JPH08255467A - データ記憶ディスク・ドライブのターゲット・トラック決定のためのシステムおよび方法 - Google Patents

データ記憶ディスク・ドライブのターゲット・トラック決定のためのシステムおよび方法

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JPH08255467A
JPH08255467A JP7330335A JP33033595A JPH08255467A JP H08255467 A JPH08255467 A JP H08255467A JP 7330335 A JP7330335 A JP 7330335A JP 33033595 A JP33033595 A JP 33033595A JP H08255467 A JPH08255467 A JP H08255467A
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Abstract

(57)【要約】 （修正有） 【課題】 トラック・シーク時間が大幅に短縮される、
ＩＤなしゾーンビット記録データ記録ディスク・ドライ
ブ・システムを提供する。 【解決手段】 インタフェース・プロセッサは、欠陥マ
ップを使用して論理ブロック・アドレス（ＬＢＡ）を推
定物理ブロック・アドレス（ＥＰＢＡ）に変換し、サー
ボ・プロセッサは、ゾーン・テーブルを使用し、ＥＰＢ
Ａを推定ゾーンシリンダヘッドセクタ（ＺＣＨＳ）値に
変換し、アクチュエータ・アームの移動を開始し、ヘッ
ドを移動させる。サーボ・プロセッサの計算およびアク
チュエータ・アームの移動と同時に、インタフェース・
プロセッサは正確なＰＢＡを生成し、サーボ・プロセッ
サは正確なＰＢＡを正確なＺＣＨＳ値に変換し、ヘッド
を探索対象トラック上に正確に位置決めできるようにア
クチュエータ・アームの動きを修正する。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】関連特許出願 １９９３年１２月２３日に出願され、本出願人に譲渡さ
れた"System and Method For Skip-Sector Mapping In
A Data Recording Disk Drive"という名称の関連米国特
許出願第０８／１７３５８８号（ＳＡ９−９３−０９
６）は、参照によりその全体を本発明の一部とする。
【０００２】１９９１年７月１０日に出願され、本出願
人に譲渡された"Sector Architecture For Fixed Block
Disk File"という名称の関連米国特許出願第０７／７
２７６８０号（ＳＡ９−９１−０２２）は、参照により
その全体を本発明の一部とする。
【０００３】
【発明の属する技術分野】本発明は、一般的にはディス
ク・ドライブと通常呼ばれているデータ記憶ディスク・
ドライブに関し、より具体的にはこのようなディスク・
ドライブのトラック・シーク時間を短縮するためのシス
テムおよび装置に関する。
【０００４】
【従来の技術】磁気ディスク・ドライブなどのデータ記
憶システムでは、ディジタル情報が磁気記憶ディスクな
どの磁気媒体の表面上に「トラック」という１組の同心
環状パターンとして磁気的に格納される。ディジタル情
報は、ディスクの表面を選択的に分極することによって
表される。この情報がディスクから読み戻されると、媒
体の磁気分極が感知され、電気出力信号に変換される。
読取りおよび書込み操作は、回転ディスクの表面上を
「浮動」して出力信号を提供する読取り／書込みヘッド
とともに読取り／書込み電子回路によって行われる。
【０００５】一般に、ディスク・ドライブの記憶ディス
クは、「ディスク・スタック」（「ディスク・パック」
ともいう）としてスタックされ、回転するように単一ス
ピンドル上にまとめて取り付けられている。ディスク・
スタックの各ディスクのそれぞれの面は、通常、情報を
格納するために使用する表面を有している。ディスク・
スタックのディスクの各面は、通常、その特定の面上で
の情報を読み書きを担当する少なくとも１つのヘッドに
露出される。一般に、アクチュエータ・アームに取り付
けられたすべての磁気ヘッドは、すべてが同一時点で同
一近似ディスク半径の位置になるようにディスクの表面
上の半径方向に１列に並んで移動する。
【０００６】磁気ヘッドを所望のトラックに正確に移動
させ、そのトラック上でヘッドを位置決めするために、
サーボ・システムが使用されている。このサーボ・シス
テムは、「シーク」または「アクセス」機能と「トラッ
