JPH0676480A - 交代セクタ処理を行うディスク装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 ディスク装置に関し、代替セクタが不足した
時、隣接シリンダのセクタを割付けることで、連続アク
セスを可能とすることを目的とする。 【構成】 ディスク媒体９上に形成した複数のシリンダ
を夫々複数のセクタに分割して、セクタ単位でデータの
書込み又は読出しを行うと共に、不良となった欠陥セク
タの代わりにデータの書込みを行う代替セクタを各シリ
ンダ毎に備え、欠陥セクタが存在する場合は、欠陥セク
タをスキップして順次論理アドレスを割付けることによ
り、各シリンダ毎に該代替セクタを含む正常なセクタを
連続アクセスしてデータの書込み又は読出しを行うディ
スク装置において、前のシリンダ又は後のシリンダとの
合計欠陥セクタ数より、二つのシリンダの代替セクタ数
が多いか等しい時、前又は後のシリンダと共に正常セク
タを連続して使用し、連続した論理アドレスを割付ける
ように構成する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は製造時に検出された媒体
欠陥及びユーザ使用時に発生した媒体欠陥に対して代替
セクタを割当てて交代セクタ処理を行うディスク装置に
係り、特に各シリンダに設けた代替セクタが不足した
時、隣接シリンダのセクタを割付けることで、不良セク
タをスキップし正常なセクタ群のみを連続使用して、デ
ータの書込み又は読出しを行うことを可能とする交代セ
クタ処理を行うディスク装置に関する。

【０００２】計算機システムの外部記憶装置として使用
されるディスク装置には、磁気ディスク装置や光ディス
ク装置等があるが、一般的にデータを記録するディスク
媒体の欠陥を皆無にすることが非常に困難であるため、
媒体欠陥の存在するセクタには、代替セクタを用意し
て、欠陥セクタに書込むべきデータを代替セクタに書込
む交代セクタ処理が行われている。

【０００３】ところで、代替セクタは通常各シリンダ毎
に設けられているが、代替セクタ数を多くすれば、製品
の総記憶容量が減少するし、代替セクタ数が少ないと、
シリンダ毎の欠陥セクタ数に対応し切れなくなるため、
例えば、最終シリンダに設けた代替セクタを割付けるこ
ととなり、長距離のシーク動作が行われて、高速なアク
セスに支障が生じ易くなる。

【０００４】従って、代替セクタ数をどれだけ用意する
かは、製品の仕様と性能を定める重大な課題となってい
るため、少ない代替セクタ数で高速なアクセスを可能と
することが必要である。

【０００５】

【従来の技術】従来のディスク装置において、或るセク
タに媒体欠陥があるか、新たに発生した場合、１シリン
ダ又は１トラック毎に設けられた代替セクタ群の中の一
つの代替セクタに交代割付けをして、或るセクタに書込
むべきデータを書込む。

【０００６】この欠陥回避処理に従来は２通りの方法が
用いられており、一つはセクタスリップ処理で、他は交
代セクタ割付け処理である。図４は従来技術の一例を説
明する図である。

【０００７】図４(A) は交代セクタ処理前のシリンダｎ
の状態を示し、このシリンダｎには、例えば、セクタが
１０個設けられており、セクタ番号(0) 〜(9) が図示す
る如く付与されている。

【０００８】そして、セクタ番号(7) 〜(9) のセクタは
代替セクタで、通常は未使用のままである。従って、セ
クタ番号(0) 〜(6) の論理アドレス番号は図示する如
く、夫々(0)〜(6) となり、代替セクタとなるセクタ番
号(7) 〜(9) の論理アドレス番号は、未定のためＸが付
与されている。

【０００９】図４(B) は、セクタスリップ処理を説明す
る図で、例えば、図４(A) のセクタ番号(2) と(4) に媒
体欠陥があるものとすると、欠陥セクタ(2) と(4) をス
キップして、正常なセクタのみ使用してデータの書込み
を行う。

【００１０】即ち、欠陥セクタの数に対応する代替セク
タを使用して、図示する如く、セクタ番号(2) に書込む
データをセクタ番号(3) に書込み、セクタ番号(3) に書
込むデータをセクタ番号(5) に書込み、以後順次ずらし
てデータを書込む。

