を確認可能な符号を含んだ記憶情報を各々が記憶する複数の記憶区画１１ａ＿１が並んだトラック１１ａが、互いに隣接して複数本設けられたものである。

読出部１２は、上記記憶区画１１ａ＿１を単位としてアクセス範囲が指定され、上記記憶媒体１１上のそのアクセス範囲にアクセスすることで上記記憶情報を読み出す。

尚、この読出部１２が行う記憶情報の読出しには、この記憶装置１０が読出し指示を受けた場合の読出しだけでなく、書込み指示を受けた場合の次のような読出しも含まれる。即ち、読出部１２が行う読出しには、書込み指示を受けてアクセス範囲の記憶区画に情報が書き込まれた後に、その書込みが正常に完了したか否かの確認のために行われる記憶情報の読出しも含まれる。

判定部１３は、上記読出部１２により読み出された上記記憶情報から正確な情報が得られたか否かを判定する。

繰返し指示部１４は、正確な情報が得られなかったと上記判定部１３により判定された場合に上記読出部１２に、上記アクセス範囲からの上記記憶情報の読出しを繰り返させる。

第１出力部１５は、正確な情報が得られたと上記判定部１３により判定された場合には、その正確な情報およびアクセス完了の通知の少なくとも一方を出力する。

ここで、この第１出力部１５は、この記憶装置１０が読出し指示を受けていた場合には、上記の正確な情報およびアクセス完了の通知の両方を出力する。また、この記憶装置１０が書込み指示を受けていた場合には、第１出力部１５は、アクセス完了の通知のみを出力する。

一方、第１出力部１５は、上記記憶情報の読出しが、予め決められた限度まで繰り返されても、正確な情報が得られなかったと上記判定部１３により判定された場合には、読出しの失敗を示すエラー情報を出力する。

第２出力部１６は、特定の指示を受けた場合に、上記読出部１２により読み出された上記記憶情報をそのまま出力する。

制御装置２０は、指定部２１と、指示付与部２２と、交代部２３とを備えている。

指定部２１は、上記記憶装置１０に上記アクセス範囲を指定する。

指示付与部２２は、上記記憶装置１０の上記第１出力部１５から出力された情報を取得し、その取得した情報が上記エラー情報である場合に、次のような処理を行う。

この場合、指示付与部２２は、第１アクセス範囲と第２アクセス範囲とを上記記憶装置１０に指定する。第１アクセス範囲は、情報読出が試行された記憶区画１１ａ＿１である試行区画を含んだアクセス範囲である。第２アクセス範囲は、その試行区画のトラック１１ａに隣接するトラック１１ａ上の、その試行区画に隣接する記憶区画１１ａ＿１である隣接区画を含んだアクセス範囲である。そして、指示付与部２２は、上記第２出力部１６に対して上記特定の指示を与える。

交代部２３は、上記第２出力部１６により出力された上記記憶情報を取得する。そして、交代部２３は、その取得した記憶情報から正確な情報が、上記試行区画および上記隣接区画の双方について得られない場合のその試行区画については、次のような処理を行う。即ち、交代部２３は、上記試行区画については、上記記憶媒体１１上の記憶区画１１ａ＿１のうち、その試行区画に替えて上記読出部１２によるアクセス対象となる交代区画を割り当てる。

例えばＨＤＤにおいて、ある記憶区画について上記のリトライ処理が何度も繰り返されて、やっと正確な情報が得られる場合には、その記憶区画に傷等の欠陥が存在している可能性が高い。そして、傷等の欠陥は、その記憶区画が属するトラックに隣接する隣のトラックの記憶区画にまで及んでいる可能性が高い。

図１に示す情報記憶システム１では、記憶装置１０からエラー情報が出力されると、情報読出しが試行された上記試行区画を含んだ第１アクセス範囲の記憶区画と、上記隣接区画を含んだ第２アクセス範囲の記憶区画から情報がそのまま読み出される。それぞれのアクセス範囲の記憶区画からそのまま読み出された情報の中には、誤りを有する情報が含まれている。ここで、この誤りの中には、リトライ処理を何度も繰り返させる欠陥による重篤な誤りや、クロストークやノイズによる、少ない回数のリトライ処理で修正可能な軽微な誤り等といった、軽重様々なものがある。そして、上記のように、重篤な誤りに繋がる欠陥は、隣のトラックの記憶区画にまで及んでいる可能性が高い。

この情報記憶システム１では、上記試行区画と上記隣接区画との双方について正確な情報が得られない場合に、その試行区画については、交代区画が割り当てられる。これにより、互いに隣り合った複数のトラック間に亘る重大な誤りに繋がる欠陥が存在している可能性が高い記憶区画について交代区画が割り当てられることとなる。そして、次回に、この記憶区画を含むアクセス範囲からの情報の読出しが情報記憶システム１において実行されるときには、その記憶区画については交代区画にアクセスされることなる。その結果、上記のようなリトライ処理の繰返し発生が抑えられる。つまり、この情報記憶システム１では、パフォーマンスの低下が抑えられることとなる。

次に、第２実施形態について説明する。

図２は、情報記憶システムの第２実施形態を示す図である。

この図２には、複数のＨＤＤ１００を備え、情報を、これら複数のＨＤＤ１００に記憶するＲＡＩＤ（Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａｒｒａｙｓ ｏｆ Ｉｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ Ｄｉｓｋｓ）構造を有するＲＡＩＤシステム２が示されている。

ここで、ＲＡＩＤ構造には、あるＨＤＤに記憶した情報と同じ情報を別のＨＤＤに記憶しておくＲＡＩＤ１、情報を、その情報の修正のための情報とともに複数のＨＤＤに分散して記憶するＲＡＩＤ２〜５等といった複数種類がある。本実施形態のＲＡＩＤシステム２は、いずれの種類のＲＡＩＤ構造であっても良いが、説明を簡単なものとするため、以下では、ＲＡＩＤ構造がＲＡＩＤ１であるものとして説明を行う。

図２示すように、ＲＡＩＤシステム２は、複数のＨＤＤ１００が収納されたドライブエンクロージャ５０と、そのドライブエンクロージャ５０内のＨＤＤ１００に対して情報の読書きを指示するＲＡＩＤコントローラ７０とを備えている。

ＲＡＩＤコントローラ７０は、ＨＤＤ１００に対する情報の読書き指示を含む各種処理を実行する制御ＩＣ（Ｉｎｔｅｇｒａｔｅｄ Ｃｉｒｃｕｉｔ）７１を備えている。また、ＲＡＩＤコントローラ７０は、ＲＯＭ（Ｒｅａｄ Ｏｎｌｙ Ｍｅｍｏｒｙ）７２と、ＲＡＭ（Ｒａｎｄｏｍ Ａｃｃｅｓｓ Ｍｅｍｏｒｙ）７３を備えている。ＲＯＭ７２には、制御ＩＣ７１が実行する各種処理を記述した各種プログラムが格納されている。制御ＩＣ７１は、このＲＯＭ７２内のプログラムに従って処理を実行する。また、ＲＡＭ７３には、ＲＯＭ７２中のプログラムが展開されると共に、処理の実行で使われる各種パラメータが格納される。さらに、ＲＡＩＤコントローラ７０は、書換え可能な不揮発性メモリとして半導体メモリ７４を備えている。この半導体メモリ７４には、後述の交代対応表が格納されている。

図３は、図２に示すＨＤＤの構成を示す図である。

この図３に示すように、ＨＤＤ１００は、磁気ディスク１１０、ヘッド１０１、制御ＩＣ１０２、ＥＣＣ処理回路１０３、ＲＯＭ１０４、ＲＡＭ１０５、および半導体メモリ１０６を備えている。

ここで、ＨＤＤ１００は、複数枚の磁気ディスク１１０を備えているが、枚数については特定せずに説明を行う。

磁気ディスク１１０には、各々が情報を記憶する複数のセクタ１１１ａが周回して並んだトラック１１１が、互いに隣接して複数本設けられている。複数本のトラック１１１のそれぞれには、磁気ディスク１１０上での各トラック１１１の位置を示す番号が割り当てられている。また、各トラック１１１に属する複数のセクタ１１１ａそれぞれには、トラック１１１ａ上での位置を示す番号が割り当てられている。

