JPH01245326A - 磁気記録装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 ［産業上の利用分野コ 本兜明は、磁気テープを用いた磁気記録装置に係り、特
にコンピュータの周辺装置として好適な大容量で、信頼
性の高い磁気記録装置に関する。

［従来の技術］ 近年の磁気記録技術の進歩により、ＶＴＲやＤＡＴ　（
Ｄｉｇｉｔａｉ　Ａｕｄｉｏ　Ｔａｐｅ）に見られるよ
うに、ロータリーヘッドを用いたヘリカルスキャン方式
の記録再生技術が実用化され、記録密度が向上すると共
に、ディジタル信号処理技術との組み合わせにより、Ｖ
ＴＲやＤＡＴ用磁気テープを利用したコンピュータデバ
イスの開発が盛んになっている。

これらのデバイスでは、音声などをディジタル信号に変
換し、テープに記録している。従って、記録されるデー
タを音声の代わりにコンピュータで利用することが可能
である。

このようなデバイスの例として、特公昭６〇−２５８２
６や特開昭６０−１７１６７８がある。

これらでは、コンピュータの周辺装置として必要な磁気
テープの任意の記録場所について選択的に記録、再生を
行なう検索機能を備えているために、ロータリーヘッド
で記録したトラックの他に、検索用に固定ヘッドを使用
してトラックの上下に制御データを記録して、この部分
を検索制御データとして用いている。

この方法は、データと独立した場所に制御データが記録
されているので、容易に検索が出来る。

しかし、制御データが記録されている場所は、磁気テー
プのエツジ付近であり、汚れや損傷を被りやすいという
課題があり、この制御データが読めなくなると、コンピ
ュータデバイスとして必要な検索機能が実現できなくな
り、システム全体の信頼性を低下させる。

さらに、−船釣に磁気テープ装置では、アクセス時間が
長い、固定ヘッドを用いた制御では高速にテープを走行
させると、制御情報を読み出すことが出来ないので、高
速アクセスを行なうことが出来ない。

また、ＤＡＴレコーダのように隣合うトラックでアジマ
スを変えて記録する方式を採用したシステムで、特に幅
の広いヘッドで隣合うトラックを僅かに重ねて記録する
装置では、前に記録したトラックに再記録すると、隣の
トラック上にも重ねて記録してしまい、このトラ・ツク
は正しくデータを読み出せなくなるため、従来例のよう
な制御データを用いても１トラツクごとの再記録が出来
ないという課題がある。

その上、コンピュータと周辺装置とは、システムで決め
られた単位でデータの送受信が行なわれるのが一般的で
ある０通常その大きさは、２５６〜１０２４バイト程度
が多い、ところが、回転ヘッドを用いたアジマス記録方
式を用いた磁気記録装置では、記録密度が高いので大容
量を実現できるが、一つのトラックに記録されるデータ
量が多いうえ、トラックごとの書き換えが困難であるの
で２５６〜１０２４バイト程度の単位では記録再生がで
きない。

これらに関しては、従来技術では考慮されていなかった
。

［発明が解決しようとする課題］ 上記従来技術は、コンピュータの周辺装置として一般的
に要求される送受信の基本単位を満足する環境を提供で
きない。

また、磁気テープの記憶容量を大きくするために、トラ
ックの間隔をできる限り狭くする。従って、各トラック
の上下に設けるＭ９１１データを記録する領域も狭くな
り、有効なデータが記録できないという問題もある。

本発明の目的は、ヘリカルスキャン方式の磁気テープを
用いた磁気記録装置で、特にアジマス記録方式を利用し
た磁気記録装置をコンピュータのデータ記録装置として
利用するのに最も適した方式、構成を提供することにあ
る。

［課題を解決するための手段］ 磁気テープ上への記録再生の単位であるグループは、複
数のトラックからなり、外部装置からデータの記録再生
に使用できるデータ領域と、磁気テープの汚れや損傷に
よるデータの誤りを検出、訂正するための検査ワードで
構成される。

この場合、外部装置とのデータの送受信の単位は、２５
６バイトの整数倍に設定されるのが一般的である。そこ
で、グループ内のデータ領域を２５６バイトの整数倍と
し、磁気テープの走行方向に生じるデータ誤りを検出、
訂正するために効率の良い検査ワードを付加すると、グ
ループ内のトラック数とデータ領域、検査ワードの関係
から、空き領域ができる。

この領域を、システム領域とし、外部装置とのデータの
送受信に必要な情報を格納する領域として利用し、磁気
テープへの記録、再生の単位であるグループを、コンピ
ュータの周辺装置として要求される論理的な単位で制御
することによって、各種コンピュータのオペレーティン
グシステムに組み込むことが可能となる。

［作用］ 磁気テープに記録されたグループは、−旦バッファメモ
リ内に読み込まれる。この時、記録時に付加されていた
検査ワードは、読み込んだデータの誤りを検査し、誤り
があればこれを訂正するために使用され、バッファメモ
リには格納されない。

バッファメモリには、データ領域とシステム領域が格納
される。磁気記録装置は、バッファメモリ内のシステム
領域のデータを解析し、このデータで指示される外部装
置とのデータ送受信の単位で外部装置からの指示に応答
する。

記録時には、外部装置から送られてきたデータを一旦バ
ッファメモリのデータ領域に格納し、磁気記録装置が定
められたシステムデータをシステム領域に格納し、シス
テム領域と同時に検査ワードを付加して磁気テープに記
録する。

従って、データだけでなくシステム領域にも誤り訂正が
実行されるため、誤動作することはない。

また、グループに割り当てた論理的なブロックを管理す
るためのリードインエリアに格納するデータは、複数の
グループに多重記録することによって信顆性を高め、繰
り返しの記録再生においてもデータ誤りがないので、誤
動作することはない。

以下余白 〔実施例〕 以下、本発明の詳細な説明する。

第１図に第１の実施例を示し、第２図に本実施例の磁気
記録装置の全体ブロック図を示す。

第１図は、第２図の中のシステム制御回路の詳細ブロッ
ク図である。

システム制御回路２６は、マイクロコンピュータ１、シ
ステム制御部２、システム領域管理部３、グループＩＤ
解析部４、生成部５、ブロックＩＤリスト解析部６、生
成部７、リードインエリア管理部８、テープＩＤ解析生
成部って構成される。

本発明の磁気記録袋ぼけ、第２図に示すシリンダ１０、
リードヘッド１１、ライトヘッド１２、リードライト回
路１３、ベリファイ回路１４、サーボ回路１５、シリン
ダモータ１６、キャプスタンモータ１７、り一ルモータ
１８、ＤＡＴ信号処理回路１９、サブコード制御回路２
０、ドライブ制御回路２１、ＤＡＴ符号復号回路２２、
メモリコントロール回路２３、レイヤードＥ　ＣＣ（Ｅ
ＲＲＯＲＣ０ＲＲＥＣＴＩＯＮ　Ｃ０ＤＥ）回路２４、
メモリ２５、システム制御回路２６、Ｓ　ＣＳ　Ｉ　（
ＳＭＡＬＬ　ＣＯＭＰＵＴＥＲＳＹＳＴＥＭ　ＩＮＴＥ
ＲＦＡＣＥ）　２７、メカ駆動回路２８で構成される。

本発明の磁気記録装置は、ＤＡＴレコーダの記録フォー
マットを基本にしており、ＶＴＲのようにシリンダ１０
の円周上に取り付けたシリンダ１０と共に回転するヘッ
ドを使用し、磁気テープに第３図に示すような幅１３．
６μｍのトラックを磁気テープの走行方向に対し斜めに
構成する。本発明ではアジマス記録方式を用い、隣合う
トラックでアジマス角が異なるように記録される。

また、ヘッドはトラック幅より伍かに広い２０μｍｌｉ
で形成され、記録時ライトヘッド１２は、トラ・ツクを
異なったアジマスで重ねながら記録する。

データの記録装置として、コ〉′ピユータに接続して使
用するためには、任意の場所の検索機能と任意の場所へ
の記録、任意の場所の再生機能が必要とされる。しかし
、トラックを記録する場合、異なったアジマスでトラッ
クとトラックを重ねて記録するために、あるトラックを
書き換えると、隣のトラックを削ってしまうので、削ら
れたトラックのデータが正しく再生されなくなる。

そこで、磁気テープへの記録再生を複数トラックをまと
めて行なうための記録再生の基本単位どなるグループフ
ォーマットを第４図に示す。

グループは、３２フレーム（２トラツクを１フレームと
呼ぶなめ、６４トラツクと意味する）で構成され、最初
の３フレームと最後の１フレームをグループとグループ
の間のギャップとする。従って、第３フレームから第３
０フレームまでの２Ｓフレームをデータを記録する領域
とする。

７Ｆ、５図にＤＡＴ懇談会で規格化されたＤＡＴのトラ
ックフォーマットを示す。トラックは１６の領域に分割
され、各領域は図に示すように定義されている。図中の
ＰＣＭ領域がデータを記録する領域である。サブコード
領域には、高速サーチのための情報を記録する。また、
Ａ　Ｔ　Ｆ　（ＡｕｔｏｍａｔｉｃＴｒａｃｋ　Ｆｉｎ
ｄｔｎｇ）領域には、回転ヘッドが正しくトラックをト
レースできるようにサーボをかけるための信号を記録す
る。

また、＋アジマスと一アジマスの２つのヘッドが交互に
トラックをトレースする。各ヘッドは、自分のアジマス
と一致するアジマスで記録されたトラックのＡＴＦ領域
を読んでサーボをかけ、ＰＣＭ領域、サブコード領域を
読む。

第６図に本実施例のサブコードフォーマットを示す、ト
ラック内のサブコード領域には、２バイトのサブＩＤと
３２シンボルのデータとから構成されるＤＡＴブロック
が１６個含まれる。このＤＡＴブロックは、２つで一つ
のパックデータを構成する。

各Ｄ　Ａ　Ｔブロックには、アドレスがつけられており
、偶数アドレスの３２シンボルデータと奇数アドレスの
３２シンボル、計６４シンボルで一つのベックデータと
なる。バックデータは、パック１からパック８までの８
つのパックで構成され、各パックは、８つの８ビツトデ
ータで構成される。