【００１１】従って、論理アドレス番号は、欠陥セクタ
番号(2) と(4) を飛ばして、図示する如く付与される。
このため、上位装置から連続したセクタを処理する要求
があった場合、論理アドレス番号が連続しているため、
データの書込み又は読出し処理を連続して高速に実行す
ることが出来る。即ち、ディスク媒体の１回転分の時間
を必要とするのみである。

【００１２】図４(C) は、交代セクタ割付け処理を説明
する図で、例えば、図４(A) のセクタ番号(2) と(4) に
媒体欠陥があるものとすると、矢印で示す如く、欠陥セ
クタ(2) に書込むデータを代替セクタであるセクタ番号
(7) に書込み、欠陥セクタ(4) に書込むデータを代替セ
クタであるセクタ番号(8) に書込む。

【００１３】従って、論理アドレス番号は、図示する如
く、論理アドレス番号(2) と(4) が夫々セクタ番号(7)
と(8) に付与される。このため、上位装置から連続した
セクタを処理する要求があった場合、論理アドレス番号
順にデータの書込み又は読出し処理を行うため、論理ア
ドレス番号(0) 〜(2) をアクセスした後、ディスク媒体
の回転待ちをして、論理アドレス番号(3) 〜(4) をアク
セスした後、ディスク媒体の回転待ちをして、論理アド
レス番号(5) 〜(6) をアクセスすることとなり、ディス
ク媒体の３回転分の時間が必要となる。

【００１４】

【発明が解決しようとする課題】上記の如く、従来の欠
陥回避処理として、セクタスリップ処理又は、交代セク
タ割付け処理が用いられているが、セクタスリップ処理
を使用する場合、シリンダｎに集中して予め用意してい
た代替セクタ数を越える欠陥セクタが存在した時、その
超過した分の欠陥セクタに対しては、例えば、最終シリ
ンダが交代シリンダであるとすると、この最終シリンダ
に用意された代替セクタに、上記交代セクタ割付け処理
によって交代処理される。

【００１５】図５は従来技術の問題点を説明する図であ
る。図５(A) に示す如く、シリンダｎのセクタ番号(2)
と(4) 〜(6) に欠陥があると、代替セクタであるセクタ
番号(7) 〜(9) を使用しても、セクタ番号(6) に書込む
データは、シリンダｎには書込むことが出来ない。

【００１６】従って、図５(B) に示す如く、セクタ番号
(6) に書込むデータは、交代シリンダのセクタ番号(0)
に交代割付け処理により書込まれる。従って、論理アド
レスは、(0) 〜(5) がシリンダｎの正常な各セクタに付
与され、論理アドレス(6) は交代シリンダのセクタ番号
(0) に付与される。

【００１７】上記の如く、交代シリンダにシリンダｎに
書込まれるべきデータが交代セクタ処理されると、シリ
ンダｎがシリンダ０に近く、交代シリンダが最終シリン
ダである場合は、長時間のシーク動作が必要となるた
め、高速アクセスが不可能となる。

【００１８】即ち、図５(C) に示す如く、シリンダｎに
論理アドレス(20)〜(25)のデータが書込まれ、交代シリ
ンダに論理アドレス(26)のデータが書込まれ、続いて、
シリンダｎ＋１に論理アドレス(27)〜(29)のデータが書
込まれたとすると、論理アドレス(20)〜(25)のデータが
読出された後、矢印に示すシーク動作によって、ヘッ
ドが交代シリンダに位置付けされて、この交代シリンダ
から論理アドレス(26)のデータが読出された後、再び矢
印に示すシーク動作によって、シリンダｎ＋１にヘッ
ドが位置付けされ、論理アドレス(27)〜(29)のデータが
読出される。

【００１９】このとに示すシーク動作は、ヘッドの
移動距離が長い程時間が長くなるため、前記の如く、高
速アクセスが不可能になるという問題がある。本発明は
このような問題点に鑑み、図５(C) に示す２回のシーク
動作を１回として、隣接シリンダにヘッドを移動させる
のみとすることにより、連続したデータの書込み又は読
出しが実行出来るようにすることを目的としている。