本実施形態における磁気ディスク１１０が、複数の記憶区画が並んだトラックが、互いに隣接して複数本設けられた記憶媒体の一例に相当する。また、この磁気ディスク１１０におけるセクタ１１１ａが、上記の記憶媒体における記憶区画の一例に相当する。そして、この磁気ディスク１１０におけるトラック１１１ａが、上記の記憶媒体におけるトラックの一例に相当する。

また、本実施形態では、磁気ディスク１１０は表裏両面に情報を記憶する。そして、ＨＤＤ１００は、各磁気ディスク１１０の表裏各面につき１つずつ、アクセスを行うヘッド１０１を備えている。そして、各ヘッド１０１には、そのヘッド１０１を示す番号が割り当てられている。

各ＨＤＤ１００の内部では、磁気ディスク１１０上の各セクタ１１１ａの位置がＣＨＳ（Ｃｙｌｉｎｄｅｒ Ｈｅａｄ Ｓｅｃｔｏｒ）形式で取り扱われる。

ＣＨＳ形式は、いわゆる円筒座標系の一種で、各セクタ１１１ａの位置を、シリンダ番号とヘッド番号とセクタ番号とで示す形式である。シリンダ番号は、同径トラックが並んだ円筒（シリンダ）の番号である。ヘッド番号は、そのトラック１１１にアクセスするヘッド１０１の番号である。セクタ番号は、そのトラック１１１上でのセクタ１１１ａの番号である。

一方で、図２のＲＡＩＤシステム２では、各セクタ１１１ａに、複数のＨＤＤ１００に亘る通し番号である論理アドレス（ＬＢＡ：Ｌｏｇｉｃａｌ Ｂｌｏｃｋ Ａｄｄｒｅｓｓ）が割り当てられている。以下、上記のＣＨＳ形式で表されるセクタ１１１ａの位置を物理アドレスと呼ぶ。ＲＡＩＤシステム２に接続される上位装置であるサーバ等には、各セクタ１１１ａの位置を示すアドレスとして、このＬＢＡが公開されている。

ここで、図２のＲＡＩＤシステム２では、各ＨＤＤ１００において、セクタ１１１ａにＬＢＡが割り当てられていない予備領域が存在している。ＬＢＡは、各ＨＤＤ１００の予備領域内のセクタ１１１ａを除いたセクタ１１１ａに割り当てられた通し番号となっている。一方で、物理アドレスは、各ＨＤＤ１００における全てのセクタ１１１ａに割り当てられている。

本実施形態では、上位装置からＲＡＩＤシステム２への情報の読書き指示は、情報が読書きされる一連のセクタ１１１ａを示すアクセス範囲が、上位装置から次のようにＬＢＡによって指定されて行われる。即ち、アクセス範囲として、上位装置からは、一連のセクタ１１１ａのうち、アクセス順での先頭に位置するセクタ１１１ａのＬＢＡ（先頭ＬＢＡ）と、その一連のセクタ１１１ａの数（ブロック数）とが指定される。また、情報の書込み指示の場合には、書込み情報が、この上位装置からＲＡＩＤシステム２に送られる。

ＲＡＩＤコントローラ７０は、この上位装置からの読書き指示を受けて、ＲＡＩＤシステム２中の複数のＨＤＤ１００のうち、上位装置から指定されたアクセス範囲のセクタ１１１ａを有するＨＤＤ１００に読書きを指示する。この指示の際には、ＲＡＩＤコントローラ７０は、そのＨＤＤ１００に、上位装置から指定された先頭ＬＢＡとブロック数とでアクセス範囲を指定する。また、書込み指示の場合には、ＲＡＩＤコントローラ７０は、アクセス範囲の指定に加えて、上位装置から送られて来る書込み情報もそのＨＤＤ１００に送る。

制御ＩＣ１０２は、ＲＡＩＤコントローラ７０から指定された先頭ＬＢＡを物理アドレスに変換する。本実施形態では、ＲＯＭ１０４に、ＨＤＤ１００内のセクタ１１１ａについての、ＬＢＡから物理アドレスへの変換関係を表すアドレス変換情報が格納されている。制御ＩＣ１０２による先頭ＬＢＡの物理アドレスへの変換は、このアドレス変換情報を使って行われる。

ここで、上述したように、ＬＢＡは、ＨＤＤ１００内の、予備領域内のセクタ１１１ａを除いたセクタ１１１ａに割り当てられている。一方で、物理アドレスは、ＨＤＤ１００内の全てのセクタ１１１ａに割り当てられている。上記のアドレス変換情報は、ＬＢＡから、予備領域内のセクタ１１１ａを除いたセクタ１１１ａへの変換関係を表している。

尚、図２に示すＲＡＩＤコントローラ７０のＲＯＭ７２には、このＲＡＩＤシステム２に搭載されている複数のＨＤＤ１００それぞれについて、アドレス変換情報が格納されている。また、本実施形態では、複数のＨＤＤ１００それぞれに識別番号が割り当てられている。ＲＯＭ７２内の各ＨＤＤ１００のアドレス変換情報には、そのＨＤＤ１００の識別番号が付されている。

ＨＤＤ１００の制御ＩＣ１０２は、先頭ＬＢＡを、そのＨＤＤ１００のＲＯＭ１０４内のアドレス変換情報を使って、物理アドレスに変換する。また、情報の書込み時には、制御ＩＣ１０２は、ＲＡＩＤコントローラ７０から送られて来る書込み情報をヘッド１０１に送る。そして、制御ＩＣ１０２は、ヘッド１０１に、先頭ＬＢＡを変換した物理アドレスのセクタ１１０ａから、指定されたブロック数のセクタ１１１ａに対して順次に情報を読書きさせる。

ここで、本実施形態では、各セクタ１１１ａに書き込まれて、そのセクタ１１１ａで記憶される記憶情報には、情報の正誤を確認可能ないわゆるＥＣＣ符号が付されている。このＥＣＣ符号は、セクタ１１１ａから読み出された記憶情報についての誤り検出と、その読み出された情報から誤りが検出された場合の情報修正に用いられる。

ＥＣＣ処理回路１０３は、このＥＣＣ符号を用いて誤り検出と情報修正とを行う回路である。

ＲＯＭ１０４には、制御ＩＣ１０２が実行する各種処理を記述した各種プログラムと、各ＨＤＤ１００についてのアドレス変換情報が格納されている。制御ＩＣ１０２は、このＲＯＭ１０４内のプログラムに従って処理を実行する。

ＲＡＭ１０５には、ＲＯＭ１０４中のプログラムが展開されると共に、処理の実行で使われる各種パラメータが格納される。

半導体メモリ１０６には、後述の交代処理における交代元のセクタ１１１ａの物理アドレスと、そのセクタ１１１ａに割り当てられた交代先のセクタ１１１ａの物理アドレスとを一対一に対応付けた交代対応表が格納される。この交代対応表は、交代処理が実行される度に更新される。

尚、図２に示すＲＡＩＤコントローラ７０の半導体メモリ７４には、このＲＡＩＤシステム２に搭載されている複数のＨＤＤ１００それぞれについて交代対応表が格納されている。また、本実施形態では、半導体メモリ７４内の各ＨＤＤ１００の交代対応表には、そのＨＤＤ１００の識別番号が付されている。このＲＡＩＤコントローラ７０の半導体メモリ７４内の交代対応表も、交代処理が実行される度に更新される。

図４は、図２に示すＲＡＩＤシステムに搭載されているＨＤＤを、そのＨＤＤの機能に注目して示す機能ブロック図である。

この図４に示すように、ＨＤＤ１００は、機能ブロックとして、アクセス部１２１と、判定部１２２と、繰返し部１２３と、第１出力部１２４と、第２出力部１２５とを備えている。

アクセス部１２１は、ＲＡＩＤコントローラ７０から先頭ＬＢＡとブロック数とで指定されたアクセス範囲の各セクタ１１１ａに情報を読書きするものである。ここで、このアクセス部１２１では、先頭ＬＢＡが物理アドレスに変換される。さらに、アクセス部１２１は、図３に示すＲＯＭ１０４内の交代対応表に、アクセス範囲内の物理アドレスが存在しているか否かを調べる。