各パックは、第６図の（ｂ）に示すように、ＰＣＩから
ＰＣ８で構成し、ＰＣＩの上位４ビツトにはアイテムと
して”１１１０′’、ＰＣ２にはこのトラックが属して
いるグループ番号の上位８ビット、ＰＣＢにはグループ
番号の下位８ビツト、ＰＯ２のビット７にはこのフレー
ムがギャップであることを示す時セットされるギャップ
フラグ（ＧＡＰＦ）、ＰＯ２の下位５ビツトにはグルー
プ内のフレーム番号、ＰＯ５にはフォーマットカウント
、ＰＯ６は将来の拡張用として確保し、ＰＯ７には次式
で定義するエラー検出用垂直パリティを記録する。

ＰＯ７のビット０＝ＰＣ１のパリティ ＰＣ７のビット１＝ＰＣ２のパリティ ＰＣ７のビット２＝ＰＣ３のパリティ ＰＣ７のビット３＝ＰＣ４のパリティ ＰＣ７のビット４＝ＰＣ５のパリティ ＰＣ７のビット５＝ＰＣ６のパリティ ＰＣ７のビット６＝Ｏ ＰＯ７のビット７＝Ｏ ＰＯ８は、次式で定義するＰＣＩ〜ＰＣ７のエラーを検
出するパリティである。

ＰＣ８＝ＰＣ１＋ＰＣ２＋ＰＣＢ＋ＰＣ４＋ＰＣ５＋Ｐ
Ｃ６＋ＰＣ７ ただし、＋は排他論理和（ｍ　ｏ　ｄ　２　）である。

パック８は、パック１からパック７のエラー検出用パリ
ティであり、ＤＡＴの規格で定められたＣ１パリティと
する。

パックは８つあるが、高速サーチの場合に、このサブコ
ードの検出確率を向上するため、すべて同じデータを記
録することとする。

［グループフォーマット］ 第４図に示した本発明のグループフォーマットを５Ｃ３
Ｉに接続された外部装置から論理ブロックでアクセスが
できるようにするためのブロックレイアウトを第７図に
、システム領域フォーマットを第８図に示す。

本実施例では５Ｃ３Ｉデバイスのうちダイレクトアクセ
スが可能なデバイスとしての論理ブロックフォーマット
を示している。

３２フレームで構成されるグループのうち、最初の３フ
レームと最後の１フレームをギャップとして除いた残り
の２８フレームをデータの記録領域として使用する。

１トラツクに記録できるデータは、ＤＡＴのトラックフ
ォーマットから２８８０バイトとなっている。従って、
２８フレームでは、１６１２８０バイトとなる。

ところが、通常コンピュータの論理ブロックとしては、
２５６バイトの整数倍が使用されている。

そこで、２８フレームのデータのうち、１３１０７２バ
イト（２５６Ｘ５１２バイト）をユーザーが使用できる
データ領域とする。

残りの３０２０８バイトのうち、４７３６バイトを装置
自身が使用するシステム領域とし、２５４６４バイト分
リードソロモンコードを用いたエラー訂正用のパリティ
に使用する。残りの８バイトは未使用とする。このパリ
ティは、磁気テープの走行方向に沿ったデータ誤りを訂
正するためにデータ領域とシステム領域の両方のデータ
に付加し、ＤＡＴのトラック内で使用しているダブルエ
ンコーデッドリードソロモンコードによるエラー訂正と
相まって連続８トラツクのバーストエラーが生じてもデ
ータの訂正を可能としている。

［動作］ 以下、記録再生方法、高速サーチ方法を説明する。

本実施例は、コンピュータに接続される装置の種類のう
ち、ブロックをランダムに選択して記録再生するランダ
ムアクセスを実現する磁気記録装置であり、５Ｃ５Ｉの
ランダムアクセスデバイスのコマンド系をサポートして
いる。

第２図において、図示しない磁気テープは、図示しない
テープローディングメカニズムによってシリンダ１０に
９０度巻付けられる。

システム制御回路２６内のマイクロコンピュータ１は、
磁気テープが装置内に装填されているかどうかを図示し
ない検出回路によって調べ、装填されるまで待つ。

磁気テープが装填されたことを検出すると、マイクロコ
ンピュータ１は、メカ駆動回路２８により図示しないテ
ープローディングメカニズムを駆動し、磁気テープをシ
リンダ１０に巻き付ける。磁気テープが装填されている
か、装填したら、マイクロコンピュータ１は、ドライブ
制御回路２１に「巻もどしモード」を指示し、ドライブ
制御回路２１はサーボ回路１５を巻もどしモードに設定
する。サーボ回路１５は、リールモータ１８を駆動して
磁気テープを巻もどす、ドライブ制御回路２１は、磁気
テープの透明なテープ部分くリーダーテープ）を検出し
、テープが巻戻ったことをドライブ制御回路２１にに知
らせる。そこでドライブ制御回路２１は、サーボ回路１
５を駆動し停止モードとする。マイクロコンピュータ１
は、リードインエリア管理部８を介しテープＩＤ解析生
成部９により装填された磁気テープがどういう使われ方
をしたテープかを知るためにリードインエリアを読み込
む。

リードインエリアは１２グループで構成され、第９図に
示すようなテープＩＤを最初にテープを使用する時に記
録しておく、このＩＤは、一つのグループのデータ領域
を使用しており、リードインエリアの１２グル一プ全部
に同じ値を記録しておく。

リードインエリアの各グループ内のデータ領域にテープ
ＩＤ［図中（Ｅ）］とブロック番号リスト［図中＜Ｆ）
］を記録する。　テープＩＤの最初のバイトには、この
テープがどのようなフォーマットで使用されているかを
示すコード（フォーマットコード）を記録する。

本実施例のフォーマットをコード”０１”とする。

３バイト目には使用中のテープの長さを示すコードを記
録する。値は次のようになる。

テープ長　二〇〇　　　未知テープ長 ０１　　　６０ｍテープ ０２　　　４０ｍテープ ０３　　　３０ｍテープ ０３　　　２０ｍテープ ２バイト目にはテープのアクセスタイプを示すコードを
記録する。値は次のようにする。

アクセスタイプ　−０１ダイレクトアクセス４．５バイ
ト目にはテープに記録されている総グループ数が記録さ
れる。このデータはテープの途中までが使用されており
、テープ全体のグループ数がわからない時には、”０′
とする。

テープの途中までが使用されている場合は、６゜７バイ
ト目にＥ○Ｉ　（Ｅｎｄ　Ｏｆ　Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏ
ｎ）としてこれより後ろには有効なデータが記録されて
いないことを示すグループの番号を記録する。

９バイト目から２４バイト目までには、このテープの内
容を示すボリューム名をユーザーの要求によって記録す
る。

２５バイト目から３６バイト目には、このテープをフォ
ーマットした日（寸を記録する。

記録内容は、西暦年４バイト、月２バ、イト、日２１＜
イト、時間２バイト、分２バイトで構成される。

３７バイト目から４８バイト目には、同様なフォーマッ
トで最後にテープを装置から取り出した日付を記録する
。

４９バイト目から５１バイト目には、テープをフォーマ
ットしたプログラム名、５２バイト目から５９バイト目
には、そのプログラムのパージョンが記録される。

マイクロコンピュータ１は、リードインエリア管理部８
によりリードインエリアからテープＩＤを読み込み、テ
ープＩＤ解析生成部９により解析を行なうが、新しいテ
ープでデータが記録されていない場合には、５Ｃ９Ｉ２
７を介し新しいテープであることを外部装置に伝える。

　外部装置としてホストコンピュータに本発明の磁気記
録装置が接続されている時、この情報は、５Ｃ３Ｉ２７
のステータスのチエツクコンデイションビットをセット
し、拡張センスデータのなかに作成され、ホストコンピ
ュータがこの拡張センスデータを読み出すコマンドを発
行した場合に、ホストコンピュータに送られる。

新しいテープであることがわかったホストコンピュータ
は、その旨をユーザーに伝え、ユーザーの要求によって
、テープのフォーマットを行なう場合には、磁気記録装
置にフォーマットコマンドを５Ｃ３Ｉ２７を介して送信
する。このコマンドと共に、テープＩＤに相当するパラ
メータも送信される。

このフォーマットコマンドを受信した本実施例の磁気記
録装置のマイクロコンピュータ１は、磁気テープがＢ　
ＯＴ　（Ｂｅｇｉｎ　Ｏｆ　Ｔａｐｅ）の位置にあるこ
とを確認後、先に述べたグループフォーマットをテープ
に記録する。

マイクロコンピュータ１は、フォーマットコマンドを受
信後、ドライブ制御回路２１に「記録モード」を指示す
る。ドライブ制御回路２１は、サーボ回路１５を再生モ
ードに設定し、シリンダモータ１６によりシリンダ１０
を２０００ｒｐｍで定速回転させる。同時にキャプスク
ンモータ１７、リールモータ１８によりテープを定速で
駆動し、シリンダ１０が定速になったら、マイクロコン
ピュータ１は、第１０図に示すタイミングでグループの
記録を実行する。

ＤＡＴ符号復号回路２２に入力されたデータは、記録デ
ータ［図中（Ｄ）］としてＤＡＴ信号処理回路１９に入
力される。マイクロコンピュータ１は、サブコードデー
タをサブコード制御回路２０に送出しておく、ＤＡＴ信
号処理回路１９は、時刻Ｔ１に入力されたフレーム番号
Ｏのサブコードデータ［図中（Ｃ）］と、すでに入力さ
れている記録データを８−１０変換した後、時刻Ｔ２か
らリードライト回路１３へ＋アジマス、時刻Ｔ３から−
アジマスで記録する［図中（Ａ）］、リードへラド１１
は、ライトヘッド１２で記録した信号をすぐに読み出し
［図中（Ｂ）］、ベリファイを行なう。

マイクロコンピュータ１は、フォーマット用のデータを
メモリ２５に格納する。まず、リードインエリアのデー
タを格納するが、テープＩＤ解析生成部９がパラメータ
として受は取ったパラメータをフォーマットに従ってメ
モリ２５に格納する。この時点でまだわからない総グル
ープ数、テープ長、ＥＯＩグループ番号は、全て０とし
ておく、最後にテープを装置から取り出した日付もこの
時点では０としておく、また、ブロックＩＤリスト生成
部７によりブロックＩＤリストを０にクリアし、初期化
しておく、リードインエリアではシステム領域を使用し
ないのでこの領域は０としておく。