【００２０】

【課題を解決するための手段】そして、この目的は、図
１に示されるように、ディスク装置が、ディスク媒体９
上に形成した複数のシリンダを夫々複数のセクタに分割
して、該セクタ単位でデータの書込み又は読出しを行う
と共に、媒体欠陥により不良となった欠陥セクタの代わ
りにデータの書込みを行う代替セクタを各シリンダ毎に
備え、欠陥セクタが存在する場合は、該欠陥セクタをス
キップして順次論理アドレスを割付けることにより、各
シリンダ毎に該代替セクタを含む正常なセクタを連続ア
クセスしてデータの書込み又は読出しを行い、そして、
この時、制御手段３が、シリンダｎに前記欠陥セクタが
存在し、該欠陥セクタの数が該シリンダｎに備わる代替
セクタ数より少ないか等しい場合、隣接するシリンダｎ
−１及びシリンダｎ＋１に存在する欠陥セクタの数を調
べ、シリンダｎ−１とシリンダｎの欠陥セクタ数の合計
が、シリンダｎ−１とシリンダｎに備わる代替セクタ数
の合計より少ないか等しい時、シリンダｎ−１とシリン
ダｎの欠陥セクタをスキップして、順次論理アドレスを
割付け、代替セクタを含む正常なセクタを連続アクセス
してデータの書込み又は読出しを行い、シリンダｎ−１
とシリンダｎの欠陥セクタ数の合計が、シリンダｎ−１
とシリンダｎに備わる代替セクタ数の合計より多く、且
つ、シリンダｎとシリンダｎ＋１の欠陥セクタ数の合計
が、シリンダｎとシリンダｎ＋１に備わる代替セクタ数
の合計より少ないか等しい時、シリンダｎとシリンダｎ
＋１の欠陥セクタをスキップして、順次論理アドレスを
割付け、代替セクタを含む正常なセクタを連続アクセス
してデータの書込み又は読出しを行い、シリンダｎ−１
とシリンダｎの欠陥セクタ数の合計が、シリンダｎ−１
とシリンダｎに備わる代替セクタ数の合計より多く、且
つ、シリンダｎとシリンダｎ＋１の欠陥セクタ数の合計
が、シリンダｎとシリンダｎ＋１に備わる代替セクタ数
の合計より多い時、シリンダｎのみで欠陥セクタをスキ
ップして、順次論理アドレスを割付け、代替セクタを含
む正常なセクタを連続アクセスしてデータの書込み又は
読出しを行い、シリンダｎの欠陥セクタの数が該シリン
ダｎに備わる代替セクタ数より多い場合、シリンダｎの
欠陥セクタをスキップして、代替セクタを含む正常なセ
クタに順次論理アドレスを割付け、不足する代替セクタ
の代わりは交代シリンダの代替セクタを使用することに
より達成される。

【００２１】

【作用】上記の如く構成することにより、隣接シリンダ
にヘッド１２を移動させるのみで、連続したデータの書
込み又は読出しが実行出来るため、ディスク媒体９の回
転待ち無しに高速にデータアクセスを行うことが出来
る。

【００２２】

【実施例】図１は本発明の一実施例を示す回路のブロッ
ク図で、図２は図１の動作を説明する図である。

【００２３】プロセッサ３はＲＯＭ１に格納されている
プログラムを読出して動作し、モータ駆動回路１０を制
御してモータ１１を回転させ、ディスク媒体９を所定の
速度で回転させる。

【００２４】そして、プロセッサ３はＶＣＭ（ボイス・
コイル・モータ）制御回路６を制御して、ＶＣＭ７を駆
動させ、キャリッジ８を移動させて、データヘッド１２
を欠陥セクタ情報の書込まれた特定シリンダに位置付け
させる。

【００２５】即ち、ＶＣＭ制御回路６は、サーボヘッド
１３が読取るサーボ情報に基づき、サーボヘッド１３の
現在位置を認識し、指定された特定シリンダまでの距離
を算出して、ＶＣＭ７を駆動する。

【００２６】従って、ＶＣＭ７に駆動されるキャリッジ
８が移動し、データヘッド１２とサーボヘッド１３を特
定シリンダに位置付けする。ここで、プロセッサ３は、
データヘッド１２が読取る特定シリンダの欠陥セクタ情
報を、書込み／読出し制御回路５の読出し制御回路をイ
ネーブルとして読出させ、ＲＡＭ２に格納する。