そして、アクセス部１２１は、その変換された物理アドレスのセクタ１１１ａから順次にアクセスして情報を読書きする。ただし、交代対応表に、アクセス範囲内の物理アドレスが存在していた場合には、アクセス部１２１は、その物理アドレスに対応している交代先の物理アドレスのセクタ１１１ａにアクセスして情報を読書きする。

このアクセス部１２１は、ＲＡＩＤコントローラ７０から書込み指示があった場合には、アクセス範囲の全てのセクタ１１１ａに情報を一旦書き込んだ後に、書込みが完了したか否かの確認のために、この書込み後の各セクタ１１１ａから記憶情報を読み出す。

また、アクセス部１２１は、ＲＡＩＤコントローラ７０から読出し指示があった場合には、アクセス範囲の各セクタ１１１ａから記憶情報を読み出す。

いずれの場合でも、アクセス部１２１は、先頭ＬＢＡを変換した物理アドレスのセクタ１１１ａから順次に記憶情報を読み出す。そして、アクセス部１２１は、各セクタ１１１ａから記憶情報を読み出す度に、その読み出した記憶情報を、その記憶情報を読み出したセクタ１１１ａの物理アドレスと共に判定部１２２に渡す。

また、このアクセス部１２１は、ＲＡＩＤコントローラ７０から指定されたアクセス範囲におけるブロック数に基づいて、後述のリトライ時間の合計時間と比較される制限時間を決定する。アクセス部１２１は、その決定した制限時間を、図３に示すＲＡＭ１０５に確保された制限時間格納エリアに格納する。

このアクセス部１２１は、ハードウェアとしては、図３に示す制御ＩＣ１０２とヘッド１０１とがその役割を担っている。また、このアクセス部１２１が、記憶媒体上のアクセス範囲にアクセスすることで情報を読み出す読出部の一例に相当する。

判定部１２２は、アクセス部１２１から渡された各セクタ１１１ａの記憶情報から正確な情報が得られたか否かを、その記憶情報に付されているＥＣＣ符号を使った誤り検出によって次のように判定する。

判定部１２２は、アクセス部１２１から渡された記憶情報に対する誤り検出をＥＣＣ符号を使って行う。そして、その記憶情報から誤りが検出された場合には、判定部１２２は、その記憶情報をＥＣＣ符号を使って修正する。

判定部１２２は、記憶情報から誤りが検出されなかった場合、あるいは、誤りが検出され且つ修正ができた場合、アクセス部１２１に渡された記憶情報から正確な情報が得られたと判定する。判定部１２２は、正確な情報が得られたと判定した場合、アクセス部１２１から渡された記憶情報あるは修正後の記憶情報を繰返し指示部１２３に渡す。

一方、判定部１２２は、誤りが検出され且つ修正ができなかった場合には、アクセス部１２１から渡された記憶情報から正確な情報が得られなかった判定する。判定部１２２は、正確な情報が得られなかったと判定した場合、その判定結果を繰返し指示部１２３に渡す。また、このときには、判定部１２２は、正確な情報が得られなかった記憶情報が読み出されたセクタ１１１ａの物理アドレス（読出し不可アドレス）をその判定結果に付して繰返し指示部１２３に渡す。

この判定部１２２は、ハードウェアとしては、図３に示す制御ＩＣ１０２とＥＣＣ処理回路１０３とがその役割を担っている。また、この判定部１２２が、読出部により読み出された情報から正確な情報が得られたか否かを判定する判定部の一例に相当する。

繰返し指示部１２３は、正確な情報が得られなかった旨を示す判定結果と読出し不可アドレスとの組、あるいは、正確な情報が得られたと判定された記憶情報が判定部１２２から渡される度に、次のような処理を行う。

即ち、判定部から記憶情報が渡された場合、繰返し指示部１２３は、その記憶情報を第１出力部１２４に渡す。

一方、正確な情報が得られなかった旨を示す判定結果と読出し不可アドレスとの組が判定部１２２から渡された場合、繰返し指示部１２３は、その読出し不可アドレスのセクタ１１１ａについての再読出しを指示する。

そして、アクセス部１２１は、図３に示すヘッド１０１が、再読出しが指示されたセクタ１１１ａに再度近接したタイミングで再度の読出しを実行する。そして、再度の読出しで読み出された情報は、再び、判定部１２２での判定に供される。この再度の読出し、および再判定を、以下、リトライ処理と呼ぶ。

このリトライ処理は、読出し不可アドレスのセクタ１１１ａから読み出され、判定部１２２で正確な情報が得られたと判定された記憶情報が、判定部１２２から、繰返し指示部１２３に渡されるまで繰り返される。そして、１回もしくは複数回のリトライ処理を経て、その読出し不可アドレスのセクタ１１１ａの記憶情報が判定部１２２から渡されると、繰返し指示部１２３は、その記憶情報を第１出力部１２４に渡す。

また、繰返し指示部１２３は、アクセス部１２１に対し、再読出しを指示した後、判定部１２２から、記憶情報、あるいは、読出し不可アドレスと判定結果との組が渡されるまでの経過時間（リトライ時間）を不図示のタイマを使って計時する。

図３に示すＲＡＭ１０５には、リトライ時間の保管エリアが確保されている。繰返し指示部１２３は、リトライ時間を計時する度に、その保管エリアに保管されていたリトライ時間に、今回計時したリトライ時間を加算する。これにより、リトライ処理が複数回繰り返されたときのリトライ時間の合計時間が算出される。

そして、繰返し指示部１２３は、図３に示すＲＡＭ１０５に確保された上記の制限時間格納エリアに格納されている制限時間と、この合計時間とを比較する。合計時間が制限時間よりも少ない場合には、繰返し指示部１２３は、上記の保管エリアにその合計時間を上書きする。一方、合計時間が制限時間以上である場合には、その旨を第１出力部１２４に通知する。

この繰返し指示部１２３は、ハードウェアとしては、図３に示す制御ＩＣ１０２がその役割を担っている。また、この繰返し指示部１２３が、正確な情報が得られなかったと判定部により判定された場合に読出部に、アクセス範囲からの記憶情報の読出しを繰り返させる繰返し指示部の一例に相当する。

第１出力部１２４には、上述したように、繰返し指示部１２３から、正確な情報が得られたと判定部１２２で判定された、アクセス範囲の各セクタ１１１ａの記憶情報あるいは修正後の記憶情報が渡される。

ここで、上述したように、アクセス部１２１が実行する読出しには、ＲＡＩＤコントローラ７０からの読出し指示に応じて行われるものと、情報が書き込まれた後に、その書込みが完了したか否かの確認のために行われるものとがある。

第１出力部１２４は、ＲＡＩＤコントローラ７０からの指示が読出し指示である場合には、繰返し指示部１２３から渡された記憶情報を、ＲＡＩＤコントローラ７０に向けて出力する。さらに、アクセス範囲の全ての物理アドレスについて記憶情報の出力が終了した段階で、第１出力部１２４は、読出しが完了した旨を示す完了通知情報をＲＡＩＤコントローラ７０に向けて出力する。

一方、第１出力部１２４は、ＲＡＩＤコントローラ７０からの指示が書込み指示である場合には、アクセス範囲の全ての物理アドレスについて記憶情報が渡された段階で、完了通知情報をＲＡＩＤコントローラ７０に向けて出力する。この完了通知情報は、書込みが完了した旨を示している。

また、完了通知情報を出力すると、第１出力部１２４は、ＲＡＭ１０５における制限時間格納エリアに格納されている制限時間、および、リトライ時間の保管エリアに格納されている合計時間を消去する。

ここで、上述したように、繰返し指示部１２３は、リトライ処理が行われる度に算出されるリトライ時間の合計時間が制限時間以上である場合に、第１出力部１２４にその旨を通知する。

第１出力部１２４は、繰返し指示部１２３から、リトライ時間の合計時間が制限時間以上である旨が通知されてきた場合、次のようなエラー情報をＲＡＩＤコントローラ７０に向けて出力する。エラー情報は、アクセス範囲からの情報の読出しに失敗したこと、あるいは、書込み後の確認のための読出しに失敗したことを示す情報である。ここで、書込み後の確認のための読出しに失敗したことは、情報が正常に書き込めなかったこと、即ち、情報の書込みに失敗したことを意味している。