ク追跡」機能という２つの個別の機能を実行する。「シ
ーク」動作中、サーボ・システムは、前のトラックまた
は待機位置からできるだけ迅速に指定のトラックへ読取
り／書込みヘッドを移動させる。ヘッドが所望のトラッ
クに到達すると、サーボ・システムは「トラック追跡」
動作を始め、その動作中、指定のトラックの中心線上に
正確にヘッドを位置決めし、ヘッドによるトラック通過
の連続部分としてその位置でヘッドを保持する。
【０００７】シーク動作中、ヘッドが取り付けられてい
るアクチュエータ・アームは一般に、その動作に必要な
時間を最小限にするよう、できるだけ速く移動すること
に留意することが重要である。シーク時間はディスク・
ドライブのパフォーマンス全体を評価する際に検討する
最も重要な要因の１つであるので、シーク動作をできる
限り実行するために要する時間を最小限にすることが不
可欠である。
【０００８】ディスク・パックの正確な位置からデータ
を読み書きするために、ディスク・パック内のデータ・
セクタがシリンダ・アドレス、ヘッド・アドレス、セク
タ・アドレス（ＣＨＳ）によって識別される。「シリン
ダ」とは、ディスク・パックのディスク表面上にあっ
て、同一半径位置にある１組の特定のトラックを意味
し、一般に、ヘッドの集合によって同時にアクセス可能
である。ヘッド・アドレスは、どのヘッドが読み書き可
能かを示し、したがって、データが記録されているディ
スクを示す。１つのシリンダ内の各トラックは、データ
およびサーボ情報を格納するために「セクタ」単位にさ
らに分割される。
【０００９】多くの最新ディスク・ドライブでは、ディ
スク表面を放射ゾーンに分割し、各ゾーンに異なるデー
タ転送速度でデータを記録するという、Hetzlerによっ
て米国特許第５２１０６６０号に教示されているゾーン
・ビット記録（ＺＢＲ）という概念も使用している。ゾ
ーンが追加されたために、シリンダ、ヘッド、セクタ
（ＣＨＳ）識別方式（アドレス）をゾーン、シリンダ、
ヘッド、セクタ（ＺＣＨＳ）識別方式に拡張することが
必要になる。
【００１０】ディスク・ファイルによっては、ディスク
・スタックの１つのディスクの専用表面上のみにサーボ
情報が存在するものがある。しかし、多くの最新ディス
ク・ドライブでは、サーボ情報の間に各ディスク表面に
格納されたデータが散在するような、Hetzlerによって
米国特許第５２１０６６０号に教示されている「セクタ
化サーボ」（「セクタ・サーボ」ともいう）というサー
ボ・アーキテクチャを使用している。セクタ化サーボ・
アーキテクチャのサーボ・セクタは、磁気ヘッドがその
トラック上に停止しやすいように各トラック上の位置決
めデータを含んでいる。この後者の手法は、データを格
納するために必要なものを上回る余分な構成要素を使わ
ずに低コストで実現でき、アクセスされたデータ表面で
サーボ情報を提供し、それによりトラックの位置ずれ
（ＴＭＲ）のすべての熱源を除去するので、好ましい方
法である。
【００１１】セクタ化サーボまたは専用サーボ表面アー
キテクチャのいずれについても、その使い方と、その２
つのアーキテクチャの実現方法は、当業者には周知のも
のである。
【００１２】ディスク・ファイルをフォーマットするの
に使用する方法もいくつかあり、そのうちの１つは、専
用サーボ・ディスク・ファイルとセクタ化サーボ・ディ
スク・ファイルのいずれでも使用する固定ブロック・ア
ーキテクチャ（ＦＢＡ）方法である。ＦＢＡフォーマッ
トのディスク・ファイルでは、それぞれのディスク・ト
ラックが複数の同サイズのセグメントに分割され、それ
ぞれのセグメントがサーボ情報、識別情報（ＩＤ）、デ
ータを含むセクタに分割される。
【００１３】セクタ化サーボ・アーキテクチャを使用す
るＦＢＡフォーマットのディスク上のトラックの典型的
なセグメント９を図１に示す。セグメント９は、サーボ
・セクタ１０と、識別（ＩＤ）領域１１と、データ・セ
クタ１２とを順に含む。サーボ・セクタ１０は、書込み
／読取りおよび速度フィールド１５、アドレス・マーク
（ＡＭ）フィールド１６、位置エラー信号（ＰＥＳ）フ
ィールド１７などの情報をさらに含む。フォーマット動
作中にディスクに書き込まれるＩＤ領域１１は、後続の
データ・セクタ１２を識別するために書込みまたは読取
りの通常動作中に使用可能なデータ・セクタ１２に関す
る具体的な情報を含む。通常、ＩＤ領域１１は、読取り
／書込みおよび速度フィールド１８と、ＶＣＯ同期フィ
ールド１９と、エンコーダ／デコーダ・フラッシュ・フ
ィールド２０と、同期バイト２１、ＩＤおよびＣＲＣフ
ィールド２２とを含む。通常、データ・セクタ１２は、