【００２７】プロセッサ３は、端子Ａとインタフェース
制御回路４を経て、図示省略した上位装置が送出した入
出力命令を受信すると、ＶＣＭ制御回路６を制御して、
ＶＣＭ７を駆動させ、指定されたシリンダにデータヘッ
ド１２とサーボヘッド１３を位置付けさせる。

【００２８】即ち、ＶＣＭ制御回路６は、サーボヘッド
１３が読取るサーボ情報により、サーボヘッド１３の現
在位置を認識し、プロセッサ３から指示されたシリンダ
までの距離を計算して、ＶＣＭ７を駆動する。

【００２９】従って、ＶＣＭ７によってキャリッジ８が
移動し、データヘッド１２とサーボヘッド１３を指定さ
れたシリンダ位置に移動させる。プロセッサ３はデータ
ヘッド１２が指定されたシリンダに位置付けされると、
データの書込みであれば、書込み／読出し制御回路５の
書込み制御回路をイネーブルとして、インタフェース制
御回路４を経て上位装置が送出するデータをデータヘッ
ド１２に送出させて、ディスク媒体９に書込ませる。

【００３０】又、プロセッサ３は、データの読出であれ
ば、書込み／読出し制御回路５の読出し制御回路をイネ
ーブルとして、データヘッド１２が読取るデータをイン
タフェース制御回路４を経て上位装置に転送させる。

【００３１】プロセッサ３は、前記の如く、データの書
込みを行う時、ＲＡＭ２に格納してある欠陥セクタ情報
を読出し、この欠陥セクタ情報によって、データを書込
むシリンダｎに欠陥セクタが存在し、この欠陥セクタの
数がシリンダｎに備わる代替セクタ数より少ないか等し
い場合、隣接するシリンダｎ−１及びシリンダｎ＋１に
存在する欠陥セクタの数を調べる。

【００３２】そして、シリンダｎ−１とシリンダｎの欠
陥セクタ数の合計が、シリンダｎ−１とシリンダｎに備
わる代替セクタ数の合計より少ないか等しい時、シリン
ダｎ−１とシリンダｎの欠陥セクタをスキップして、順
次論理アドレスを割付け、代替セクタを含む正常なセク
タを連続アクセスしてデータの書込みを行う。

【００３３】これは、例えば、図２(A) に示す例で説明
すると、シリンダｎ−１の欠陥セクタ数が４で、代替セ
クタ数が３であり、シリンダｎの欠陥セクタ数が１で、
代替セクタ数が３であると、シリンダｎ−１とシリンダ
ｎの欠陥セクタ数の合計は５で、代替セクタ数の合計は
６のため、シリンダｎ−１とシリンダｎとで順次論理ア
ドレスを割付ける。

【００３４】即ち、図示する如く、シリンダｎ−１に
は、論理アドレス(13)〜(18)が割付られ、シリンダｎに
は、論理アドレス(19)〜(26)が割付けられる。即ち、シ
リンダｎ−１に割付けられる筈の論理アドレス(19)がシ
リンダｎに割付けられている。

【００３５】そして、代替セクタは１つ未使用のままと
なり、シリンダｎ＋２には論理アドレス(27)以降が割付
けられる。従って、シリンダｎ−１とシリンダｎは連続
した論理アドレスにより各セクタをアクセスすることが
出来る。

【００３６】又、データを書込むシリンダｎの欠陥セク
タの数がシリンダｎに備わる代替セクタ数より少ないか
等しく、且つ、シリンダｎ−１とシリンダｎの欠陥セク
タ数の合計が、シリンダｎ−１とシリンダｎに備わる代
替セクタ数の合計より多く、更に、シリンダｎとシリン
ダｎ＋１の欠陥セクタ数の合計が、シリンダｎとシリン
ダｎ＋１に備わる代替セクタ数の合計より少ないか等し
い時、シリンダｎとシリンダｎ＋１の欠陥セクタをスキ
ップして、順次論理アドレスを割付け、代替セクタを含
む正常なセクタを連続アクセスしてデータの書込みを行
う。

【００３７】これは、例えば、図２(B) に示す例で説明
すると、シリンダｎの欠陥セクタ数が２で、代替セクタ
数が３であり、シリンダｎ＋１の欠陥セクタ数が４で、
代替セクタ数が３であると、シリンダｎとシリンダｎ＋
１の欠陥セクタ数の合計は６で、代替セクタ数の合計は
６のため、シリンダｎとシリンダｎ＋１とで順次論理ア
ドレスを割付ける。