また、第１出力部１２４は、エラー情報を出力したときには、アクセス部１２１、判定部１２２、および繰返し指示部１２３それぞれに対し、それ以降の動作を停止させる。

また、このときにも、第１出力部１２４は、図３に示すＲＡＭ１０５に格納されている制限時間および合計時間を消去する。

この第１出力部１２４は、ハードウェアとしては、図３に示す制御ＩＣ１０２がその役割を担っている。また、この第１出力部１２４が、正確な情報が得られた場合には情報およびアクセス完了通知の少なくとも一方を出力し、読出しが限度まで繰り返されても、正確な情報が得られなかった場合にはエラー情報を出力する第１出力部の一例に相当する。

第２出力部１２５は、ＲＡＩＤコントローラ７０から、後述の生データ読出し指示を受けた場合に、アクセス部１２１に対し次のような指示を行う。

この場合、第２出力部１２５は、アクセス部１２１に対し、生データ読出し指示において後述するように指定されたアクセス範囲の各セクタ１１１ａから記憶情報を読み出して、判定部１２２には渡さずに第２出力部１２５に渡すように指示する。第２出力部１２５は、この指示に応じてアクセス部１２１から渡された記憶情報をＲＡＩＤコントローラ７０に向けて出力する。

この第２出力部１２５は、ハードウェアとしては、図３に示す制御ＩＣ１０２がその役割を担っている。また、この第２出力部１２５が、特定の指示を受けた場合に、読出部により読み出された記憶情報をそのまま出力する第２出力部の一例に相当する。

以上に説明したＨＤＤ１００が、記憶媒体と、読出部と、判定部と、繰返し指示部と、第１出力部と、第２出力部とを備えた記憶装置の一例に相当する。

以上で、図４を参照したＨＤＤの機能ブロックについての説明を終了し、次に、図２に示すＲＡＩＤコントローラ７０について機能に注目して説明する。

図５は、図２に示すＲＡＩＤシステムに搭載されているＲＡＩＤコントローラを、そのＲＡＩＤコントローラの機能に注目して示す機能ブロック図である。

この図５に示すように、ＲＡＩＤコントローラ７０は、機能ブロックとして、リカバリリミット処理部７５と、媒体データ格納部７６と、データ正当性分析部７７と、アドレス保持部７８とを備えている。リカバリリミット処理部７５およびデータ正当性分析部７７は、ハードウェアとしては、図２に示す制御ＩＣ７１がその役割を担っている。また、媒体データ格納部７６およびアドレス保持部７８は、各々、図２に示すＲＡＭ７３内における予め決められた領域がその役割を担っている。

以下、図５に示すこれらの機能ブロックの詳細について、ＲＡＩＤコントローラ７０で実行される処理と併せて説明する。

図６は、ＲＡＩＤコントローラで実行される処理の流れを示すフローチャートである。

このフローチャートが示す処理は、このＲＡＩＤシステム２に、上位装置から、ライトコマンドあるいはリードコマンドが送信されて来るとスタートする。これらのコマンドでは、アクセス範囲が上述の先頭ＬＢＡとブロック数とで指定される。また、ライトコマンドが送信されて来たときには、そのライトコマンドに続いて書込み情報が上位装置から送信される。

上位装置から送信されて来るコマンドは、リカバリリミット処理部７５で受信される（ステップＳ１０１）。そして、リカバリリミット処理部７５は、ＲＡＩＤシステム２内の複数のＨＤＤ１００のうち、コマンドで指定されているアクセス範囲が属するＨＤＤ１００に対し、そのコマンドに応じた指示を行う。

ここで、指示対象のＨＤＤ１００の把握は、図２に示すＲＯＭ７２に、各ＨＤＤ１００の識別番号が付されて格納されているアドレス変換情報を参照することで行われる。ＬＢＡは、各セクタ１１１ａに割り当てられた、ＲＡＩＤシステム２内の複数のＨＤＤ１００に亘る通し番号である。このため、各ＨＤＤ１００内のセクタ１１１ａに割り当てられるＬＢＡの範囲が、ＨＤＤ１００の相互間で異なっている。各ＨＤＤ１００のアドレス変換情報は、ＬＢＡから、そのＨＤＤ１００内のセクタ１１１ａの物理アドレスへの変換関係を表したものである。従って、各ＨＤＤ１００のアドレス変換情報には、そのＨＤＤ１００内のセクタ１１１ａの物理アドレスに変換されるべきＬＢＡの範囲が対応している。

リカバリリミット処理部７５は、コマンドで指定されているアクセス範囲を含んだＬＢＡの範囲に対応したアドレス変換情報に付されている識別番号のＨＤＤ１００を、指示対象のＨＤＤ１００として把握する。

そして、上位装置からのコマンドがライトコマンドの場合には、リカバリリミット処理部７５は、そのＨＤＤ１００に対し情報の書込みを指示する。また、上位装置からのコマンドがリードコマンドの場合には、リカバリリミット処理部７５は、そのＨＤＤ１００に対し情報の読出しを指示する。

このステップＳ１０１の処理を実行しているリカバリリミット処理部７５が、記憶装置にアクセス範囲を指定する指定部の一例に相当する。

この後、リカバリリミット処理部７５は、そのＨＤＤ１００から、上記の完了通知情報、読出し指示に応じて読み出された記憶情報、あるいはエラー情報が出力されて来るまで待機する（ステップＳ１０２）。

ＨＤＤ１００から、完了通知情報や読出し指示に応じて読み出された記憶情報（読出し情報）が出力された場合には（ステップＳ１０２におけるＮｏ判定）、リカバリリミット処理部７５は、次のステップＳ１０３の処理を実行する。

ステップＳ１０３では、上位装置からのコマンドがライトコマンドであって、ＨＤＤ１００から完了通知情報が出力されて来た場合には、リカバリリミット処理部７５が、コマンドに応じた処理の完了を示すコマンド完了通知情報を上位装置に向けて出力する。

また、ステップＳ１０３では、コマンドがリードコマンドであって、ＨＤＤ１００から完了通知情報と読出し情報が出力されて来た場合には、リカバリリミット処理部７５が、コマンド完了通知情報と読出し情報とを上位装置に向けて出力する。

ステップＳ１０３の処理が実行された場合には、図６のフローチャートが表す処理はそのまま終了する。

一方、ＨＤＤ１００からエラー情報が出力された場合には（ステップＳ１０２におけるＹｅｓ判定）、リカバリリミット処理部７５は、後述のステップＳ１０４以降の処理を実行する。

ここで、ステップＳ１０４以降の処理について説明する前に、ＨＤＤ１００がエラー情報を出力する状況について説明する。

図７は、ＨＤＤがエラー情報を出力する状況の一例を模式的に示す図である。

この図７には、ＨＤＤ１００に対して２０個のブロック数のアクセス範囲Ａ１が指定されて読出し指示が行われたときの、このＨＤＤ１００で実行される処理が示されている。

図４を参照して説明したように、ＨＤＤ１００では、各セクタ１１１ａから情報が読み出されるときには、ＥＣＣによる修正も含めて正確な情報が得られるまで、繰返し指示部１２３の指示によってリトライ処理が繰り返される。図７の例では、先頭（即ち「１」番目）から「４」番目まで、「６」番目、「９」番目、および「１１」番目から「１７」番目までの各セクタ１１１ａについては、１回の読出しで正確な情報が得られている。

一方、先頭から「５」番目のセクタ１１１ａでは、１回目の読出しで正確な情報が得られず、その後リトライ処理が４回繰り返されている。そして、４回目のリトライ処理（読出しとしては５回目）で正確な情報が得られている。「７」番目のセクタ１１１ａでは、１０回目のリトライ処理（読出しとしては１１回目）で正確な情報が得られている。「８」番目のセクタ１１１ａでは、５回目のリトライ処理（読出しとしては６回目）で正確な情報が得られている。「１０」番目のセクタ１１１ａでは、２回目のリトライ処理（読出しとしては３回目）で正確な情報が得られている。