マイクロコンピュータ１は、サブコード制御回路２０に
リードインエリアのサブコードデータを送出する。リー
ドインエリア管理部８は、グループ番号を−１２から始
め、１づつ増加させ、−１までの１２グループをリード
インエリアとして同じデータを記録する。１２個のグル
ープをリードインエリアとして記録した後、ユーザーが
使用可能なデータグループとしてグループ番号０から順
にグループを記録する。

マイクロコンピュータ１は、フォーマット時のデータ領
域に０を設定し、システム領域管理部３は、グループＩ
Ｄ生成部５によりグループＩＤをシステム領域に設定す
る。この時、各グループの先頭のブロック番号、ブロッ
ク数をフォーマットパラメータで指定されるブロック長
より求め記録する。ブロック長を５１２バイトとすると
グループ内のブロック数は、２５６である。また、ブロ
ックＩＤリスト生成部７は、各ブロックを通常データと
してリストをシステム領域に作成する。

グループＩＤのアドレス０から２までにはグループ内に
属する最初のブロックのテープの最初からの番号を設定
する。アドレス３には、グループ内のブロックの大きさ
を示すコードを設定する。

アドレス４．５には、グループ内のブロック数を設定す
る。今、ホストコンピュータからのフォーマットコマン
ドで、論理ブロック長を５１２バイトとするように指示
されたとすると、リードインエリアに続くデータグルー
プの最初のグループには、番号０を割り当てシステム領
域のアドレス０から２には、”０”を設定する。アドレ
ス３には、５１２バイトを示すコード”０１”を設定し
、アドレス４．５にはグループ内のブロック数として”
２５６″を設定する。

フォーマット時には、データ領域は全て０として、デー
タ領域およびシステム領域に対し、レイヤードＥＣＣ回
路２４を用いてパリティを付加してメモリ２５に格納す
る。このデータをメモリコントロール回路２３がＤＡＴ
符号復号回路２２に送信し、ＤＡＴのトラック内で定め
たエラー訂正パリティを付加し、ＤＡＴ信号処理回路１
９にシリアルデータとじて出力する。このデータを受信
したＤＡＴ信号処理回路１９は、トラック内のデータフ
ォーマットに合わせてデータの８−１０変換を行ない、
ベリファイ回路１４へ入力すると同時に、リードライト
回路１３を介し、ライトヘッド１２でテープに信号を記
録する。

サブコードに記録するフレーム番号が０から２と３１は
ギャップフレームであるので、第６図に示したＧ　Ａ　
Ｐ　Ｆをセットする。

この時、リードヘッド１１はライトヘッド１２が記録し
たデータを読み、ＤＡＴ信号処理回路Ｉ９を介し、ベリ
ファイ回路１４へ入力する。ベリファイ回路１４は記録
した信号と読み出した信号とを比較し、一致しているか
どうかを検査する。各トラックごとの一致しない信号の
数をマイクロコンピュータ１に送信する。マイクロコン
ピュータ１は、ｌグルー１分の一致しない信号数を集計
し、エラー訂正が可能な範囲かどうかを決定する。この
判断にはユーザーが設定可能なスレッシュホールドを使
用し、エラー訂正能力のＮ％以内の信号の不一致であれ
ば正しく記録されたとして処理を続行する。

Ｎの値は、デフすｌレトで５０としておく。

もし、このスレッシュホールドを超える信号の不一致が
検出されたら、このグループは正しく記録されなかった
として、以後使用しないようにし、代わりに同じグルー
プを次に続けて記録する。従って、同じグループ番号が
続けて読み出された場合には、先に読んだグループは無
効グループとしてスキップする。

次のグループには、番号を１増加して、システム領域の
アドレスＯから２にはグループＯに２５６個のプロ・ツ
クがあるので、グループ１の最初のブロックの番号”２
５６”を設定する。各グループの先頭のプロ・ツク番号
が確定した時、ブロックＩＤリストの対応する場所にこ
のブロック番号を登録する。アドレス３にはグループＯ
と同じ”０１”を、アドレス４．５にはグループ内のブ
ロック数”２５６”ｆ！：設定し、同様にテープに記録
する。

以下、同様な処理を順次テープの終わりであるＥ　ＯＴ
　（Ｅｎｄ　Ｏｆ　Ｔａｐｅ）　まで行ない、リードイ
ンエリア管理部８は、最終グループ番号をリードインエ
リアに記録するために記憶しておく。

本実施例におけるテープフォーマットを第１１図に示す
。

ＥＯＴまでのフォーマットが終了したら、マイクロコン
ピュータ１はドライブ制御回路２１に「停止モード」を
指示し、ドライブ制御回路２１はサーボ回路１５を停止
モードに設定し、テープを停止させる。その後、マイク
ロコンピュータ１はドライブ制御回路２１に「巻戻しモ
ード」を指示し、サーボ回路１５を巻戻しモードに設定
する。これにより図示しないピンチローラをキャプスタ
ンから放し、リールモータによりテープを巻戻す。

マイクロコンピュータ１は、システム制御部２、ドライ
ブ制御回路２１よりＢＯＴの検出を知らせられると、−
旦ドライブ制御回路２１に「停止モード」を指示し、サ
ーボ回路１５によってリールモータ１８を停止させる。

その後、リードインエリアのテープＩＤ、ブロックリス
トを更新するために、システム制御部２を介しドライブ
制御回路２１に「アフレコモード」を指示する。このモ
ードは、各グループ内のデータ領域、システム領域、パ
リティを更新する場合に使用される。このモードでは、
サブコード領域は更新されず、トラック内のＰＣＭ領域
だけが書き換えられる。リードへラド１１で読んだ信号
をリードライト回路１３を介し、ＤＡＴ信号処理回路１
９でサブコードを取り出し、サブコード制御回路２０へ
送出し、ここでサブコードの検査を行なう。このデータ
をマイクロコンピュータ１が受信し、鮮析を行なって記
録を開始するグループのフレーム番号を検出し、ＤＡＴ
符号復号回路２２に起動をかける。データの記録時と同
様にレイヤードＥＣＣ回路２４で訂正用パリティを付加
し、メモリコントロール回路２３によりＤ　Ａ　Ｔ符号
復号回路２２に送られたリードインエリア用のデータは
、リードへラド１１でサーボをかけながら、目的のトラ
ックをライトヘッド１２を「リードモード」でトレース
させている時、サブコード領域、ＡＴＦ領域を読んだ後
「ライトモード」に切り替え、ＤＡＴ符号復号回路２２
からＤＡＴ信号処理回路１９に送られたデータをリード
ライト回路１３を介し、記録する。

これを繰り返し、リードインエリアにテープＩＤ、ブロ
ックＩＤリストを記録する。

フォーマットは、以上で処理を終了し、以後論理ブロッ
クアドレスで記録、再生が可能となる。

今、第１１図のブロック番号ｎ＋１の論理ブロックをホ
ストコンピュータがリードするコマンドを発行した場合
を考える。ホストコンピュータは５Ｃ８Ｉを介して論理
ブロック番号ｎ＋１のプロ・７りをリードするコマンド
をマイクロコンピュータ１に送信する。コマンドの送信
に先立ちホストコンピュータは５Ｃ３Ｉ２７バスが他の
装置によって使用されていないかを検査し、使用されて
いなければ使用権を獲得する０次に本発明の磁気記録装
置に与えられたＩＤをバスに送出する。マイクロコンピ
ュータ１は、バスを検査し、自分に与えられているＩＤ
と同じデータがバスに出力されていることを検出したら
、ホストコンピュータからのコマンドを受信する。

コマンドを受信したマイクロコンピュータ１は、ドライ
ブ制御回路２１に「再生モード」を指示し、サーボ回路
１５を介してシリンダモータ１６、キャプスタンモータ
１７、リールモータ１８をそれぞれ駆動する。リードへ
ラド１１で読み込んだ信号をＤＡＴ信号処理回路１９で
選別し、サブコードデータはサブコード制御回路２０へ
送信され、ここでエラー検査を行なった後、このデータ
をマ・イクロコンピュータ１に送信し、現在のテープの
グループ番号を読む、ブロックＩＤリストの中の対応す
る先頭ブロック番号を取り出し、目的のブロック番号と
比較する。目的のブロック番号ｎ＋１が大きければグル
ープ番号の増加する方向へ、小さければグループ番号の
減少する方向への”サーチ”を行なう。

目的のブロック番号ｎ＋１がブロックＩＤリスト内のグ
ループＮの先頭ブロック番号ｎより大きくグループＮ＋
１の先頭ブロック番号ｍより小さいので、グループＮを
”サーチ”する。

”サーチ”を実行する間、ホストコンピュータはデータ
待ちの状態になるので、５Ｃ３Ｉ２７を専有してしまう
、従って、この間他の５ＣＳＩ２７に接続された装置が
バスを使用できなり、バスの使用効率を低下させる。こ
れを避けるためにマイクロコンピュータ１は、”サーチ
”を実行する前にホストコンピュータに対し５Ｃ３Ｉ２
７バスの切り離しを指示するセイブポインタメッセージ
とディスコネクトメ・ソセージを送出する。ホストコン
ピュータは、このメツセージを受は取ると、次に読み込
むべきデータを格納するメモリアドレスを所定のメモリ
に格納し、−旦５Ｃ３Ｉ２７バスの使用を中止する。一
方、マイクロコンピュータ１は、このメツセージを送出
した後、５ＣＳＩ２７バスの使用権を一旦放棄する。従
って、この状態でバスは未使用となり、他の装置がバス
を使用することが可能となる。

このように、−旦バスを切り離した状態で”サーチ”を
実行する。

”サーチ°゛は、テープを記録再生の速度の２００倍で
走行させ、シリンダ１０の回転数をテープとヘッドの相
対速度が通常の記録再生の速度と同じになるように制御
し、サブコードの内容を読み取り、目的のグループを検
出する。

マイクロコンピュータ１は、サーチの方向を決定すると
、ドライブ制御回路２１を介し、サーボ回路１５にフォ
ワードサーチかリバースサーチかを知らせる。サーボ回
路１５は、指示された方向へテープを２００倍で走行さ
せるためリールモータ１８を駆動する。サーボ回路１５
は、テープのサプライ側のリールと巻取側のリールから
取り出すリールパルスの和を一定値となるように制御す
る。同時にシリンダ１０の回転をフォワードサーチの場
合には３０００　ｒ　ｐ　ｍ、リバースサーチの場合に
は１０００　ｒ　ｐ　ｍに制御する。この時、ヘッドは
複数のトラックを横切ることになる。ヘッドのアジマス
により、同じアジマスのトラックの信号は大きな出力が
得られ、異なったアジマスのトラックの信号は小さな出
力しか得られないため、大きな出力信号の数を数えるこ
とによって横切ったトラックの数を知ることが出来る。