ＩＤフィールド１８〜２１に対応するフィールド２３〜
２６と、データおよびＥＣＣフィールド２７とを含む。
ＩＤ領域を有するディスク・ファイルでは、通常、デー
タ・セクタの直前のデータＩＤフィールド２２にＣＨＳ
／ＺＣＨＳまたはＬＢＡ情報が記録される。
【００１４】最近、ＩＤなしフォーマットと呼ばれる、
ディスク・ドライブの容量を増やすための新しい方法お
よびシステムが開発され、ＩＤなしフォーマットを使用
するディスク・ドライブ・システムは一般にＩＤなしデ
ィスク・ドライブ・システムと呼ばれている。このフォ
ーマットは、１９９１年７月１０日に出願され、本発明
の出願人に譲渡された、関連米国特許出願第０７／７２
７６８０号にHetzlerによって教示されている。セクタ
・サーボ・アーキテクチャを実施するＩＤなしディスク
・ドライブの場合、所与のトラックのサーボ・セクタ内
の位置フィールドに入っている「完全トラック番号Ｉ
Ｄ」を欠陥マップと組み合わせて使用して、要求された
データ・セクタを明確に識別し、それにより、ＩＤ領域
の使用を完全に排除している。
【００１５】簡単に説明すると、欠陥マップによりディ
スク・ファイルから不良セクタがマッピングされる。デ
ィスク・フォーマット時にそれぞれのセクタが読み書き
され、使用不能または欠陥セクタであるかどうかが判定
される。欠陥セクタのクラスタには、クラスタ内の最初
の不良セクタのセクタ位置ＩＤとクラスタ内の連続不良
セクタの数量とを欠陥マップに記録することによって、
不良のマークが付けられる。読取り／書込み操作中にデ
ィスク・ファイルは、要求された論理セクタ位置ＩＤ以
下の値を有する項目を求めて欠陥マップを探索すること
によって、論理ブロック・アドレス（顧客またはシステ
ムがアドレス可能なブロック）から物理ブロック・アド
レス（ディスク・ドライブで使用可能なセクタの総数）
への変換（論理／物理セクタ変換）を実行する。このよ
うな項目が見つからない場合は、物理ブロック・アドレ
スは論理ブロック・アドレスに等しくなる。項目が見つ
かった場合は、連続不良セクタの数量を表す対応オフセ
ットを欠陥マップから抽出し、要求されたセクタの論理
ブロック・アドレスに追加して、そのセクタ用の物理ブ
ロック・アドレスを生成する。次に、物理ディスク位置
にアクセスするために、ＰＢＡをＣＨＳ（ゾーン記録な
し）またはＺＣＨＳ（ゾーン記録あり）のいずれかに変
換する。
【００１６】ディスク・ドライブが識別されたシリンダ
とヘッドまたは識別されたゾーン、シリンダ、ヘッドま
での必要なシーク動作を完了すると、記録チャネルは、
ヘッドの下を通過するときにそれぞれのデータ・セクタ
に関連するサーボ・セクタを検査することによって、所
望のデータ・セクタを求めて走査する。適切なデータ・
セクタが見つかると、そのデータが読み取られ、動作が
完了する。
【００１７】１つまたは２つのプロセッサ（インタフェ
ース・プロセッサとサーボ・プロセッサ）を有する従来
のＩＤなしデータ記憶ディスク・ドライブでは、トラッ
クをシークするようアクチュエータに指示する前に、特
定のトラックのＰＢＡを計算し、ＣＨＳまたはＺＣＨＳ
値に変換しなければならない。たとえば、２プロセッサ
設計の場合、一般に、インタフェース・プロセッサは、
データが位置する可能性のある最初のトラックについ
て、論理ブロック・アドレス（ＬＢＡ）からＰＢＡへの
変換とＰＢＡからＣＨＳ／ＺＣＨＳへの変換を実行す
る。次に、ＣＨＳ／ＺＣＨＳを使用して、必要な信号を
サーボ電子回路に印加することによってトラック・シー
ク動作を開始し、次にそのサーボ電子回路が音声コイル
に必要な電流を提供し、次にその音声コイルがアクチュ
エータを移動させる。
【００１８】可能性のある最初のトラックについてＬＢ
ＡからＰＢＡへの変換とＰＢＡからＣＨＳ／ＺＣＨＳへ
の変換を実行し、その情報をサーボ・プロセッサに通信
し、次にシーク動作を実行するというプロセスは、時間
を要する動作であり、ディスク・ドライブの全体的なパ
フォーマンスを低下させる。ディスク・ドライブの全体
的なパフォーマンスが低下する理由は、前述の変換がト
ラック・シーク時間のオーバヘッドに直接寄与する点で
ある。
【００１９】したがって、ディスク・ドライブのトラッ
ク・シーク時間のオーバヘッドを大幅に削減し、さらに
ＩＤなしディスク・ドライブのトラック・シークに関連
する全体的なパフォーマンスの低下を解消することがで
きる、発明の必要性が高まっている。
【００２０】
【発明が解決しようとする課題】したがって、本発明の
一目的は、デュアル・プロセッサを有するＩＤなしディ