ここで、図４の繰返し指示部１２３では、各セクタ１１１ａについて計時されたリトライ時間が、リトライ処理が実行された全セクタ１１１ａに亘って合計されて、リトライ時間の合計時間が算出される。そして、繰返し指示部１２３では、その合計時間が、図３に示すＲＡＭ１０５中の制限時間と比較される。この合計時間が制限時間以上である場合に、図４の第１出力部１２４がエラー情報を出力する。図７の例では、「１８」番目のセクタ１１１ａにおいて、１回目の読出しで正確な情報が得られずにリトライ処理が行われたところ、そのリトライ処理の処理時間を含めた合計時間が制限時間以上となっている。そして、この合計時間が制限時間以上となっていることを受けて、第１出力部１２４がエラー情報を出力する。

この図７に一例として示されている状況では、エラー情報出力時点でリトライ処理が行われていたのは、「１８」番目のセクタ１１１ａであって、その時に行われていたリトライ処理は１回目のリトライ処理である。一方、この「１８」番目のセクタ１１１ａ以前に読出しが行われたセクタ１１１ａの中には、例えば「７」番目のセクタ１１１ａのように多数回に及ぶリトライ処理が行われたものがある。このように、リトライ処理が多数回に亘って行われるセクタ１１１ａには、傷等の欠陥が存在している可能性が高い。

つまり、図７に示されている状況は、エラー情報出力時点でリトライ処理が行われていたセクタ１１１ａとは別に、欠陥を有する可能性の高いセクタ１１１ａが存在しているという状況である。

以下、この図７に示されている状況を適宜に参照しながら、図６のフローチャートについての説明を続ける。

上述したように、ＨＤＤ１００からエラー情報が出力された場合には（ステップＳ１０２におけるＹｅｓ判定）、リカバリリミット処理部７５はステップＳ１０４以降の処理を実行する。

ステップＳ１０４では、リカバリリミット処理部７５が、そのエラー情報を出力したＨＤＤ１００に対し、次のような生データ読出し指示を行う。

生データ読出し指示とは、ライトコマンドあるいはリードコマンドで指定されたアクセス範囲について、ＥＣＣによる誤り検出、修正、およびリトライ処理を行わずに、各セクタ１１１ａにつき１回だけ記憶情報を読み出す行うように指示することである。

この生データ読出し指示を受けたＨＤＤ１００では、上述したように、第２出力部１２５が、アクセス範囲の各セクタ１１１ａにつき１回ずつ読み出された記憶情報を順次に出力する。

リカバリリミット処理部７５は、そのように第２出力部１２５から順次に出力されて来る各セクタ１１１ａの記憶情報を、媒体データ格納部７６に格納する（ステップＳ１０５）。この媒体データ格納部７６には、各セクタ１１１ａの記憶情報が、そのセクタ１１１ａのＬＢＡと対応付けられて格納される。

ここで、このステップＳ１０５で媒体データ格納部７６に格納される記憶情報は、上記のようにＥＣＣによる誤り検出、修正、およびリトライ処理が行われずに読み出された情報である。このため、媒体データ格納部７６に格納されたこれらの記憶情報の中には、誤りを含んだ記憶情報が存在している可能性が高い。

例えば、上記の図７に示す状況では、リトライ処理が実行された「５」番目、「７」番目、「８」番目、「１０」番目、「１８」番目それぞれのセクタ１１１ａからステップＳ１０５で読み出された記憶情報が誤りを含んでいる可能性が高い。

媒体データ格納部７６に記憶情報が格納されると、次に、データ正当性分析部７７が、その格納された各記憶情報について、次のステップＳ１０６の処理を行う。

ステップＳ１０６では、データ正当性分析部７７は、まず、アクセス範囲における先頭ＬＢＡから順次に、図２に示すＲＯＭ７２内のアドレス変換情報を使って物理アドレスに変換する。そして、データ正当性分析部７７は、変換後の各物理アドレスが、図２に示す半導体メモリ７４内の交代対応表に交代元として記載されているか否かを判定する。

さらに、ステップＳ１０６では、データ正当性分析部７７は、変換後の物理アドレスが交代元として記載されていなかった場合に、その変換前のＬＢＡのセクタ１１１ａの記憶情報について次のように誤り検出を行う。データ正当性分析部７７は、媒体データ格納部７６から検出対象の記憶情報を読み出す。そして、データ正当性分析部７７は、その読み出した記憶情報に付されているＥＣＣ符号を使って、その記憶情報について誤り検出を行う。

データ正当性分析部７７は、この誤り検出の結果から、その検出対象の記憶情報が、誤りが検出されない情報（即ち、正当な情報）であるか否かを判定する（ステップＳ１０７）。また、ステップＳ１０７では、データ正当性分析部７７は、変換後の物理アドレスが交代元として交代対応表に記載されていたＬＢＡが対応付けられている記憶情報については、上記の誤り検出を行わずに正当な情報ではないと判定する。

記憶情報が正当な情報ではない場合（ステップＳ１０７におけるＮｏ判定）、データ正当性分析部７７は、媒体データ格納部７６においてその記憶情報に対応付けられているＬＢＡをアドレス保持部７８に格納する（ステップＳ１０８）。その後、データ正当性分析部７７は、その記憶情報に対応付けられているＬＢＡが、アクセス範囲における最後のＬＢＡであるか否かを判定する（ステップＳ１０９）。

一方、記憶情報が正当な情報であった場合（ステップＳ１０７におけるＹｅｓ判定）、データ正当性分析部７７は、上記のステップＳ１０８の処理を省略してステップＳ１０９の判定を行う。

記憶情報に対応付けられているＬＢＡが、アクセス範囲における最後のＬＢＡではなかった場合には（ステップＳ１０９におけるＮｏ判定）、データ正当性分析部７７は、ステップＳ１０６以降の処理を繰り返す。この繰返しは、記憶情報に対応付けられているＬＢＡが最後のＬＢＡであると判定（ステップＳ１０９におけるＹｅｓ判定）されるまで繰り返される。

ステップＳ１０６〜Ｓ１０９の処理により、アクセス範囲の各ＬＢＡのうち、記憶情報が正当な情報ではないと判定されたＬＢＡが、アドレス保持部７８に格納される。

図８は、アクセス範囲の各ＬＢＡについての、記憶情報が正当な情報であるか否かの判定結果の一例を模式的に示す図である。

この図８に示す例は、図７に示す状況で出力されたエラー情報を受けた生データ読出し指示に応じて読み出された記憶情報についての判定結果である。

この図８の例では、図７に示す状況でリトライ処理が１回でも行われた記憶情報が、全て、正当な情報ではないと判定されている。即ち、今回のアクセス範囲Ａ１において、先頭から「５」番目、「７」番目、「８」番目、「１０」番目、「１８」番目それぞれのセクタ１１１ａの記憶情報が正当な情報ではないと判定されている。

この図８の例では、「５」番目、「７」番目、「８」番目、「１０」番目、「１８」番目の５個のセクタ１１１ａそれぞれのＬＢＡが、記憶情報が正当な情報ではないと判定されたＬＢＡ（不良ＬＢＡ）としてアドレス保持部７８に格納される。

尚、ステップＳ１０８でアドレス保持部７８に格納されるＬＢＡには、そのＬＢＡに対応する記憶情報から誤りが検出されたものと、そのＬＢＡを変換した物理アドレスが交代対応表に交代元として記載されているものとの２種類がある。上記の図８の例では、アドレス保持部７８に格納されるＬＢＡは、記憶情報から誤りが検出されたＬＢＡのみとなっている。

図６のステップＳ１０６〜Ｓ１０９の処理で、このように不良ＬＢＡがアドレス保持部７８に格納されると、次に、リカバリリミット処理部７５およびデータ正当性分析部７７は以下のステップＳ１１０の処理を行う。

ステップＳ１１０では、リカバリリミット処理部７５は、磁気ディスク１１０における次のような２つの隣接範囲を求める。隣接範囲は、今回のアクセス範囲のセクタ１１１ａが属するトラック１１１を挟んで、このトラックに隣接する２本の隣接トラック１１１それぞれ上で、今回のアクセス範囲に隣接する範囲である。

これら２つの隣接範囲は、次のように求められる。

まず、リカバリリミット処理部７５は、今回のアクセス範囲の先頭ＬＢＡを、図２に示すＲＯＭ７２内のアドレス変換情報を使って物理アドレスに変換する。上述したように、物理アドレスは、シリンダ番号とヘッド番号とセクタ番号とで、各セクタ１１１ａの位置を示すＣＨＳ形式で記述されたアドレスである。