従って、この数が一定となるようにリールモータ１８を
制御する。

この状態では、ヘッドから出力される信号はトラックの
一部分であり、トラック内に設けられたサブコード内の
ＤＡＴブロックを２つ連続でエラーなく読めたかどうか
をＤＡＴ信号処理回路１９を介し、サブコード制御回路
２０が検出する。正しく検出された場合には、このサブ
コードをマイクロコンピュータ１に送出し、サブコード
に含まれるグループ番号を目的のグループ番号Ｎと比較
する。

一致したらマイクロコンピュータ１は、ドライブ制御回
路２１を介し、サーボ回路１５に「停止モード」を指示
し、−旦リールモータ１８を止め、シリンダ１０を通常
再生の２０００ｒｐｍに戻した後、グループ番号Ｎの先
頭のトラックを再生できる場所までテープをサブコード
の中のグループ番号を検査しながらリールモータ１８を
使用して移動する。この後、ドライブＭｍ回路２１．サ
ーボ回路１５を「再生モード」に設定し、読み込んだ信
号をＤＡＴ信号処理回路１９で処理し、サブコードはサ
ブコード制卸回路２０に送出し、データはＤＡＴ符号復
号回路２２に送出する。サブコード制御回路２０はサブ
コードを解析し、フレーム番号の３がらＤＡＴ符号復号
回路２２を起動させる。ＤＡＴ符号復号回路２２は、サ
ブコード制御回路２０からの信号で動作を開始し、再生
モードでは受信した信号を復号してトラックごとのデー
タをメモリコントロール回路２３を介してメモリに格納
する。３０フレームまでのデータがメモリに格納された
ら、マイクロコンピュータ１は、メモリコントロール回
路２３にレイヤードＥＣＣ回路２４を使用してエラー訂
正を行なう。

この時、サブコード制御回路２０は次のグループのサブ
コードを検査し、先に読み込んだグループＮの次である
Ｎ＋１になっているか、Ｎのままがを調べる。グループ
番号がＮになっていると先に読み込んだグループはフォ
ーマット時に不良グループとしてディフェクトされたグ
ループであるので、データｆ！−無効とし、次に続くグ
ループのデータを同様に読み込む、グループ番号がＮ＋
１になっていればそのまま処理を続ける。

エラー訂正の結果は、再びメモリ２５に格納し、システ
ム領域管理部３がグループＩＤ解析部４を介して、グル
ープ内の最初のブロック番号ｎを取り出し、目的のブロ
ック番号ｎまでのアドレスな計算する。マイクロコンピ
ュータ１は、この時点で一時放棄しておいた５ＣＳＩ２
７バスの使用権をＩｔｓするなめにホストコンピュータ
とのりセレクションを行なう、これにより５Ｃ３Ｉ２７
バスが接続されると、目的のブロックｎの内容をデータ
領域から取り出し、５Ｃ３Ｉ２７を介してデータをホス
トコンピュータに送出する。この時、正しくリードがで
きていればステータスにグツドコンデイションを設定し
てホストコンピュータに送り、コマンドコンプリートメ
ツセージでリードコマンドを終了する。また、エラーが
生じていればステータスの中にチエツクコンデイション
のフラグを設定して送り、センスステータスの中にエラ
ーの原因を示すコードを格納し、ホストコンピュータか
らの要求によってこのデータを送出する。

論理ブロック番号ｎにデータを記録する方法を説明する
。

ホストコンピュータは、本発明の磁気記録装置にデータ
のライトコマンドを５ＣＳＩ２７を介して送出するため
にリードの場合と同様にバス使用権の確保と磁気記録装
置のセレクションを行なう。

本発明の磁気記録装置が選択されるとライトコマンドを
送出する。

本実施例のマイクロコンピュータ１は、ライトコマンド
を受信すると、記録する論理ブロックが属するグループ
をサーチするため、リードの場合と同じ方法で５Ｃ３Ｉ
２７を介しホストコンピュータにディスコオ・りｌ〜メ
ツセージを送出し、パスを切り離す０次にドライブ制御
回路２１．サーボ回路１５に「再生モード」を指示し、
前述と同じ方法でブロック番号ｎが属するグループ Ｎをリードする。

マイクロコンピュータ１は、メモリ２５にグループＮの
データナ読み込んだ後、ホストコンピュータから記録す
るデータを読み込むために、リセレクションを実行し、
リコネクトメッセージを送出する。これを受けたホスト
コンピュータは、ＳＣ５Ｉ２７バスを再び接続し、デー
タを５Ｃ３Ｉ２７に送出する。マイクロコンピュータ１
は、このデータを受信して読み込んだグループＮのデー
タのブロック番号がｎに相当するメモリ２５のアドレス
から格納する。指定されたデータの受信が終了したら、
データ転送中に５Ｃ３Ｉ２７バス上でパリティエラーが
生じなかったかどうかを検査し、正しく転送が行なわれ
ていればグツドステータスを返し、コマンドコンプリー
トメツセージを送出してライトコマンドを終了する。も
しパリティエラーが生じていればステータスにチエツク
コンデイションを設定し、センスデータにエラーの内容
を設定しておく、もちろんホストコンピュータからセン
スステータスコマンドを受信したらこのデータを送出し
て、エラーの内容を知らせる。

この時はまだ実際にデータをテープ上に記録を行なって
いない、これは引き続き同じグループへのアクセスを行
なうコマンドが発行された場合に、同じグループのデー
タを再びテープから読み出すのでは多大な時間がかかる
ので、このオーバーヘッドを最大限小さくするため、異
なったグループへのアクセスが指示された場合にのみ、
メモリ２５のデータを読み出したグループへ記録し、こ
の後に指示されたグループへのアクセスを行なうように
制御する。データの記録に際しては、フォーマットの説
明のなかで述べた記録と同じ方法で行なう。

ただし、データは異なっている。

以上のように、本実施例によればユーザーが設定した論
理ブロックでのアクセスが可能となるため、各種コンピ
ュータとの接続が容易になる効果がある。また、グルー
プ番号による高速サーチが実現できるので、大容量のフ
ァイルの高速な検索が可能となる。

以下余白 実方１！例２ 第１２図に本発明の第２の実施例を示す。

本発明の磁気記録装置の全体ブロック図は第２図と同じ
である。第１２図は、第２図の中のシステム制御回路２
６の詳細ブロック図である。

システム制御回路２６は、マイクロコンピュータ１、シ
ステム制御部２、システム領域管理部３、グループＩＤ
解析部４、生成部５、プロ・ツクＩＤリスト解析部６、
生成部７、リードインエリア管理部８、テープＩＤ解析
生成部９、サブコード管理部３０、ブロック番号解析生
成部３１で構成される。

本実施例は、第１の実施例と同じ第４図に示すグループ
フォーマットを使用し、コンピュータのデータ記録装置
のうち、論理ブロックをランダムにアクセスする装置の
コマンドをサポートする。

第１３図に本実施例のサブコードフォーマットを示す。

サブコードとして割り当てられた１６ｆＩｌのＤＡＴブ
ロックの４個を一つの単位とし、最初の２個のブロック
は第１の実施例と同じデータとする。次のＤＡＴブロッ
クのアドレスの下位２ビツトが”１０″と”１１”のブ
ロックは、第１０図の（Ｂ）に示すようにＰＣｌｌには
アイテム”１１０１”をもつデータとし、ＰＣｌ２がら
ＰＣｌ４にこのグループの最初のブロックのテープの始
めからの番号を格納する。従って、あるグループに属す
るフレームのサブコードには同じ番号のブロック番号が
格納される。

第１４図に本実施例のテープフォーマットの説明図を示
す。

グループ内のシステム領域には第１の実施例と同じグル
ープＩＤ、ブロックＩＤリストを格納する。さらに、第
１の実）（Ｊｌで示したリードインエリア内のテープＩ
Ｄのフォーマットも同じである。

ただし、フォーマットコードは”０２″とし、また第１
の実施例で設けていたリードインエリアのブロック番号
リストはない。

ホストコンピュータからのリード、ライト、フォーマッ
トなどのコマンドに対する各回路、各部の動作は、はぼ
第１の実施例と同じである。

ただし、本発明では”サーチ”の情報としてホストコン
ピュータにより指定される論理プロ・ツク番号を使用し
ている。

例えば、ホストコンピュータがアクセスを指定した論理
ブロック番号がｎ＋１とする。

マイクロコンピュータ１がコマンドを受信し、指定され
たブロックをサーチするために５Ｃ８Ｉ２７バスを切り
離すまでは、第１の実施例と同じである。サーチを行な
うとき、マイクロコンピュータ１は、第１の実施例と同
様にドライブ制御回路２１、サーボ回路１５を用いて２
００＠サーチを行なう。

本実施例ではサーチ時にＤＡＴ信号処理回路１つを介し
サブコード制御回路２０に送出されるサブコードをブロ
ック番号解析生成部３１が解析する。目的のブロック番
号がｎ＋１の時、グループＮ−１のサブコードには”ｑ
”というブロック番号が記録されている。またグループ
Ｎには“ｎ”というブロック番号が、グループＮ＋１に
は”ｍ″というブロツ番号がというように記録されてい
る。”サーチ”では、ヘッドが複数のトラックを横切る
ためサブコードのデータは離散的に読み出される。

そこで、マイクロコンピュータ１は読み込んだサブコー
ド内のブロック番号と目的のブロック番号を比較し、読
み込んだブロック番号がフォワードサーチの場合には目
的ブロック番号より大きい時、リバースサーチの場合に
は目的ブロック番号より小さい時に一旦ドライブ制御回
路２１、サーボ回路１５に「停止モード」を指示しする
。

この後、ドライブ制御回路２１、サーボ回路１５を介し
て「再生モード」としてトラックごとにサブコードを詳
細に検査し、目的のブロック番号を最初に超えたグルー
プの一つ前のグループ、この例ではグループＮをリード
する。

ホストコンピュータから送られるコマンドによって、リ
ードあるいはライト動作を行なうが、この方法は、第１
の実施例と同じである。

以上のように本実施例によれば、ホストコンピュータか
ら指示される論理ブロック番号でサーチを行なうことが
可能となり、テープの一部分が正しく読めなくても正し
いサーチを行なうことが可能である。