スク・ドライブ・システムでトラック・シーク動作を開
始し実行するのに要する時間を短縮するためのシステム
および方法を提供することにある。
【００２１】本発明の他の目的は、ゾーン・ビット記録
アーキテクチャを有するＩＤなしディスク・ドライブ・
システムでトラック・シーク動作を実行するのに要する
時間を短縮するためのシステムおよび方法を提供するこ
とにある。
【００２２】本発明の他の目的は、単一プロセッサを有
するＩＤなしディスク・ドライブ・システムでトラック
・シーク動作を実行するのに要する時間を短縮するため
のシステムおよび方法を提供することにある。
【００２３】本発明の他の目的は、ＩＤ領域と欠陥テー
ブルとを有するディスク・ドライブ・システムでトラッ
ク・シーク動作を実行するのに要する時間を短縮するた
めのシステムおよび方法を提供することにある。
【００２４】
【課題を解決するための手段】この目的のため、しかも
本発明により、インタフェース・プロセッサおよびサー
ボ・プロセッサと、ゾーン・ビット記録、セクタ化サー
ボ・アーキテクチャ、ＩＤなしサーボ・セクタの各種機
能とを有するディスク・ドライブ・システムにおいて、
インタフェース・プロセッサがホストから論理ブロック
・アドレス（ＬＢＡ）を受け取り、インタフェース・プ
ロセッサが最初に第１の物理ブロック・アドレス（ＥＰ
ＢＡ）の推定アドレスを生成し、「近似ＰＢＡシーク」
コマンドを使用してサーボ・プロセッサにそのアドレス
を連絡する、方法および手段について説明する。
【００２５】ＬＢＡからＰＢＡまたはＥＰＢＡのいずれ
かを生成するために、インタフェース・プロセッサは欠
陥マップを使用する。この欠陥マップは２つのマッピン
グ・テーブルを含んでいる。第１のマッピング・テーブ
ル（仮想トラック・テーブル）は、共用高位ビットを有
するＬＢＡのグループとして定義された、仮想トラック
用の項目を含む。これらの項目自体は、それぞれのイン
デックス位置がそのインデックス位置に対応する仮想ト
ラック上に位置するセクタのグループを識別する第２の
マッピング・テーブルへのポインタである。第２のマッ
ピング・テーブル（仮想セクタ・テーブル）は、スキッ
プ・セクタ用の項目を含む。この項目は論理順に配置さ
れ、次の使用不能（非スキップ）セクタに対応する低位
ＬＢＡビットのみを含む。ＥＰＢＡは、仮想トラック・
テーブルのみのＬＢＡと関連項目との代数合計を含む。
【００２６】次にサーボ・プロセッサは、ＥＰＢＡとゾ
ーン・テーブルの項目とを使用して、推定ＺＣＨＳ（Ｅ
ＺＣＨＳ）値を計算する。次にサーボ・プロセッサは、
ＥＺＣＨＳ値をサーボ電子回路に連絡する。次にサーボ
電子回路は、推定トラックに向かってアクチュエータを
移動させ始める電流変化の形で、ＥＺＣＨを音声コイル
に連絡する。
【００２７】アクチュエータが推定トラックに向かって
移動し、シークする間、インタフェース・プロセッサ
は、仮想セクタ・テーブルの項目を使用して正確なＰＢ
Ａを計算する。正確なＰＢＡは、次のようにＬＢＡをＰ
ＢＡにマッピングすることによって計算される。仮想ト
ラック番号を構成する高位ビットを選択するために、マ
スクが使用される。ＬＢＡの仮想トラック番号を使用し
て第１のテーブルの項目を選択し、次に第１のテーブル
が第２のテーブルの探索開始点にインデックスを提供す
る。仮想トラック・テーブルの次の項目は探索境界を提
供する。第２のテーブルは、（ＬＢＡを上回るセクタに
対応する）より大きい項目が見つかるか、探索境界に達
するまで、ＬＢＡの低位ビットを使用して、探索開始点
から昇順にまたは２進方式で探索される。次に、その結
果得られるインデックス点がＬＢＡに追加され、正確な
ＰＢＡを提供する。次に正確なＰＢＡがサーボ・プロセ
ッサに連絡される。次にサーボ・プロセッサは正確なＰ
ＢＡとゾーン・テーブルの項目を使用して、サーボ電子
回路に連絡される正確なＺＣＨＳ値を計算する。次にサ
ーボ電子回路は、正確なＺＣＨＳ値を使用し、それに応
じてすでに進行中の推定トラックシーク・ターゲットを
実際の（所望の）トラックシーク・ターゲットに向かっ
て調整する。
【００２８】その結果、所与のディスク・ドライブでト
ラック・シーク動作を続行するのに要するオーバヘッド
時間が大幅に短縮される。これは、本発明により、正確
なトラックのアドレスを計算する間に、推定トラック
（実際のトラックに非常に近い）に向かってアクチュエ
ータがすでにディスク表面上を移動していることによ
る。正確なターゲット・トラック・アドレスを計算する
まで待機するのではなく、所望のトラック（探索トラッ