リカバリリミット処理部７５は、先頭ＬＢＡから変換した物理アドレス（先頭物理アドレス）におけるシリンダ番号への「１」の加算と、先頭物理アドレスにおけるシリンダへ番号の「１」の減算とを行う。先頭物理アドレスのシリンダ番号に「１」を加算したシリンダ番号は、アクセス範囲のセクタ１１１ａが属するトラック１１１の外周側に隣接するトラック１１１に対応したシリンダ番号である。また、先頭物理アドレスのシリンダ番号から「１」を減算したシリンダ番号は、アクセス範囲のセクタ１１１ａが属するトラック１１１の内周側に隣接するトラック１１１に対応したシリンダ番号である。

「１」を加算したシリンダ番号と、先頭物理アドレスにおけるヘッド番号とセクタ番号とで表される物理アドレスが、外周側の隣接トラック上で、今回のアクセス範囲に隣接する範囲の先頭物理アドレスとなる。そして、この先頭物理アドレスと、今回のアクセス範囲のブロック数とで表される範囲が、外周側の隣接トラック上における隣接範囲（外周側隣接範囲）となる。

また、「１」を減算したシリンダ番号と、先頭物理アドレスにおけるヘッド番号とセクタ番号とで表される物理アドレスが、内周側の隣接トラック上で、今回のアクセス範囲に隣接する範囲の先頭物理アドレスとなる。そして、この先頭物理アドレスと、今回のアクセス範囲のブロック数とで表される範囲が、内周側の隣接トラック上における隣接範囲（内周側隣接範囲）となる。

ステップＳ１１０では、リカバリリミット処理部７５が、このようにＣＨＳ形式で求めた２つの隣接範囲それぞれを、ＣＨＳ形式のままＨＤＤ１００に順次に指定して、各隣接範囲からの記憶情報の読出しを指示する。このときの読出しについても、ステップＳ１０４での指示と同様に、ＥＣＣによる誤り検出、修正、およびリトライ処理を行わずに、各セクタ１１１ａにつき１回だけ読出す行うように指示される。

内周側、外周側それぞれの隣接範囲から読み出されてＨＤＤ１００から出力されてきた記憶情報が、リカバリリミット処理部７５によって、媒体データ格納部７６に格納される。このとき、記憶情報は、その記憶情報が読み出されたセクタ１１１ａの物理アドレスに対応付けられて格納される。

そして、ステップＳ１１０では、データ正当性分析部７７によって、ステップＳ１０６〜Ｓ１０９の処理と同様の処理が行われる。これにより、内周側、外周側それぞれの隣接範囲において、正当な情報ではない記憶情報が読み出されたセクタ１１１ａの物理アドレス（不良物理アドレス）が、アドレス保持部７８に格納される。

尚、このステップＳ１１０でも、誤り検出は、各記憶情報のうち、その記憶情報に対応する物理アドレスが交代対応表に交代元として記載されていないものについてのみ行われる。そして、交代対応表に交代元として記載されている物理アドレスについては、その物理アドレスに対応付けられている記憶情報に対する誤り検出を行わずに、その物理アドレスが、不良物理アドレスとしてアドレス保持部７８に格納される。

上記のステップＳ１０４の処理とステップＳ１１０の処理とを実行しているリカバリリミット処理部７５が、次のような指示付与部の一例に相当する。指示付与部は、記憶装置から出力された情報がエラー情報である場合に、第１アクセス範囲と第２アクセス範囲とを指定するとともに、第２出力部に対して特定の指示を与えるものである。第１アクセス範囲は、情報読出が試行された記憶区画である試行区画を含んだ範囲である。第２アクセス範囲は、試行区画のトラックに隣接するトラック上の、その試行区画に隣接する記憶区画である隣接区画を含んだ範囲である。

本実施形態では、ステップＳ１０４の生データ読出し指示で指定されるアクセス範囲が、第１アクセス範囲の一例に相当する。また、ステップＳ１１０で指定される内周側、外周側それぞれの隣接範囲が、各々第２アクセス範囲の一例に相当する。

尚、本実施形態では、エラー情報は、単に読出しが失敗したことのみを示す情報となっている。ここで、このエラー情報に、例えば、上記のリトライ処理の合計時間が制限時間以上となったときのセクタ１１１ａのＬＢＡを含ませても良い。そして、第１アクセス範囲は、アクセス範囲の先頭ＬＢＡと、そのエラー情報に含まれているＬＢＡのセクタ１１１ａまでのブロック数で表される範囲であっても良い。

また、上記の第２アクセス範囲も、アクセス範囲の先頭ＬＢＡを変換した物理アドレスから、このようなエラー情報に含まれているＬＢＡのセクタ１１１ａまでのブロック数で表される範囲であっても良い。

さらに、第２アクセス範囲については、正当な情報ではないと判定された記憶情報について情報読出しが試行されたセクタ１１１ａに隣接するセクタ１１１ａを含む範囲であれば、隣接トラック上のどのような範囲であっても良い。

ステップＳ１１０の処理が終了すると、リカバリリミット処理部７５が、次のようなマッピング処理を行う（ステップＳ１１１）。

このマッピング処理は、内周側、外周側それぞれの隣接範囲内の不良物理アドレスの中から、今回のアクセス範囲内の不良ＬＢＡのセクタ１１１ａに隣接するセクタ１１１ａ（隣接不良セクタ）の物理アドレスを選び出す処理である。

このマッピング処理では、リカバリリミット処理部７５は、まず、ステップＳ１０８でアドレス保持部７８に格納された不良ＬＢＡを物理アドレスに変換する。リカバリリミット処理部７５は、この変換も、図２に示すＲＯＭ７２内のアドレス変換情報を使って行う。

そして、リカバリリミット処理部７５は、内周側、外周側それぞれの隣接範囲内の不良物理アドレスの中から、不良ＬＢＡを変換した物理アドレスのヘッド番号およびセクタ番号と同じヘッド番号とセクタ番号とを有するものを選び出す。このように選び出された不良物理アドレスが、内周側、外周側それぞれの隣接範囲内における隣接不良セクタの物理アドレスに相当する。

図９は、マッピング処理を模式的に示す図である。

この図９には、上記の図７に示す状況下でのマッピング処理が示されている。そして、この図９には、図７および図８に示されたアクセス範囲Ａ１と、そのアクセス範囲Ａ１に隣接する内周側隣接範囲Ａ２と外周側隣接範囲Ａ３とが示されている。

この図９のパート（Ａ）には、アクセス範囲Ａ１における不良ＬＢＡのセクタＡ１＿１と、内周側隣接範囲Ａ２における不良物理アドレスのセクタＡ２＿１と、外周側隣接範囲Ａ３における不良物理アドレスのセクタＡ３＿１とが示されている。

不良ＬＢＡのセクタＡ１＿１は、アクセス範囲Ａ１の先頭から「５」番目、「７」番目、「８」番目、「１０」番目、「１８」番目の５個のセクタである。

内周側隣接範囲Ａ２における不良物理アドレスのセクタＡ２＿１は、内周側隣接範囲Ａ２の先頭から「６」番目、「７」番目、「８」番目、「１０」番目の４個のセクタである。

外周側隣接範囲Ａ３における不良物理アドレスのセクタＡ３＿１は、外周側隣接範囲Ａ３の先頭（即ち、「１」番目）、「６」番目、「７」番目、「８」番目、「９」番目、「１８」番目の６個のセクタである。

上述したように、上記のマッピング処理では、内周側、外周側それぞれの隣接範囲内の不良物理アドレスの中から、アクセス範囲内の不良ＬＢＡのセクタ１１１ａに隣接する隣接不良セクタの物理アドレスが選び出される。

図９の例では、不良物理アドレスのセクタＡ２＿１，Ａ３＿１のうち、内周側、外周側それぞれの隣接範囲での番数が、アクセス範囲での不良ＬＢＡのセクタＡ１＿１の番数と同じものが、内周側、外周側それぞれの隣接不良セクタとなる。内周側隣接範囲Ａ２における不良物理アドレスのセクタＡ２＿１のうち、隣接不良セクタは「７」番目、「８」番目、「１０」番目のセクタである。また、外周側隣接範囲Ａ３における不良物理アドレスのセクタＡ３＿１のうち、隣接不良セクタは「７」番目、「８」番目、「１８」番目のセクタ１１１ａである。これらの隣接不良セクタは、物理アドレスにおけるシリンダ番号以外のヘッド番号とセクタ番号は、不良ＬＢＡから変換された物理アドレスのヘッド番号とセクタ番号と同じである。