実施例３ 第１５図に本発明の第３の実施例を示す。

本発明の磁気記録装置の全体ブロック図は第２図と同じ
である。

本実施例では、５ＣＳＩ２７に接続される装置のうち、
−ｉの磁気テープ装置と同じようにシーケンシャルアク
セスを行なう装置としてのコマンドをサポートする。

本実施例はマイクロコンピュータ１、システム制御部２
、システム領域管理部３、グループＩＤ解析部４、生成
部５、ブロックＩＤリスト解析部６、生成部７、リード
・インエリア管理部８、テープＩＤ解析生成部９、ファ
イルマーク解析生成部４０で構成される。

トラックフォーマット、グループフォーマットは、第１
．２の実施例と同じである。

第１６図に本実施例のシステム領域のフォーマットを示
す、グループＴＤのアドレス０から５までは第１．２の
実施例と同じ値を格納する。従って、グループ内のデー
タ領域は第１．２の実施例と同様なブロックに分割、管
理される。

本実施例では、アドレス６から８にこのグループに属す
るファイルマークの番号を格納する。ファイルマークは
、テープ上のデータのファイルとファイルの区切りを示
すデータであり、シーケンシャルアクセスを行なう装置
はこのマークの制即が基本となる。アドレス９．１０は
グループ内にあるファイルマークの数を格納する。

また、システム領域のアドレス２００　（１６進）から
ブロックＩＤリストを作成し、各ブロックに対応した場
所に、図中（Ｃ）に示すブロックＩＤを格納する。

このブロックＩＤは、分割した各ブロックの種類を示す
ものであり、図に示すようにブロックよりのＯバイト目
の上位４ビツトのコントロールコードを格納する。

コントロールコード”　ｏｏｏｏ”は、通常のユーザー
データ用のブロックであることを示す。”０００１″”
００１０”はそれぞれ特殊データ、コントロールデータ
としてホストコンピュータを介してユーザーが設定して
使用することが出来る。

次に”０ｏ１１”をファイルマークとし、この位置に対
応するブロックがデータ用のブロックではなく、ファイ
ルの区切りを示すブロックであることを表わす。ブロッ
ク内のデータは全てｏ″である。

本実施例のサブコードフォーマットは第１の実施例と同
じとする。

本実施例のリードインエリアのフォーマットを第１７図
に示す。テープＩＤ、ブロック番号リストは第１の実施
例と同じである。

テープＩＤの中のアドレスＯのフォーマットコードには
”０３″を、アドレス１のアクセスタイプには、シーケ
ンシャルアクセスを示すコード０２”を記録する。

ファイルマークリストは、リードインエリア内のグルー
プのデータ領域のアドレス４１００（１６進）から８Ｏ
ＦＦ　（１６進）にファイルマーク解析生成部４０によ
り作成される。このリストは各グループ内のブロックで
ファイルマークとして割り当てたブロックの数を格納す
る。

本実施例では、シーケンシャルアクセスをサポートする
ため、磁気テープをあらかじめフォーマットせず、テー
プの始めから順に使用することを実現する。

新しいテープがメカ駆動回路２９により図示しないテー
プローディングメカニズムによってローディングされる
と、マイクロコンピュータ１は、リードインエリア管理
部８を介し、テープＩＤ解析生成部９、ブロックＩＤリ
スト解析部６、生成部７によりリードインエリアのグル
ープ用データを生成する。この後、ドライブ制御回路２
１、サーボ回路１５に「記録モード」を設定し、リード
インエリアを記録する。レイヤードＥＣＣ回路２４によ
る符号の付加、ＤＡＴ符号復号回路２２によるトラック
データの作成、ＤＡＴ信号処理回路１９を介したグルー
プの記録再生は、第１．２の実施例で述べた。

この時、ホストコンピュータからデータの記録が指示さ
れなければブロック番号リスト、ファイルマークリスト
の内容は全て０として記録しておく。

リードインエリアの記録が終了したら一旦ドライブ制御
回路２１．サブコード制御回路２０に「停止モード」を
指示し、ホストコンピュータからのコマンド待ちとなる
。

ホストコンピュータは、ユーザーによってデータの書き
込みが要求されると、磁気記録装置にライトコマンドを
発行する。第１．２の実施例と同様に５Ｃ３Ｉのプロト
コルに沿って本実施例の磁気記録装＝を選択し、ライト
コマンド、データを５Ｃ３Ｉ２７を介して送出する。

ホストコンピュータからライトコマンドを受は取ったマ
イクロコンピュータ１は、メモリ２５に一旦データを格
納する。このデータが１グル一プ分のデータ１２８にバ
イトになるか、超えたらシステム領域管理部３は、必要
なデータをシステム領域内に設定する。

ホストコンピュータは、論理ブロック単位でデータの送
受信を行なう、一つのファイルの記録が終了すると、ホ
ストコンピュータは、ライトファイルマークコマンドを
発行する。これは、ファイルとファイルの区切りを示す
。通常、ファイルの記録は、このライトファイルマーク
コマンドで終了する。このコマンドを受信したマイクロ
コンピュータ１は、ブロックＩＤリスト生成部７により
対応するブロックのコントロールコードにファイルマー
クのコード”００１１″を記録する。またグループ内の
最初のファイルマークの番号をリードインエリア管理部
８によりファイルマークリストの対応するグループの位
置に格納する。この後、次のファイルの記録が指示され
れば、この続きを実行する。

メモリ２５内にグループを満たさないデータが格納され
たままの場合、ホストコンピュータは、メモリ内のデー
タをテープに記録するコマンドを発行して処理を終了す
る。これによって、メモリ内にデータが残ったまま処理
が終了するために、メモリ２５に残ったデータがテープ
に記録されないエラーを防止している。

従って、このコマンドを受信したマイクロコンピュータ
１は、前述のファイルマークの記録と同様にブロックＩ
Ｄリスト生成部７により対応するブロックの場所にファ
イルマークコードを記録し、このグループが１２８にバ
イトのデータで満たされていなくてもテープに記録する
。

このコマンドの次にデータのライトコマンドが発行され
た場合、マイクロコンピュータ１は、前回のコマンドで
記録した最後のグループを第１の実施例で行なったのと
同様な方法でサーチし、このブロックをメモリ２５に読
み出し、グループ内のｆｉ後のファイルマークコードが
記録されているブロックをブロックＩＤリスト解析部６
により検索し、このブロックの次からデータ？３納する
。以後同様に記録を行ないテープへ順にデータを記録す
る。

第１８図に本実施例のテープフォーマット図を示す。

一方、ホストコンピュータからのリードコマンドでテー
プに記録したデータを読み出す場合、テープの始めから
何番目のファイルマークから次のファイルマークまでの
データを読むという方法が用いられる。まず、ホストコ
ンピュータはテープを巻戻すコマンドを発行する。この
コマンドを受信したマイクロコンピュータ１は、ドライ
ブ制御回路２１を介し、リールモータ１８を制御してテ
ープを巻戻し、リーダーテープの透明部分を検出した時
点で、動作を停止モードとする。この後、ホストコンピ
ュータは、例えばｎ個ファイルマークをスキップするコ
マンドを発行する。このコマンドを受信したマイクロコ
ンピュータ１は、リードインエリア管理部８によりファ
イルマークリストを検索し、ｎ個目のファイルマークが
何番目のグループに属しているかを取り出す。例えばグ
ループＮにｒ１１００ファイルマークがあるとすると、
グループＮをサーチする。サーチ方法は、第１の実施例
と同じである。グループＮを読み出したら、ブロックＩ
Ｄリスト解析部６によりシステム領域のブロックＩＤリ
ストを検索し、ｎ個目のファイルマークを見つける。マ
イクロコンピュータ１は、目的のファイルマークを検出
したことをホストコンピュータに知らせ、ホストコンピ
ュータはこのファイルマークからデータを読むことを指
示する。

マイクロコンピュータ１は、メモリ２５内の対応するア
ドレスから５Ｃ９Ｉ２７を介してホストコン・ピユータ
にデータを送出する。同じグループ内に次のファイルマ
ークがある場合には、このファイルマークまでのデータ
を送出する。グループ内に次のファイルマークがない場
合には、ファイルマークが見つかるまで次のグループを
読み込み、データを送出する。

図示されないテープ取り出しスイッチ、あるいはホスト
コンピュータからのテープ取り出しコマンドによって、
装置からテープを取り出すことを指示されたマイクロコ
ンピュータ１は、現在までに記録した最終グループの次
にこれより後ろには有効なデータがないことを示すＥ　
ＯＩ　（Ｅｎｄ　Ｏｆ　Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ）を記
録する。ＥＯＩは、サブコードデータ内のフォーマット
カウントの値を、データを記録したグループのフォーマ
ットカウントより１だけ小さくした値として記録する。

その他データ領域、システム領域にはＯを格納する。同
時にリードインエリア管理部８によりテープＩＤ内のＥ
ＯＩグループ番号にグループ番号を格納し、最終ブロッ
ク番号をテープＩＤ内の該当するアドレスに格納する。

この後、テープを巻戻して、リードインエリアのデータ
を更新する。

以上、本実施例によれば、従来の磁気テープ装置で行な
われていたシーゲンシャルアクセスを実現すると同時に
、ファイルマークの高速なサーチが可能となり、大容量
でアクセスの速い磁気記録装置が実現できる効果がある
。

実施例４ 第１９図に本発明の第４の実施例を示す。

本発明の全体ブロック図は第２図であり、第１９図はシ
ステム制御回路２６の詳細ブロック図である。

システム制御回路２６は、マイクロコンピュータ１、シ
ステム制御部２、システム領域管理部３、グループＩＤ
解析部４、生成部５、ブロックＩＤリスト解析部６、生
成部７、リードインエリア管理部８、テープＩＤ解析生
成部９、サブコード管理部３０、ブロック番号解析生成
部３１、ファイルマーク解析生成部４０で構成される。

トラックフォーマット、グル−プフォーマットは、第１
から第３の実施例と同じである。

ブロックフォーマットとしてのグループＩＤは、第３の
実施例と同じである。

本実施例は、第３の実施例と同様にシーゲンシャルアク
セスを実現する磁気記録装置であるが、ホストコンピュ
ータとのデータの送受信に可変長のバイト単位のブロッ
クを設定することを可能としているところが第３の実施
例と異なる０、これは、従来の１．／２インチＭＴで使
用されていた記録方式である０本実施例はこの方式と互
換性を保つための方式である。