ク、ターゲット・トラック）に向かって正しい方向にア
クチュエータを移動させることにより、シーク時間のオ
ーバヘッドの大幅な低減が達成できる。
【００２９】ただし、ＬＢＡには通常、０からＮまでの
番号が付けられ、Ｎは顧客またはシステムあるいはその
両方が使用可能なブロック（セクタ）の総数であること
に留意されたい。さらに、ＰＢＡは、０からＭまでの番
号が付けられたすべてのセクタを含むように定義され、
ＭはＮより大きく、Ｍはディスク・ドライブ上で可能な
セクタの総数を表す。ディスク・ドライブ内のＰＢＡの
総数（Ｍ個のＰＢＡ）によって表される物理記憶空間
は、すべてのＬＢＡにすべてのスキップ・セクタを加え
たものを識別する。
【００３０】代替実施例では、サーボ・プロセッサでは
なくインタフェース・プロセッサでＬＢＡからＰＢＡへ
の計算とＰＢＡからＺＣＨＳへの計算が行われる。した
がって、まず、ゾーン、シリンダ、ヘッド、セクタ情報
を含む最初のＰＢＡの推定値がインタフェース・プロセ
ッサで計算され、その後、サーボ・プロセッサに連絡さ
れる。次にサーボ・プロセッサは、推定ＺＣＨＳ値に基
づいてターゲット・トラックを決定し、必要な信号をサ
ーボ電子回路に提供する。次にサーボ電子回路は、アク
チュエータを推定トラックに向かって移動させ始めるた
めの電流の形で音声コイルに必要な信号を提供する。ア
クチュエータが推定トラックに向かって移動し、シーク
する間に、インタフェース・プロセッサは所望トラック
用の正確なＰＢＡを計算する。この正確なＰＢＡを使用
して、ゾーン、シリンダ、ヘッド、セクタ情報を計算
し、次にこれをサーボ・プロセッサに連絡し、次にこれ
を電流の形でサーボ電子回路に連絡する。次にサーボ電
子回路は、正確な電流値を使用して、所望のトラックに
向かうアクチュエータの動きを調整する。
【００３１】代替実施例のディスク・ドライブ・システ
ムは、２つのプロセッサではなく単一プロセッサだけを
含む。この実施例では、まずプロセッサが第１の物理ブ
ロック・アドレス（ＰＢＡ）の推定値を計算する。次
に、推定ＰＢＡ（ＥＰＢＡ）がＣＨＳ／ＺＣＨＳ値に変
換される。次にプロセッサは、推定ＺＣＨＳ値に基づい
てターゲット・トラックを決定し、推定トラックに向か
ってアクチュエータを移動させ始めるために音声コイル
で必要な電流である必要な信号をサーボ電子回路に提供
する。アクチュエータが推定トラックに向かって移動
し、シークする間に、プロセッサは実際のセクタ用の正
確なＰＢＡを計算する。次に正確なＰＢＡを使用して正
確なＺＣＨ値を計算し、所望のトラック・シーク・ター
ゲットに向かってすでに進行中の推定トラック・シーク
・ターゲットを置き換える。
【００３２】上記の本発明および代替実施例は、ＩＤ領
域と欠陥テーブルを有するディスク・ドライブ・システ
ム、またはゾーン・ビット記録機能またはその組合せが
欠落したディスク・ドライブ・システムのいずれにも同
じように適用可能である。
【００３３】本発明の特徴および利点ならびに好ましい
使用態様をより完全に理解するため、添付図面ととも
に、以下の詳細な説明を参照されたい。
【００３４】
【発明の実施の形態】以下の説明は、本発明を実施する
ための最良の態様に関するものである。この説明と図示
の代替実施例の数は本発明の一般原理を示すためのもの
であり、特許請求の範囲に示された本発明の概念を制限
するものではない。
【００３５】図２を参照すると、同図には、本発明の好
ましい実施例で使用するディスクのトラックのＩＤなし
セグメント２９の概略図が示されている。セグメント２
９はサーボ・セクタ３０とデータ・セクタ３１とを含
む。サーボ・セクタ３０は通常、書込み／読取り回復お
よび速度補正フィールド３２と、アドレス・マーク・フ
ィールド３４と、位置フィールド３６と、サーボ・パッ
ド・フィールド３８とを含む。データ・セクタ３１は通
常、ＶＣＯ同期フィールド４２と、データおよびＥＣＣ
フィールド４４と、データ・パッド・フィールド４６と
を含む。
【００３６】次に図３を参照すると、同図には、本発明
のディスク・ドライブ２０２の好ましい実施例が示され
ている。ディスク・ドライブ２０２は、セクタ・サー
ボ、ＩＤなし、ゾーンビット記録の各種機能を使用する
固定ブロック・アーキテクチャ（ＦＢＡ）を使用してフ
ォーマットされる。ドライブ２０２は、シャフト（図示
せず）に取り付けられた磁気記録ディスク２０４と、ア
クチュエータ・アーム２０６と、前記アーム２０６に取
り付けられた記録ヘッド２０８（記録変換器ともいう）
と、アクチュエータ・アーム２０６と連絡し、アーム２