【００３８】即ち、図示する如く、シリンダｎには、論
理アドレス(20)〜(27)が割付られ、シリンダｎ＋１に
は、論理アドレス(28)〜(33)が割付けられる。即ち、シ
リンダｎ＋１に割付けられる筈の論理アドレス(27)がシ
リンダｎに割付けられている。

【００３９】そして、シリンダｎ＋２には論理アドレス
(34)以降が割付けられる。従って、シリンダｎとシリン
ダｎ＋１は連続した論理アドレスにより各セクタをアク
セスすることが出来る。

【００４０】又更に、データを書込むシリンダｎの欠陥
セクタの数がシリンダｎに備わる代替セクタ数より少な
いか等しく、且つ、シリンダｎ−１とシリンダｎの欠陥
セクタ数の合計が、シリンダｎ−１とシリンダｎに備わ
る代替セクタ数の合計より多く、更に、シリンダｎとシ
リンダｎ＋１の欠陥セクタ数の合計が、シリンダｎとシ
リンダｎ＋１に備わる代替セクタ数の合計より多い時、
シリンダｎのみで欠陥セクタをスキップして、順次論理
アドレスを割付け、代替セクタを含む正常なセクタを連
続アクセスしてデータの書込みを行う。これは、図４
(B) で説明した方法である。

【００４１】そして、シリンダｎの欠陥セクタの数が該
シリンダｎに備わる代替セクタ数より多い場合、シリン
ダｎの欠陥セクタをスキップして、代替セクタを含む正
常なセクタに順次論理アドレスを割付け、不足する代替
セクタの代わりは交代シリンダの代替セクタを使用す
る。これは、図５で説明した方法である。

【００４２】図３は図１の動作を説明するフローチャー
トである。プロセッサ３は、任意のシリンダ番号をｎと
すると、ステップ(1) でｎ＝０とし、ｍを最大シリンダ
番号とし、Ｄを欠陥セクタ数とすると、ステップ(2) で
Ｄ−１＝０，Ｄｍ＋１＝０とする。即ち、存在しないシ
リンダ番号の欠陥セクタ数を０に初期化する。

【００４３】そして、ステップ(3) でシリンダｎ−１と
シリンダｎとシリンダｎ＋１の欠陥セクタ情報を解析
し、欠陥セクタ数Ｄｎ−１とＤｎとＤｎ＋１を求める。
そして、ステップ(4) で代替セクタ数Ｓ≧Ｄｎか調べ
る。そして、代替セクタ数ＳがＤｎより少ない場合、ス
テップ(5) の処理に移行して、シリンダｎの欠陥セクタ
をスキップして、代替セクタを含む正常なセクタに順次
論理アドレスを割付け、不足する代替セクタの代わりは
交代シリンダの代替セクタに交代処理を行う。

【００４４】ステップ(4) で代替セクタ数ＳがＤｎより
多いか、等しい場合、ステップ(6)の処理に移行し、Ｓ
≧（Ｄｎ−１）＋（Ｄｎ）か調べる。代替セクタ数Ｓが
シリンダｎ−１とシリンダｎの合計数より多いか、等し
い場合、ステップ(7) でシリンダｎ−１とシリンダｎの
欠陥セクタをスキップして、順次論理アドレスを割付け
るセクタスリップ処理を行う。

【００４５】ステップ(6) で代替セクタ数Ｓがシリンダ
ｎ−１とシリンダｎの合計数より少ない場合は、ステッ
プ(8) の処理に移行し、Ｓ≧（Ｄｎ）＋（Ｄｎ＋１）か
調べる。

【００４６】代替セクタ数Ｓがシリンダｎとシリンダｎ
＋１の合計数より多いか、等しい場合、ステップ(9)
で、シリンダｎとシリンダｎ＋１の欠陥セクタをスキッ
プして、順次論理アドレスを割付けるセクタスリップ処
理を行う。

【００４７】ステップ(8) で代替セクタ数Ｓがシリンダ
ｎとシリンダｎ＋１の合計数より少ない場合は、ステッ
プ(10)の処理に移行し、シリンダｎのみで欠陥セクタを
スキップして、順次論理アドレスを割付けるセクタスリ
ップ処理を行う。