各グループのブロックＩＤリストには、ブロックの種類
を示すＩＤが記録されるｌ初のバイトの上位４ビツトに
は、コントロールコードを第３の実施例と同様に設定す
る。下位４ビツトには次に続くバイト数を設定する。第
２バイト目からは、グループ内の対応するブロック長を
示す、従って、１バイトなら２５５バイト以下、２バイ
トなら６５５３５バイト以下というようにブロック長を
バイト単位で設定する。このブロックＩＤを各ブロック
ごとに設定し、第３の実施例と同様ファイルマークをコ
ントロールコードに設定する０本実施例では、ファイル
マークはブロックを割り当てず、単にファイルマークの
位置を示すのみとする。

第２０図に本実施例のサブコードフォーマットを示す。

サブコード、データのうち、ＤＡＴブロックアドレスの
第１ビツトが０″のＤＡＴブロックは、第２の実施例の
サブコードと同じとする。

ＤＡＴブロックアドレスのうち第１ビツトが”１”のサ
ブコードは、ＰＣＩＩの上位４ビツトのアイテムが１１
０１″であり、ＰＣｌ５がらＰＣｌ７がグループ内の最
初のファイルマーク番号を、ＰＣｌ２からＰＣｌ４には
グループ内の最初のブロックが属しているサブセットの
番号を設定する。サブセットは、複数のファイルを一つ
のセットとして扱うための情報であり、テープの始めが
ら順番に番号を付ける。

また、グループＩＤの第１バイトの上位４ビツトのコン
トロールコードにファイルマークを格納。

したら、第２バイト以降はサブセット番号を格納し、第
１バイトの下位４ビツトにそのバイト数を格納する。

ホストコンピュータと本実施例の磁気記録装置の間では
、あらかじめ１ブロツクのバイト数を設定しておく、こ
れには、５Ｃ３Ｉの”モードセット”コマンドを利用し
て行なう、実際に記録再生を行なう前の５ｃｓｒにどん
な装置が接続されているかを調べる時に、設定される。

本実施例の磁気記録装置にテープが装填された時、この
テープが未使用か、あるいはどんなフォーマットで使用
されているかを調べるなめに、リードインエリアを読ん
で調べる。

すでに使用されているテープであれば、テープＩＤのフ
ォーマットコードが本実施例のフォーマットを示す”０
４”かどうかを調べる。一致しなければ、ホストコンピ
ュータに対しエラーを返す。

一致すれば最初のグループを読み込んでブロック長を知
ることが出来る。

装置に装填されたテープが未使用のテープであり、リー
ドインエリアが読めない時、未使用のテープであること
をホストコンピュータに知らせ、装置内であらかじめ定
めた値をブロック長とする。

本実施例では、この値を５１２バイトとする。

ホストコンピュータからのモードセットコマンドにより
テープＩＤ解析生成部９によりフォーマットコード（本
実施例では”０４”）、アクセスタイプ（本実施例では
”０２”）を設定し、未定のデータは”Ｏ″としてリー
ドインエリア管理部８を介し、第３の実施例と同様にリ
ードインエリアを記録し、−旦停止モードとする。

ホストコンピュータによりデータを記録するライトコマ
ンドが発行されると、第３の実施例と同様に定められた
プロトコルに従って５Ｃ３Ｉ２７のバス使用権を獲得し
、本実施例の磁気記録装置と接続する。この後、メモリ
２５内にデータを格納し、１２８にバイトになるか、超
えたらグループフォ−マットに従って、テープに記録す
る。この時、システム領域管理部３は、第３の実施例と
同様にグループＩＤ、ブロックＩＤリストを作成し、デ
ータ領域と共に記録する。同時に、サブコード管理部３
０は、第２０図に示したフォーマットのデータをテープ
ＩＤ解析生成部９、ファイルマーク解析生成部４０で作
成し、サブコード制御回路２０を介して記録される。

ブロック長とグループのデータ領域１２８にバイトとの
関連で、ブロックがグループにまたがる゛場合がある。

例えば、現在のグループ内に記録できるバイト数′！−
３００とすると、この時、現在のグループに１２８にバ
イト以内で記録できるだけのデータを記録する。このブ
ロックに対するブロックリスト内のブロックＩＤには、
コントロールデータとして特殊データを示すコード”０
００１”を格納し、バイト数を”００１０”、有効バイ
ト数を第２バイトに”０２ｎ、第３バイトに００′を格
納する。これは、該当するブロック長が５１２バイトで
あるが、このグループ内にあるデータ数では不足してお
り、次のグループへブロックがつながっていることを示
す、従って、次のグループの先頭のブロックリストのブ
ロックＩＤには、コントロールコードが’　０００１″
、バイト数に”０ｏ０１”、有効バイト数として第２バ
イトに００”、第３バイトに”Ｄ４（１６進：１０進で
２１２）”を記録し、前のグループからの続きであるこ
とを示す。

本実施例のテープフォーマットを第２１図に示す。

また、複数のファイルを一つのセットとして扱うために
、サブセットを構成する。これは、ホストコンピュータ
によって、これから記録する１０個のファイルを一つの
サブセットとすることを指示されると、マイクロコンピ
ュータ１は、サブコード管理部３０によって、サブコー
ドデータのサブセット番号に番号を格納し、グループを
記録する時、同時に記録する。

データをリードする時、第３の実施例と同様にファイル
マーク単位でサーチを行ない、ファイルマークから次の
ファイルマークまでのデータをホストコンピュータに送
出する。

また、サブセット番号でのアクセスを実行する場合、サ
ブセット番号でサーチを行なう、この場合には、サブコ
ード内のファイルマーク番号ではなく、サブセット番号
を検索の対象とすることで、動作は第３の実施例で示し
たファイルマークのサーチと同様に実現する。

以上のように、本実施例によると従来の１７′２インチ
ＭＴと同じ動作を実現すると同時に、ファイルで−クの
高速サーチ、あるいはサブセット番号での高速サーチが
可能となり、データのアクセス速度を向上する効果があ
る。

実施例５ 第２２図に本発明の第５の実施例のブロック図を示す０
本発明の全体ブロック図は第２図と同じであり、第２２
図はシステム制御回路２６の詳細ブロック図である。

システム副群回路２６は、マイクロコンピュータ１、シ
ステム制御部２、システム領域管理部３、グループＩＤ
解析生成部４０、ブロックＩＤリスト解析生成部４１．
サブコード管理部３０、ブロック番号解析生成部Ａ４２
、ファイルマーク解析生成部Ａ４３、サブセット番号解
析生成部Ａ４４、リードインエリア管理部８、ブロック
番号解析生成部Ｂ４５、ファイルマーク解析生成部Ｂ４
６、サブセット番号解析生成部Ｂ４７、テープＩＤ解析
生成部って構成される。

トラックフォーマット、グル−プフォーマットは、第１
から第４の実施例と同じである。

第２３図に第５の実施例のシステム領域フォーマット図
を示す。グループＩＤには、このグループに属する最初
のブロックの番号、最初のファイルマークの番号、最初
のサブセットの番号が格納される。アドレス０にはこれ
らの各番号の使用を許可するフラグを格納する。マイク
ロコンピュータ１がホストコンピュータからの指示によ
ってこれらのうちどの番号を使用するかを、国中のＢは
ブロック番号、Ｆはファイルマーク番号、Ｓはサブセッ
ト番号に対応してフラグをセットすることによって選択
する。

マイクロコンピュータ１は、このグループを記録する時
、システム領域内のグループＩＤをフラグによって設定
すると同時に、選択した番号をサブコード管理部３０に
よりそれぞれブロック番号解析生成部Ａ４２、ファイル
マーク解析生成部Ａ４３、サブセット解析生成部Ａ４４
を介して、サブコードデータに設定し、記録する。

このサブコードのフォーマットを第２４図に示す。

例えば、ブロック番号が選択されれば、サブコードデー
タとして第２の実施例で示したアイテム”１１１０”の
パックと、第２４図中のアイテム”１１０１”のパック
とを記録する。各パックにはグループＩＤに記録し開始
ブロック番号、グループ内のブロック数を記録する。

同様に他の番号が選択されれば、アイテム”１１１０”
のパックと選択された番号に対応するパックとをサブコ
ードに記録する。これらの番号を複数選択することもで
き、パックのアイテムでこれらの番号の区別を行なう。

また、第２５図に本実施例のリードインエリアフォーマ
ットを示す、このエリアに記録するープＩＤの最初には
、フォーマットコードを記録する。

このコードはサーチのための情報としてどんな情報が記
録されているかを示す、フォーマットコードと記録する
データの対応図を第２６図に示す。

また、第２５図に示したリファレンス領域には、リード
インエリア内のデータ領域を本発明の磁気記録装置がど
のように使うかを示す記述子を格納する。領域コードを
”０１”とすると、この次の３バイトに格納されたデー
タ領域内のアドレスに第１の実施例で示したブロック番
号リストと同じリストがブロック番号解析生成部Ｂ４５
によって格納されていることを示す。

従って、フォーマットコードが”０１”の時は、第１の
実施例と同様に、リードインエリア管理部８のブロック
番号解析生成部Ｂ４５が目的のブロック番号と、このブ
ロックが属するグループ番号をブロック番号リストから
取り出し、グループ番号でサーチを実行する。

同様にフォーマットコード”０２”では、リードインエ
リアのリファレンス領域に記録された情報を使用せず、
サブコード管理部３０のブロック番号解析生成部Ａ４２
が目的のブロック番号をサーチする。この方法は、第２
の実施例と同じである。

以下、同様にファイルマークのサーチ、サブセット番号
のサーチを、それぞれサブコード領域をサーチする場合
には、各解析生成部のＡを介し、リードインエリア内の
各種リストを利用する場合には、各解析生成部Ｂを使用
して目的の番号をサーチする３ リファレンス領域の領域コードのうち、”１Ｏ（１６進
）”は、ディフェクトグループリストが格納されている
ことを示す、これは、テープにデータを記録した後、第
２図中のベリファイ回路１４によって、データが正しく
記録されているかどうかを調べ、エラー訂正を行なって
もデータが正しく読めない場合にこのグループを以後使
用しないようにするため、このグループの番号と、代わ
りのグループの番号を格納したリストである。従って、
マイクロコンピュータ１は、ホストコンピュータから指
定されたデータが属するグループ番号をサブコードデー
タのパック内から読みだし、このリスト内のディフェク
トグループ番号と比較し、このリストに登録された番号
であれば、代わりのグループ番号を取り出し、このグル
ープを再度サーチして目的のデータを記録再生する０本
実施例では、マイクロコンピュータ１がこのディフェク
トグループの数を数え、全体のグループ数の１０％を超
えた場合にこのテープの使用限界とし、ホストコンピュ
ータに知らせる。この限界値は、ホストコンピュータに
より、モードコマンドのモードデータによりユーザーが
、変更することが出来る。