０６の動きとディスク表面上でのヘッド２０８の位置決
めを制御する音声コイル２１０とを含む。ドライブ２０
２は、音声コイル２１０と連絡し、音声コイル内の電流
量を制御するサーボ電子回路２１２と、サーボ電子回路
２１２、フォーマッタ電子回路２１５、アクチュエータ
・アーム２０６と連絡する読取り／書込み（Ｒ／Ｗ）電
子回路２１３とをさらに含む。Ｒ／Ｗ電子回路２１３
は、ディスクからデータを読み取り、ディスクにデータ
を書き込む手段を提供する。また、ドライブ２０２は、
インタフェース・プロセッサ２１９、ホスト・コンピュ
ータ（図示せず）と連絡するインタフェース電子回路２
１４と、インタフェース・プロセッサ２１９、サーボ電
子回路２１２、Ｒ／Ｗ電子回路２１３と連絡するフォー
マッタ電子回路２１５と、サーボ電子回路２１２、フォ
ーマッタ電子回路２１５、インタフェース・プロセッサ
２１９、ＲＡＭ２７２と連絡するサーボ・プロセッサ２
１６をも含む。
【００３７】ディスク２０４は、回転の中心２１１を含
み、ヘッドの位置決めとデータの格納のために１組の放
射状に区切ったトラックに分割され、そのうちの１つを
トラック２１８として示す。このトラックは、放射状に
複数のゾーンにグルーピングされ、このようなゾーンの
うちの３つをゾーン２５１、２５２、２５３として示
す。各ゾーン内のトラックの数は、一般に、他のゾーン
内のトラックの数とは異なり、トラック当たりのデータ
・セクタの数は、一般にゾーンごとに異なる。ディスク
２０４は、トラックを横切ってほぼ半径方向に伸びる複
数のサーボ・セクタ２２０をさらに含む。それぞれのト
ラックは基準インデックス２２１を有する。各ゾーン内
のトラックは、円周方向に沿って複数のデータ・セクタ
２５４に分割される。好ましい実施例のデータ・セクタ
２５４は、ＩＤ領域を一切含まない。「固定ブロック・
アーキテクチャ」（ＦＢＡ）として一般に受け入れられ
ている意味によれば、すべてのデータ・セクタ２５４は
ほぼ同じサイズであり、通常、データのバイト数で表さ
れる。ただし、データ・セクタ・サイズが変動しても本
発明を容易に使用できることに留意されたい。
【００３８】次に図３を参照すると、読取り／書込み電
子回路２１３は、ヘッド２０８から電気信号を受け取
り、サーボ信号（情報）をサーボ電子回路２１２に渡
し、データ信号をフォーマッタ２１５に渡す。サーボ電
子回路２１２はサーボ情報を使用して２４０で電流を生
成し、それにより、音声コイル２１０を駆動してアクチ
ュエータ・アーム２０６を移動させ、したがって、所望
のトラック上にヘッド２０８を位置決めするか、または
所望のトラック上にすでに存在するヘッド２０８がその
トラックの読取り／書込みが行われている間にそのトラ
ック上に止まるようにする。インタフェース電子回路２
１４は、データと命令がやりとりされる通信インタフェ
ース２６２を介してインタフェース・プロセッサ２１９
とホスト・コンピュータ（図示せず）との間の通信手段
を提供する。インタフェース・プロセッサ２１９は、通
信インタフェース２６４を介してフォーマッタ電子回路
２１５とも通信する。
【００３９】ドライブ２０２を操作する際、インタフェ
ース・プロセッサ２１９は、論理ブロック・アドレス
（ＬＢＡ）とカウントの形でインタフェース電子回路２
１４を介してホストからデータ・セクタ２５４を読み書
きするための要求を受け取る。次にフォーマッタ電子回
路２１５は、インタフェース・プロセッサ２１９から開
始セクタ番号、カウント、スキップ・セクタのリストを
受け取る。ＬＢＡは、欠陥マップの仮想トラック・テー
ブルを使用してインタフェース・プロセッサ２１９で推
定ＰＢＡ（「ＰＢＡの１次近似値」ともいう）に変換さ
れ、その後、推定ＰＢＡ（ＥＰＢＡ）はサーボ・プロセ
ッサ２１６に連絡される。欠陥マップはバッファＲＡＭ
２７６に格納されていることが好ましい。次にＥＰＢＡ
は、ゾーン・テーブル内の情報を使用してサーボ・プロ
セッサ２１６によって推定ＺＣＨＳ（ＥＺＣＨＳ）値に
変換される。ゾーン・テーブルは、他のどのタイプの記
憶媒体にも常駐することができるが、サーボＲＡＭ２７
２に常駐することが好ましい。ゾーン・テーブルは、Ｐ
ＢＡ／ＥＰＢＡをＺＣＨＳ／ＥＺＣＨＳに変換するため
に必要な情報を有する項目を含む。その結果、アクチュ
エータ・アーム２０６とヘッド２０８とを推定トラック
・ターゲットに向かって移動させるために、サーボ電子
回路２１２に音声コイル２１０の電流情報を渡すことに
より、ＥＺＣＨＳ情報を使用してシーク動作を開始す
る。
【００４０】推定トラックのシーク動作と同時に、イン