そこで、上記のマッピング処理では、内周側、外周側それぞれの隣接範囲内の不良物理アドレスの中から、不良ＬＢＡから変換した物理アドレスのヘッド番号およびセクタ番号と同じヘッド番号とセクタ番号とを有するものが選び出される。これにより、内周側、外周側それぞれの隣接範囲内で、不良ＬＢＡのセクタ１１１ａに隣接する隣接不良セクタの物理アドレスが選び出される。

図６のフローチャートにおけるステップＳ１１１のマッピング処理では、リカバリリミット処理部７５は、アドレス保持部７８に格納されている不良物理アドレスのうち、このように選び出した隣接不良セクタの物理アドレス以外の不良物理アドレスを消去する。

次に、リカバリリミット処理部７５は、以下に説明する交代処理の処理対象となるセクタ１１１ａの交代対象の物理アドレスを決定する（ステップＳ１１２）。

交代処理は、交代対象の物理アドレスのセクタ１１１ａに割り当てられていたＬＢＡを、そのセクタ１１１ａに替えて、上記の予備領域中のセクタ１１１ａに割り当て直す処理である。つまり、この交代処理では、交代対象の物理アドレスのセクタ１１１ａが、そのセクタ１１１ａが属するＨＤＤ１００における複数のセクタ１１１ａのうちの予備領域中のセクタ１１１ａに割り当てられる。

ステップＳ１１２では、まず、隣接不良セクタの中から、不良ＬＢＡのセクタ１１１ａを内周側と外周側から挟む隣接不良セクタの組が探索される。

図９のパート（Ｂ）には、この隣接不良セクタの組の探索の一例が示されている。

上述したように、図９の例では、内周側の隣接不良セクタは、内周側隣接範囲Ａ２における「７」番目、「８」番目、「１０」番目のセクタ１１１ａである。また、外周側の隣接不良セクタは、外周側隣接範囲Ａ３における「７」番目、「８」番目、「１８」番目のセクタ１１１ａである。そして、今回のアクセス範囲Ａ１における不良ＬＢＡのセクタ１１１ａを内周側と外周側から挟む隣接不良セクタの組が、図９のパート（Ｂ）に、円形エリアＣ内に示されている。即ち、この図９のパート（Ｂ）には、内周側の「７」番目の隣接不良セクタと外周側の「７」番目の隣接不良セクタとの組、および、内周側の「８」番目の隣接不良セクタと外周側の「８」番目の隣接不良セクタとの組が示されている。

本実施形態では、このような隣接不良セクタの組が、内周側の隣接不良セクタの物理アドレスと、外周側の隣接不良セクタの物理アドレスとの相互間で、シリンダ番号以外の番号（ヘッド番号とセクタ番号）が同じとなる組を探索することで行われる。

図６のフローチャートにおけるステップＳ１１２では、このように隣接不良セクタの組が探索されると、リカバリリミット処理部７５は、次のような物理アドレスを、交代元の物理アドレスとしてアドレス保持部７８に格納する。

即ち、リカバリリミット処理部７５は、探索された組に属する隣接不良セクタの物理アドレスと、今回のアクセス範囲内の不良ＬＢＡから変換された不良物理アドレスとを、交代元の物理アドレスとしてアドレス保持部７８に格納する。

次に、リカバリリミット処理部７５は、ステップＳ１１２でアドレス保持部７８に格納した物理アドレスを対象に、次のように交代処理を行う（ステップＳ１１３）。

リカバリリミット処理部７５は、まず、ステップＳ１１２でアドレス保持部７８に格納した物理アドレスのうち、図２の半導体メモリ７４内の交代対応表に交代元として未だ格納されていないものを選び出す。そして、その選び出した物理アドレスを、交代対応表における交代元の物理アドレスの格納欄に、新たな交代元の物理アドレスとして格納する。

次に、リカバリリミット処理部７５は、予備領域の物理アドレスの中から、交代対応表に交代先として未だ格納されていないものを、所定の優先順位に従って、上記の新たな交代元の交代先として選び出す。そして、リカバリリミット処理部７５は、その選び出した予備領域の物理アドレスを、交代対応表における、上記の新たな交代元の物理アドレスに対応した交代先の格納欄に格納する。

リカバリリミット処理部７５は、以上に説明した交代処理で更新された交代対応表を、その交代処理の対象となったＨＤＤ１００に送信する。交代処理後の交代対応表を受信したＨＤＤ１００では、図３の制御ＩＣ１０２が、半導体メモリ１０６に、その受信した交代対応表を上書きする。これにより、ＨＤＤ１００内の交代対応表が最新の交代対応表に更新される。

また、リカバリリミット処理部７５は、新たに交代先となった予備領域のセクタ１１１ａに、次のような情報を書き込む。

上述したように、本実施形態のＲＡＩＤシステム２におけるＲＡＩＤ構造は、ＲＡＩＤ１である。従って、今回アクセスの対象となったＨＤＤ１００に記憶されている情報と同じ情報が、そのＨＤＤ１００とは別のＨＤＤに冗長に記憶されている。

新たな交代元となった各物理アドレスのセクタ１１１ａからは正確な情報が得られていないことから、今回アクセスの対象となったＨＤＤ１００では、交代元の物理アドレスに対応する情報が欠損している可能性が高い。

そこで、リカバリリミット処理部７５は、交代元の物理アドレスに対応する記憶情報の読出しを、その別のＨＤＤ１００に指示する。そして、その別のＨＤＤ１００から出力されて来た記憶情報の、交代元の物理アドレスに交代先として割り当てられたセクタ１１１ａへの書込みを、今回アクセスの対象となったＨＤＤ１００に指示する。これにより、上記のような情報の欠損が埋められることとなる。

以上に説明したステップＳ１１１〜Ｓ１１３の処理を実行しているリカバリリミット処理部７５が、次のような交代部の一例に相当する。この交代部は、情報読出が試行された試行区画および隣接区画の双方について正確な情報が得られない場合の試行区画に替えて、複数の記憶区画のうちの交代区画を割り当てるものである。

ステップＳ１１３の処理が終了すると、この第２実施形態のＲＡＩＤシステム２のＲＡＩＤコントローラ７０における、図６のフローチャートが表す処理が終了する。

このＲＡＩＤコントローラ７０が、指定部と、指示付与部と、交代部とを備えた制御装置の一例に相当する。

以上に説明した第２実施形態の情報記憶システム２では、ＨＤＤ１００からエラー情報が出力されると、今回のアクセス範囲の各セクタ１１１ａと、内周側、外周側それぞれの隣接範囲の各セクタ１１１ａから記憶情報がそのまま読み出される。それぞれの範囲のセクタ１１１ａからそのまま読み出された記憶情報の中には、誤りを有する情報が含まれている。ここで、この誤りの中には、リトライ処理を何度も繰り返させる傷等の欠陥による重篤な誤りや、クロストークやノイズ等による、少ない回数のリトライ処理で修正可能な軽微な誤り等といった、軽重様々なものがある。そして、上記のように、重篤な誤りに繋がる欠陥は、隣のトラックにまで及んでいる可能性が高い。

この情報記憶システム２では、今回のアクセス範囲の各セクタ１１１ａと隣接範囲の各セクタ１１１ａとの双方について正確な情報が得られない場合に、そのセクタ１１１ａについて交代処理が行われる。これにより、互いに隣り合った複数のトラック間に亘る欠陥が存在している可能性が高いセクタ１１１ａについて交代処理が行われることとなる。

そして、次回に、このセクタ１１１ａを含むアクセス範囲からの情報の読出しが情報記憶システム２において実行されるときには、そのセクタ１１１ａに替えて交代先のセクタ１１１ａにアクセスされることなる。その結果、上記のようなリトライ処理の繰返しの発生が抑えられる。つまり、この情報記憶システム２では、パフォーマンスの低下が抑えられることとなる。