また、本実施例では、領域コードの”８０”、”８１”
　（１６進）を各グループのアクセス回数を記録したリ
ストに割り当てた。このリストはそれぞれ各グループの
リード回数、ライト回数を記録し、テープの同じ場所を
をどのくらい使用したかをマイクロコンピュータ１が把
握する０通常磁気テープは、同じ場所を繰り返し使用す
ると、テープの磁性面がヘッドや走行系メカニズムによ
って損傷を受け、エラーが増加する。従って、テープの
縁り返し使用には限界値がある。しかし、ユーザーがテ
ープの使用回数を管理するのは困難であるので、ホスト
コンピュータによって要求された場合に、マイクロコン
ピュータ１は、このリストをホストコンピュータに送出
し、テープの使用状況をユーザーに知らせる。

これらのリストは、テープの使用によって更新されるの
で、更新されたリストは、テープが本実施例の磁気記録
装置から取り出される時に、リードインエリアの所定の
場所に再記録する。

リファレンス領域の最後には、領域コードを”００”と
した終端を示す記述子を格納しておく。

マイクロコンピュータ１は、この記述子を認識してリフ
ァレンス領域の終わりを知る。従って、リファレンス領
域の最初の領域記述子がこのコードならリファレンス領
域が使用されていないことを示す。

リードインエリアのグループＩＤ内のフォーマットコー
ドは、未使用のテープを初めて使用する場合に、ホスト
コンピュータがらマイクロコンピュータ１に対して、５
Ｃ３Ｉ２７のモードセットコマンドにおけるモードデー
タにより設定する。ホストコンピュータは、本実施例の
磁気記録装置のアプリケーションにより、最も適した使
い方ができるようフォーマットコードを選択する。

以上のように、本実施例によれば、フォーマットコード
によりサーチの方法、テープのフォーマ・Ｖトが切り替
えて使用することができ、アプリケーションに最も適し
た使用方法をホストコンピュータが選択することが可能
となる効果がある。また、リードインエリアのリファレ
ンス領域のディフェクトリストを使用し、テープの損傷
の程度の把握、リードあるいはライト回数リストによる
テープの使用限界の把握を行なうことができる効果があ
る。

［発明の効果コ 本発明によれば、ヘリカルスキャン方式の磁気記録装置
において、複数トラックをグループとし、このグループ
を記録再生の基本単位としてコンピュータの記憶装置に
必要な任意の場所への検索機能−書き換え機能を実現し
、エラー訂正の能率からグループ内のユーザーデータ領
域が、通常のコンピュータの記録再生の単位より大きい
ために生じる不都合を、グループ内でユーザーデーター
領域とエラー訂正用コード領域とは違う領域でユーザー
データ領域をコンピュータが扱うのに都合が良い大きさ
に分割して制御できるので、現在動作しているコンピュ
ータ、オペレーティングシステムに容易に接続し、利用
できるうえ、従来から使用している磁気記録装置の代わ
りとて使用することが可能となる効果がある。

また、サブコード内に記録したグループ番号、あるいは
ブロック番号、ファイルマーク、サブセット番号などで
高速にサーチすることが出来るので、コンピュータのデ
ータ記録用テープ装置としては、従来にない高速なアク
セスが可能な装置を実現できる。