タフェース・プロセッサ２１９は、欠陥マップの仮想ト
ラック・テーブルと仮想セクタ・テーブルの両方を使用
してＰＢＡの正確な計算を続行し、次に通信インタフェ
ース２７０を介して正確なＰＢＡ情報をサーボ・プロセ
ッサ２１６に連絡する。欠陥マップ４５０は、他のどの
タイプの記憶媒体にも常駐することができるが、バッフ
ァＲＡＭ２７６に常駐する。サーボ・プロセッサ２１６
は、正確なＰＢＡをＺＣＨＳ値に変換した後、更新した
ＺＣＨＳ情報をインタフェース・プロセッサ２１９に提
供し、音声コイル２１０内の電流量を調整し、その結
果、推定トラックではなく実際の（所望の）トラックに
向かってヘッド２０８を移動させ、そのトラック上で位
置決めする。
【００４１】次にインタフェース・プロセッサ２１９
は、ＬＢＡからＰＢＡへの探索とサーボ・プロセッサ２
１６からのＺＣＨＳ値を使用して、開始セクタ番号、カ
ウント、スキップ・セクタのリストから構成されるトラ
ック転送を計算する。次にフォーマッタ電子回路２１５
は、インタフェース・プロセッサ２１９から開始セクタ
番号、カウント、スキップ・セクタのリストを受け取
る。
【００４２】サーボ・プロセッサ２１６が実際のトラッ
ク上にヘッド２０８を位置決めすると、所望のデータ・
セクタの位置を特定し識別するために、サーボ電子回路
２１２がセクタ計算の実行を開始する。サーボ・セクタ
２２０がヘッド２０８の下を通過するので、前述の米国
特許出願第０７／７２７６８０号に記載されたＩＤなし
手法を使用して、各データ・セクタを識別する。簡単に
説明すると、インデックス・マークがトラック上の最初
のサーボ・セクタを識別し、アドレス・マークがそのト
ラック上の後続サーボ・セクタの位置を特定し、アドレ
ス・マークのカウントがそのトラック上の各サーボ・セ
クタを明確に識別する。
【００４３】サーボ・プロセッサ２１６でのＺＣＨＳ計
算は、通信インタフェース２７０を介してインタフェー
ス・プロセッサ２１９に連絡して戻すことができるの
で、サーボ・プロセッサの計算は、サーボ・プロセッサ
でのＺＣＨＳ計算の正確さを検査する方法の１つとし
て、インタフェース・プロセッサ自体の計算と照らし合
わせて検査すると同時に、インタフェース・プロセッサ
２１９に戻し、ある程度の冗長性とともに「そのまま」
使用することができる。
【００４４】図４は、本発明の好ましい実施例による、
インタフェース・プロセッサ２１９、サーボ・プロセッ
サ２１６、欠陥マップ４５０、バッファ・マネージャ２
８２を使用したＬＢＡからＰＢＡ／ＥＰＢＡへの変換お
よびＰＢＡ／ＥＰＢＡからＺＣＨＳ／ＥＺＣＨＳへの変
換を示す高レベル・ブロック図である。
【００４５】図５は、本発明の好ましい実施例によるＬ
ＢＡからＰＢＡへの変換アーキテクチャを示す概略図で
ある。
【００４６】次に図３、図４、図５を参照すると、ディ
スク２０４のあるトラック上の所望のデータ・セクタを
見つけるために、ホストから受け取った論理ブロック・
アドレス（ＬＢＡ）をＺＣＨＳ値に変換しなければなら
ない。一般に、これは、最初にデータ・セクタのユーザ
ＩＤであるＬＢＡを、ドライブの物理空間にＬＢＡをマ
ッピングしたものである物理ブロック・アドレス（ＰＢ
Ａ）へ変換することを含む。この変換は、欠陥マップ４
５０を使用して行われる。バッファＲＡＭ２７６に常駐
することが好ましい欠陥マップ４５０は、各ディスク・
ドライブ上の欠陥と予備ならびにこのような欠陥と予備
の位置のリストである。本発明の好ましい実施例の欠陥
マップ４５０は、関連米国特許出願第０８／１７３５８
８号（ＳＡ９−９３−０９６）で教示されている仮想ト
ラック・テーブル９０６と仮想セクタ・テーブル９０８
とを含む。簡単に説明すると、欠陥マップ４５０では、
各ＬＢＡの下位ビットだけを使用してディスク上のそれ
ぞれの欠陥を識別する。ディスク上の各欠陥を識別する
際に必要なビット数を最小限にすることによって、欠陥
マップが格納されている貴重なＲＡＭ空間を節約しなが
ら、ＬＢＡからＰＢＡへの変換が大幅に改善される。
【００４７】前述のように、欠陥マップ４５０は、仮想
トラック（ＶＴ）テーブル９０６と仮想セクタ（ＶＳ）
テーブル９０８という１対のテーブルとして実現され
る。ＶＴテーブル９０６は、上位ビットを共用している
ＬＢＡのグループとして定義される仮想トラック用の項
目を含む。ＶＳテーブル９０８は、ディスク上のスキッ
プ・セクタに対応するＬＢＡの下位ビットのみを表す項
目を含む。次に、ＰＢＡと呼ばれるＶＴ／ＶＳテーブル
・アクセスの出力が、ゾーン・テーブル内の情報を使用
してＺＣＨＳ値に変換される。