また、この第２実施形態の情報記憶システム２では、図９のステップＳ１１０の処理において、隣接範囲として、アクセス範囲が属するトラック１１１を挟んだ２つの隣接トラックそれぞれ上の、そのアクセス範囲に隣接する２つの隣接範囲が指定される。そして、これら２つの隣接範囲のいずれについても正確な情報が得られないセクタ１１１ａが交代処理の対象とされる。これにより、複数のトラックに亘る重篤な欠陥が存在するセクタ１１１ａが、高い精度で見つけられることとなる。このことは、本件の情報記憶システムに対し、以下の応用形態が好適であることを意味している。

この応用形態では、上記指示付与部が、上記第２アクセス範囲として、次のような２つの第２アクセス範囲を上記記憶装置に指定するものとなっている。２つの第２アクセス範囲は、上記の試行区画のトラックにそれそれが隣接して相互間にそのトラックを挟んだ２つのトラックそれぞれ上の隣接区画を含んだ２つの範囲である。また、この応用形態では、上記交代部が、次のような試行区画について上記交代区画を割り当てるものとなっている。この交代部は、上記試行区画と、その試行区画を挟んだ両方の上記隣接区画とのいずれについても正確な情報が得られない場合のその試行区画について上記交代区画を割り当てる。

本実施形態において、図６のステップＳ１０４の処理とステップＳ１１０の処理とを実行しているリカバリリミット処理部７５は、この応用形態における指示付与部の一例にも相当している。また、図６のステップＳ１１１〜Ｓ１１３の処理を実行しているリカバリリミット処理部７５は、この応用形態における交代部の一例にも相当している。

尚、本実施形態では、上記のように、欠陥が存在するセクタ１１１ａの発見精度を高めるために、隣接範囲として、アクセス範囲が属するトラック１１１を挟んだ２つの隣接トラックそれぞれ上の、そのアクセス範囲に隣接する２つの隣接範囲が指定される。しかしながら、本件の情報記憶システムは、この形態に限るものではない。本件の情報記憶システムは、例えば、アクセス範囲が属するトラックに隣接する１本の隣接トラック上の、そのアクセス範囲に隣接する１つの隣接範囲が指定されるものであっても良い。

また、この第２実施形態の情報記憶システム２では、図９のステップＳ１１３の処理において、交代処理は、アクセス範囲内で正確な情報が得られなかったセクタ１１１ａと、隣接範囲内で正確な情報が得られなかったセクタ１１１ａとの双方について行われる。

これにより、今回、記憶情報の読出しに失敗したセクタ１１１ａだけでなく、そのセクタ１１１ａに隣接して、記憶情報の読出しに失敗する可能性の高いセクタ１１１ａについても交代処理が行われる。従って、情報記憶システム２におけるパフォーマンスの低下が、一層抑えられることとなっている。このことは、本件の情報記憶システムに対し、以下の応用形態が好適であることを意味している。

この応用形態では、上記交代部が、上記試行区画および上記隣接区画の双方について正確な情報が得られない場合のその試行区画およびその隣接区画について上記交代区画を割り当てるものとなっている。

本実施形態において、図６のステップＳ１１１〜Ｓ１１３の処理を実行しているリカバリリミット処理部７５は、この応用形態における交代部の一例にも相当している。

尚、本実施形態では、上記のように、パフォーマンスの低下を一層抑えるために、アクセス範囲内で正確な情報が得られなかったセクタ１１１ａと、隣接範囲内で正確な情報が得られなかったセクタ１１１ａとの双方について交替処理が行われる。しかしながら、本件の情報記憶システムは、この形態に限るものではない。本件の情報記憶システムは、例えば、アクセス範囲内で正確な情報が得られなかったセクタ１１１ａのみについて交代処理が行われるものであっても良い。

また、上記では、本件の情報記憶システムの一例として、複数のＨＤＤ１００を備えたＲＡＩＤシステム２を例示した。しかしながら、本件の情報記憶システムは、この形態に限るものではない。本件の情報記憶システムは、ＨＤＤ１００を１つだけ備えた情報記憶システムであっても良い。

また、上記では、本件の情報記憶システムにおける記憶装置の一例としてＨＤＤ１００を例示した。しかしながら、本件の情報記憶システムにおける記憶装置はＨＤＤに限るものではない。この記憶装置は、例えば、光磁気ディスクやＤＶＤ等のドライブ装置であっても良い。

１ 情報記憶システム
２ ＲＡＩＤシステム
１０ 記憶装置
１１ 記憶媒体
１１ａ，１１１ トラック
１１ａ＿１ 記憶区画
１２ 読出部
１３，１２２ 判定部
１４，１２３ 繰返し指示部
１５，１２４ 第１出力部
１６，１２５ 第２出力部
２０ 制御装置
２１ 指定部
２２ 指示付与部
２３ 交代部
５０ ドライブエンクロージャ
７０ ＲＡＩＤコントローラ
７１，１０２ 制御ＩＣ
７２，１０３ ＲＯＭ
７３，１０５ ＲＡＭ
７４，１０６ 半導体メモリ
７５ リカバリリミット処理部
７６ 媒体データ格納部
７７ データ正当性分析部
７８ アドレス保持部
１００ ＨＤＤ
１０１ ヘッド
１０３ ＥＣＣ処理回路
１１１ 磁気ディスク
１１１ａ セクタ
１２１ アクセス部

Claims (3)

1. 情報の正誤を確認可能な符号を含んだ記憶情報を各々が記憶する複数の記憶区画が並んだトラックが、互いに隣接して複数本設けられた記憶媒体と、
   前記記憶区画を単位としてアクセス範囲が指定され、前記記憶媒体上の該アクセス範囲にアクセスすることで前記記憶情報を読み出す読出部と、
   前記読出部により読み出された前記記憶情報から正確な情報が得られたか否かを判定する判定部と、
   正確な情報が得られなかったと前記判定部により判定された場合に前記読出部に、前記アクセス範囲からの前記記憶情報の読出しを繰り返させる繰返し指示部と、
   正確な情報が得られたと前記判定部により判定された場合には、該正確な情報およびアクセス完了の通知の少なくとも一方を出力し、前記記憶情報の読出しが、予め決められた限度まで繰り返されても、正確な情報が得られなかったと前記判定部により判定された場合には、読出しの失敗を示すエラー情報を出力する第１出力部と、
   特定の指示を受けた場合に、前記読出部により読み出された前記記憶情報の生データをそのまま出力する第２出力部と、
   を備えた記憶装置；および
   前記記憶装置に前記アクセス範囲を指定する指定部と、
   前記記憶装置の前記第１出力部から出力された情報を取得し、その取得した情報が前記エラー情報である場合に、情報読出が試行された記憶区画である試行区画を含んだ第１アクセス範囲と、該試行区画のトラックに隣接するトラック上の、該試行区画に隣接する記憶区画である隣接区画を含んだ第２アクセス範囲とを前記記憶装置に指定して、該第１アクセス範囲と該第２アクセス範囲から前記記憶情報の生データの読み出しを実行させるとともに、前記第２出力部に対して前記特定の指示を与える指示付与部と、
   前記第２出力部によりそのまま出力された前記記憶情報の生データを取得し、その取得した前記記憶情報の生データから正確な情報が、前記試行区画および前記隣接区画の双方について得られない場合、該試行区画に替えて前記読出部によるアクセス対象となる交代区画を割り当てる交代部と、
   を備えた制御装置；
   を備えたことを特徴とする情報記憶システム。
2. 前記指示付与部が、前記第２アクセス範囲として、該試行区画のトラックにそれぞれが隣接して相互間に該トラックを挟んだ２つのトラックそれぞれ上の隣接区画を含んだ２つの第２アクセス範囲を前記記憶装置に指定するものであり、
   前記交代部が、前記試行区画と、該試行区画を挟んだ両方の前記隣接区画とのいずれについても正確な情報が得られない場合の該試行区画について前記交代区画を割り当てるものであることを特徴とする請求項１記載の情報記憶システム。
3. 前記交代部が、前記試行区画および前記隣接区画の双方について正確な情報が得られない場合の該試行区画および該隣接区画について前記交代区画を割り当てるものであることを特徴とする請求項２記載の情報記憶システム。

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