【００４８】そして、ステップ(11)でｎ＝ｎ＋１とし
て、ステップ(12)でｎ＝ｍか調べ、最大シリンダまで到
達していなければ、次のシリンダについて上記動作を繰
り返すため、ステップ(3) の処理に戻り、最大シリンダ
まで実行したならば動作を終了する。

【００４９】

【発明の効果】以上説明した如く、本発明は隣接シリン
ダにヘッド１２を移動させるのみで、連続したデータの
書込み又は読出しが実行出来るため、ディスク媒体９の
回転待ち無しに高速にデータアクセスを行うことが出来
る。

【図面の簡単な説明】

【図１】 本発明の一実施例を示す回路のブロック図

【図２】 図１の動作を説明する図

【図３】 図１の動作を説明するフローチャート

【図４】 従来技術の一例を説明する図

【図５】 従来技術の問題点を説明する図

【符号の説明】

１ ＲＯＭ ２ ＲＡＭ ３ プロセッサ ４ インタフェース制御回路 ５ 書込み／読出し制御回路 ６ ＶＣＭ制御回路 ７ ＶＣＭ ８ キャリッジ ９ ディスク媒体 10 モータ駆動回路 11 モータ 12 データヘッド 13 サーボヘッド

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ディスク媒体(9) 上に形成した複数のシ
   リンダを夫々複数のセクタに分割して、該セクタ単位で
   データの書込み又は読出しを行うと共に、媒体欠陥によ
   り不良となった欠陥セクタの代わりにデータの書込みを
   行う代替セクタを各シリンダ毎に備え、欠陥セクタが存
   在する場合は、該欠陥セクタをスキップして順次論理ア
   ドレスを割付けることにより、各シリンダ毎に該代替セ
   クタを含む正常なセクタを連続アクセスしてデータの書
   込み又は読出しを行うディスク装置であって、 シリンダｎに前記欠陥セクタが存在し、該欠陥セクタの
   数が該シリンダｎに備わる代替セクタ数より少ないか等
   しい場合、隣接するシリンダｎ−１及びシリンダｎ＋１
   に存在する欠陥セクタの数を調べ、 シリンダｎ−１とシリンダｎの欠陥セクタ数の合計が、
   シリンダｎ−１とシリンダｎに備わる代替セクタ数の合
   計より少ないか等しい時、シリンダｎ−１とシリンダｎ
   の欠陥セクタをスキップして、順次論理アドレスを割付
   け、代替セクタを含む正常なセクタを連続アクセスして
   データの書込み又は読出しを行い、 シリンダｎ−１とシリンダｎの欠陥セクタ数の合計が、
   シリンダｎ−１とシリンダｎに備わる代替セクタ数の合
   計より多く、且つ、シリンダｎとシリンダｎ＋１の欠陥
   セクタ数の合計が、シリンダｎとシリンダｎ＋１に備わ
   る代替セクタ数の合計より少ないか等しい時、シリンダ
   ｎとシリンダｎ＋１の欠陥セクタをスキップして、順次
   論理アドレスを割付け、代替セクタを含む正常なセクタ
   を連続アクセスしてデータの書込み又は読出しを行い、 シリンダｎ−１とシリンダｎの欠陥セクタ数の合計が、
   シリンダｎ−１とシリンダｎに備わる代替セクタ数の合
   計より多く、且つ、シリンダｎとシリンダｎ＋１の欠陥
   セクタ数の合計が、シリンダｎとシリンダｎ＋１に備わ
   る代替セクタ数の合計より多い時、シリンダｎのみで欠
   陥セクタをスキップして、順次論理アドレスを割付け、
   代替セクタを含む正常なセクタを連続アクセスしてデー
   タの書込み又は読出しを行い、 シリンダｎの欠陥セクタの数が該シリンダｎに備わる代
   替セクタ数より多い場合、シリンダｎの欠陥セクタをス
   キップして、代替セクタを含む正常なセクタに順次論理
   アドレスを割付け、不足する代替セクタの代わりは交代
   シリンダの代替セクタを使用する制御手段(3) を設けた
   ことを特徴とする交代セクタ処理を行うディスク装置。