【図面の簡単な説明】

第１図は第１の実施例のブロック図、第２図は本発明の
システム全体ブロック図、第３図は記録方式説明図、第
４図は本発明のグループフォーマット図、第５図はＤＡ
Ｔのトラックフォーマット図、第６図は第１の実施例の
サブコードフォーマット図、第７図はシステム領域説明
図、第８図は第１の実施例のシステム領域フォーマット
図、第９図は第１の実施例のリードインエリアフォーマ
ット図、第１０図はタイミング図、第１１図は第１の実
施例のテープフォーマット図、第１２図は第２の実施例
のブロック図、第１３図は第２の実施例のサブコードフ
ォーマット図、第１４図は第２の実施例のテープフォー
マット図、第１５図は第３の実施例のブロック図、第１
６図は第３の実施例のシステム領域フォーマット図、第
１７図は第３の実施例のリードインエリアフォーマット
図、第１８図は第３の実施例のテープフォーマット図、
第１９図は第４の実施例のブロック図、第２０図は第４
の実施例のサブコードフォーマット図、第２１図は第４
の実施例のテープフォーマット図、第２２図は第５の実
施例のブロック図、第２３図は第５の実施例のシステム
領域フォーマット図、第２４図は第５の実施例のサブコ
ードフォーマット図、第２５図は第５の実施例のリード
インエリアフォーマット図、第２６図はフォーマットコ
ード説明図である。 符号の説明 １・・・マイクロコンピュータ、２・・・システム制御
部、３・・・システム領域管理部、４・・・グループＩ
Ｄ解析部、５・・・グループＩＤ生成部、６・・・ブロ
ックＩＤリスト解析部、７・・・ブロックＩＤ生成部、
８・・・リードインエリア管理部、９・・・テープＩＤ
解析生成部、１０・・・シリンダ、１１・・・リードヘ
ッド、１２・・・ライトヘッド、１３・・・リードライ
ト回路、１４・・・ベリファイ回路、１５・・・サーボ
回路、１６・・・シリンダモータ、１７・・・キャプス
タンモータ、１８・・・リールモータ、１つ・・・ＤＡ
Ｔ信号処理回路、２０・・・サブコード制御回路、２１
・・・ドライブ制御回路、２２・・・ＤＡＴ符号復号回
路、２３・・・メモリコントロール回路、２４・・・レ
イヤードＦＣＣ回路、２５・・・メモリ、２６・・・シ
ステム制御回路、２７・・・５Ｃ３Ｉ、２８・・・メカ
駆動回路、３ｏ・・・サブコード管理部、３１・・・ブ
ロック番号解析生成部、４゜・・・ファイルマーク解新
生成部、４１・・・ブロックよりリスト解析生成部、４
２・・・ブロック番号解析生成部Ａ、４３・・・ファイ
ルマーク解析生成部Ａ、４４・・・サブセット番号解析
生成部Ａ、４５・・・ブロック番号解析生成部Ｂ、４６
・・・ファイルマーク解析生成部Ｂ、４７・・・サブセ
ット番号解析生成部Ｂ。 荀３１コ 第８図 （Ａ）　　　グループ　ＩＤ （１３）　　ブロック　ＩＤ　　リストｆｃｌ　　　ブ
ロック　ＩＤ　　フォーマット［））　　　ブロック長
コード （Ｅｌ　　　コントロールコード 第９図 リードインエリア ｆＥ）　　テープ　［Ｄ　　（Ｓｔａｒｔムｄｄｒｅｓ
ｓ　Ｏ：　Ａｒｅａ　５ｉｚｅ　２５６Ｂｙｔｅｓ）（
Ｆｌ　　プロノクカウントリスト 第１６図 ＋Ａ＋　　　グループ　ＩＤ ＋Ｂ）　　　ブロック　ＩＤ　　リスト（Ｃ１ブロック
　ＩＤ　　）ｆ−マットｌｊｌ　　　　　　　フロック
円百甥ハイドａｔ十位】ｆＤ）　　　ブロック長コード （Ｅ）　　　コントロールコード 第１７図 リードインエリア ｆＥ）　　　チー７　１　Ｄ　　Ｃ３ｔａｒｔ　ａｄｄ
ｒｅｓｓ　Ｏ：　Ａｒｅａ　５ｉｚｅ　２５６１１ｙｔ
ｅｓ）（Ｆ）　　ブロックカウントリスト ＩＧ）　　ファイルマークリスト 第２３区 ＋Ａ＋　　　グループ　ＩＤ （Ｂ）　　　ブロック長コード ＋Ｃ）　　ブロックリスト （Ｃ）　　ブロック　ＩＤ　　フォーマット（Ｄｌ　　
コントロールコード 第２４図 （Ａ）　バックアイテム　１１０１ （Ｂ）　　バックアイテム　１１００ （Ｃ１バックアイテム　１０１１ 第２５図 リードインエリアフォーマット （Ｄｌ　　チー７　１０ （Ｅｌ　　リファレンス傾城　（開始アドレス：　０１
００１１）（Ｆ）　　領域　記述子　フォーマットｆＧ
ｌ　　領域　コード 件の表示 昭和　６３年特許願第　７２１２６号 正をす６者 −との関係　特許出願人 名　　称　　　　（５１０１株式会社　　日　　立　　
製　　作　　所理　　　人 正命令の日付　　昭和６３年６月２８日（発進口）正の
対象　図面の第４図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、円周上にロータリーヘッドを有し、磁気テープの走
   行面と微少角をなして回転するシリンダに巻き付けた磁
   気テープに、斜めに微少幅のトラックを形成し、概トラ
   ック内にトラックの位置を示す情報と、ロータリーヘッ
   ドが正しくトラック上を走行するための情報と、ディジ
   タル情報を記録再生する磁気記録装置で、複数のトラッ
   クを記録再生の基本単位（グループ）として扱うように
   構成された磁気記録装置において、記録再生の基本単位
   であるグループ内のディジタル情報を、概記録再生装置
   の外部に接続された装置と送受信する場合に、情報の送
   受信の基本単位が概磁気記録装置の記録再生の基本単位
   と違うことにより生じる不都合を吸収するために、バッ
   ファメモリとシステムエリア管理部を設け、磁気記録装
   置の記録再生単位である情報を外部装置がアクセスでき
   るデータ領域と、外部装置との情報の送受信の基本単位
   の大きさを格納しておくシステム領域とに分割し、デー
   タ領域を外部装置との送受信の基本単位に分割し、この
   分割した単位（ブロック）をシステム領域に格納し、こ
   の単位で外部装置との送受信を実行すし、外部装置から
   の受信の場合、情報を一旦バッファメモリに格納しシス
   テム領域管理部により、バッファメモリに格納された情
   報が磁気記録装置の記録再生の基本単位と一致するか、
   超えた場合に記録を開始し、外部装置への送信の場合、
   磁気記録装置から記録再生の基本単位の情報を一旦バッ
   ファメモリに読み込み、前記システムエリア管理部によ
   り分割したブロック単位で外部装置へ情報を送信するこ
   とを特徴とする磁気記録装置。 ２、前記磁気記録装置と外部装置との情報の送受信の基
   本単位としたブロックの大きさを、可変長とするために
   、ブロックＩＤリスト解析、生成部を設け、ブロック長
   を前記システム領域にブロックＩＤリスト生成部によっ
   て格納し、ブロックＩＤリスト解析部によってこのブロ
   ック長を解析し、外部装置との情報送受信を制御するこ
   とを特徴とする請求項１に記載の磁気記録装置。 ３、磁気テープに斜めに形成されたトラック内の、位置
   を示す情報を記録する領域に、磁気記録装置の記録再生
   の基本単位であるグループの番号を記録し、記録再生を
   指示されたグループを見つけるために、概グループ番号
   を高速に検出する磁気記録装置において、外部装置から
   指定されるブロックを高速に見つけるために、ブロック
   ＩＤリスト解析生成部、グループＩＤ解析生成部を設け
   、各グループの先頭ブロックの磁気テープの先頭からの
   番号リスト（ブロックリスト）を作成し、接続された外
   部装置との情報送受信時に指定されるブロック番号が含
   まれるグループ番号を取り出し、このグループを高速に
   検出し、読み出す、この後、読み出した情報の内、シス
   テム領域に格納されている概グループの先頭ブロック番
   号と指定されたブロック番号を用い、データ領域内のど
   の場所が目的のブロックかを算出し、このブロックを送
   信あるいは受信することを特徴とする請求項２に記載の
   磁気記録装置。 ４、磁気テープに斜めに形成されたトラック内の、位置
   を示す情報を記録する領域に、磁気記録装置の記録再生
   の基本単位であるグループの番号を記録し、記録再生を
   指示されたグループを見つけるために、概グループ番号
   を高速に検出する磁気記録装置において、外部装置から
   指定されるブロックを高速に見つけるために、各グルー
   プの先頭のブロックのテープの始めからの番号を、グル
   ープに属するトラック内の位置を示す領域に記録し、指
   定されたブロック番号と記録されたブロック番号を比較
   し、指定されたブロックが属するグループを高速に検出
   することを特徴とする請求項２に記載の磁気記録装置。 ５、情報を磁気テープに記録、再生する場合に、磁気テ
   ープ上に生じる損傷やテープ上の汚れ、磁性粉によって
   情報の記録再生が正しく行なわれなくなることを防ぐた
   めに、発生する誤りを検出、訂正する検査ワードを情報
   に付加し、記録再生する磁気記録装置において、前記デ
   ータ領域とシステム領域の両方の情報に検査ワードを付
   加して磁気テープに記録し、再生時には発生した誤りを
   検査ワードを使用して検出、訂正し、外部装置に対して
   は、データ領域の情報を送受信できるように構成し、誤
   りの検出、訂正をグループ内で完結する構成としたこと
   を特徴とする請求項３に記載の磁気記録装置。 ６、磁気テープ上に斜めに微少幅で形成する複数のトラ
   ックを、記録再生の基本単位とし、円周上にロータリー
   ヘッドを有するシリンダに磁気テープを巻き付ける機構
   の違いによる磁気テープ上の記録再生開始可能位置の装
   置間の相違を吸収するために、磁気テープの始めに外部
   装置との情報の交換に使用しない複数のグループをリー
   ドインエリアとして有する磁気記録装置において、リー
   ドインエリア管理部を設け、リードインエリアに属する
   グループ内のデータ領域に各グループの先頭のブロック
   番号を登録するブロックＩＤリストを作成し、このリス
   トに従って各ブロックの記録再生を実行すると共に、外
   部装置から磁気テープの未使用領域に情報を追加する指
   示がされた時、記録再生の単位であるグループごとに追
   加を実行し、追加されたグループの開始ブロック番号、
   グループ内のブロック数を前記リードインエリア内のブ
   ロックＩＤリストに追加し、以後このリストを使用して
   記録再生を実行することを特徴とする請求項５に記載の
   磁気記録装置。 ７、磁気テープ上の記録再生開始可能位置の装置間の相
   違を吸収するために、磁気テープの始めに外部装置との
   情報交換に使用しない複数のグループをリードインエリ
   アとして有する磁気記録装置において、磁気テープが装
   置内に装填された時、概リードインエリアからブロック
   ＩＤリストをメモリに読み込み、この磁気テープが装置
   から取り出されるまでは、メモリに読み込んだブロック
   ＩＤリストに基づいて各ブロックの高速アクセス、記録
   、再生を実行し、外部装置から情報の追加が指示された
   場合、磁気テープ上にグループ単位でブロックを追加し
   、グループの先頭ブロック番号、グループ内のブロック
   数をメモリ内のブロックＩＤリストに追加し、外部装置
   から、あるいは磁気テープ取り出しスイッチにより磁気
   テープの取り出しが指示されると、参照、追加をしたメ
   モリ内のブロックリストを磁気テープのリードインエリ
   アに再度記録した後、概磁気テープを装置外へ取り出す
   ように構成したことを特徴とする請求項６に記載の磁気
   記録装置。 ８、円周上にロータリーヘッドを有し、磁気テープの走
   行面と微少角をなして回転するシリンダに巻き付けた磁
   気テープに、斜めに微少幅のトラックを形成し、概トラ
   ック内にトラックの位置を示す情報と、ロータリーヘッ
   ドが正しくトラック上を走行するための情報と、ディジ
   タル情報を記録、再生する磁気記録装置で、複数のトラ
   ックを記録再生の基本単位（グループ）として扱うよう
   に構成された磁気記録装置において、グループ内の情報
   を外部に接続された装置と送受信する場合に、情報の送
   受信の基本単位が概磁気記録装置の記録再生の基本単位
   と異なることにより生じる不都合を吸収するために、シ
   ステム領域管理部を設け、グループを外部装置との送受
   信の基本単位（ブロック）に分割し、このブロックの番
   号、大きさをグループを構成する各トラックの位置情報
   を記録する領域に格納し、この情報をシステム領域とし
   て管理し、ブロックの検出、記録再生の情報として制御
   する構成とすることを特徴とする請求項１に記載の磁気
   記録装置。 ９、複数トラックを記録再生の基本単位（グループ）と
   し、グループ内をデータ領域とシステム領域に分割し、
   データ領域を外部装置との情報の交換に適するブロック
   に細分化し、システム領域内にブロックの大きさを示す
   情報と、先頭のブロックが磁気テープの始めから何番目
   のブロックかを示す情報、グループ内のブロック数を格
   納して制御を行なう磁気記録装置において、システム領
   域内にグループ内の各ブロックの種類を示すコードを格
   納し、磁気テープに記録する情報と情報の区切りを示す
   ブロックとに異なるコードを割り当て、外部装置から情
   報の区切りの記録を指示された時、記録した情報の終わ
   りに前記情報の区切りを示すコードを付けたブロックを
   記録し、外部装置から情報の区切りを検索することが指
   示されると、磁気テープからグループ単位で情報を読み
   出し、システム領域のブロックに割り当てられたコード
   を調べ、情報の区切りを示すコードを検出して検索を実
   行する構成としたことを特徴とする請求項６に記載の磁
   気記録装置。 １０、複数トラックを記録再生の基本単位（グループ）
   とし、グループ内をデータ領域とシステム領域に分割し
   、システム領域に外部装置とのデータ交換の基本単位と
   なるブロックに細分化した各ブロックの大きさ、グルー
   プの先頭ブロックの磁気テープの始めから何番目かを示
   す番号、グループ内のブロック数、各ブロックの種類を
   示すコードを格納するように構成された磁気記録装置に
   おいて、システム領域内にグループ内に記録された情報
   の区切りコードの数を格納すると同時に、磁気テープを
   ロータリーヘッドを有するシリンダに巻き付ける機構の
   違いによる磁気テープ上の記録再生可能位置の装置間の
   相違を吸収するための外部装置との情報交換に使用しな
   いリードインエリアのグループに磁気テープ上に存在す
   るグループのリストを作成し、各グループ内の最初の情
   報区切りコードが磁気テープの始めから何番目かを示す
   番号を登録し、外部装置から情報区切りの検索を指示さ
   れた場合、このリストを参照し、目的の情報区切りが属
   するグループの番号を取り出し、グループ番号で高速に
   検索し、グループの情報を読み込んでシステム領域に登
   録された情報区切りコードの数から指定された場所を検
   索する構成としたことを特徴とする請求項９に記載の磁
   気記録装置。 １１、複数トラックを記録再生の基本単位（グループ）
   とし、グループ内をデータ領域とシステム領域に分割し
   、システム領域に外部装置との情報交換の基本単位（ブ
   ロック）に細分化した各ブロックの大きさ、グループの
   先頭のブロックが磁気テープの始めから何番目のブロッ
   クかを示す番号、グループ内のブロック数を格納するよ
   うに構成、された磁気記録装置において、ブロックとブ
   ロックの間に情報の区切りがあることを示すためのコー
   ドを格納する構成とすることを特徴とする請求項１０に
   記載の磁気記録装置。 １２、複数トラックを記録再生の基本単位（グループ）
   とし、グループ内をデータ領域とシステム領域に分割し
   、システム領域に外部装置との情報交換の基本単位（ブ
   ロック）に細分化した磁気記録装置において、システム
   領域内に少なくともブロック番号、データとデータの区
   切りコードの番号、複数のデータをひとまとめとしたサ
   ブセット番号のいずれか１つ、あるいは２つ、あるいは
   すべてを格納すると共に、トラック内の位置検出用領域
   （サブコード）に少なくともグループ番号と開始ブロッ
   ク番号、開始データ区切りコードの番号、サブセット番
   号のいずれか１つ、あるいは２つ、あるいは全てを格納
   し、リードインエリアに記録したフォーマットコードに
   よって、指定された番号を用いた高速サーチを行なうよ
   うに制御されることを特徴とする請求項３、請求項４、
   請求項７、請求項８、又は請求項１１のいずれかに記載
   の磁気記録装置。