【００４８】次に主に図５を参照すると、同図には、変
換プロセスのＬＢＡからＰＢＡの部分の基礎を形成する
ＬＢＡからＰＢＡへのマッピング・アーキテクチャが示
されている。特に図５は、９０４に２進形式で表される
典型的なＬＢＡと、ＶＴテーブル９０６と、ＶＳテーブ
ル９０８が示されている。９０４に示すように、ビット
数単位のＬＢＡの全長がＡとして示されている。ＬＢＡ
は、まず、インタフェース電子回路２６２によってホス
ト・コンピュータから受け取られ、インタフェース・プ
ロセッサ２１９に連絡される。必要であれば、インタフ
ェース・プロセッサ２１９は、以下の関数を使用して最
初に受け取ったＬＢＡを「新」ＬＢＡに変換することが
できる。 新ＬＢＡ＝Ｍ＊ＬＢＡ＋Ｂ ただし、Ｍ＝顧客のＬＢＡ当たりのセクタ数 Ｂ＝顧客データの最初の実際のＬＢＡ。
【００４９】ＬＢＡはさらに２つのセクションに分割さ
れることが好ましい。Ｂ部分として示されている上位部
分は、仮想トラック番号を保管するために必要なビット
数を含み、Ｃ部分として示されている下位部分は、仮想
セクタ番号を保管するために必要なビット数を含む。好
ましい実施例のＬＢＡは４バイトを含み、Ｂ部分は仮想
トラック番号の保管専用の２バイトを含み、Ｃ部分は仮
想セクタ番号の保管専用の２バイトを含む。
【００５０】仮想トラック（ＶＴ）は、正確に２(A-B)
個の正常データ・セクタを有する連続する１組のデータ
・セクタとして定義されている。仮想トラックは、正常
セクタとスキップ・セクタの両方を含む場合もあれば、
あるいは正常セクタのみ含む場合もある。正常セクタは
スキップを持たないセクタであり、スキップ・セクタは
予備または欠陥のいずれかのセクタであり、予備セクタ
は使用しないものとしてプロセッサが取っておくセクタ
である。好ましい実施例では、各仮想トラックは６５５
３６バイトの正常情報を含む。すべての仮想トラック
は、ディスク・ドライブの先頭の定義済み仮想トラック
０から始まり、ディスク・ドライブ全体にわたって、互
いに隣接している。仮想トラック番号は、ＬＢＡの上位
ビットにアクセスするだけ、または数量Ａ−Ｂのシフト
分だけＬＢＡを右にシフトすることにより、ＬＢＡから
得ることができる。
【００５１】仮想セクタ（ＶＳ）は、仮想トラック内に
含まれる正常セクタとして定義されている。使用可能な
仮想セクタ番号は、２(A-B)通りある。したがって、１
つの仮想トラック内のすべての仮想セクタには、トラッ
ク内の最初の正常セクタから、トラック内の最後の正常
セクタまで連続して番号が付けられている。
【００５２】ＬＢＡを仮想トラック番号と仮想セクタ番
号に分割すると、仮想セクタ・テーブル９０８へのイン
デックス点を入手するために、仮想トラック番号が仮想
トラック・テーブル９０６に参照される。次にインデッ
クス点は、順次探索が開始されるＶＳテーブル９０８で
の開始点として使われ、その探索は、探索対象の仮想セ
クタ番号より上位の仮想セクタ番号が仮想セクタ・テー
ブル９０８内におかれるか、またはインデックスが次の
仮想トラック用の項目を超えるまで、続行される。適切
な項目が見つかると、受け取ったＬＢＡに最終探索項目
に対応するＶＳテーブル９０８内のインデックスを加え
たものとしてＰＢＡが計算される。
【００５３】ただし、仮想トラック・テーブル９０６
は、ディスク・ドライブ内のすべての仮想トラックに対
応する項目を含むことに留意されたい。それぞれの項目
は少なくともＢビット幅であり、仮想セクタ・テーブル
９０８へのポインタを含む。動作中は、ＬＢＡ９０４か
ら得られる仮想トラック番号であるＢ部分に値に従って
それに対するインデックスを付けることによって、ＶＴ
テーブル９０６が入力される。次に、所定のインデック
ス点で見つかった値を仮想セクタ・テーブル９０８の先
頭に追加し、適用可能な仮想トラックに関連する最初の
スキップ・セクタを特定する。
【００５４】仮想トラック・テーブル９０６とは異な
り、仮想セクタ・テーブル９０８は、ディスク・ドライ
ブ上のすべての仮想セクタ用の項目を含まない。これに
対して、仮想セクタ・テーブル９０８は、スキップ・セ
クタ（欠陥セクタまたは予備セクタあるいはその両方）
用の項目だけを含む。
【００５５】前述のように、仮想トラック・テーブル９
０６の使用により確立したインデックス値で仮想セクタ
・テーブル９０８が入力される。そのインデックス値か
ら、ＬＢＡ値９０４の下位Ｃビットから得た値より大き
い仮想セクタ番号が見つかるまで、ＬＢＡ値９０４の下
位から受け取ったＣビットの値と照らし合わせて、順次
探索を行う。仮想セクタ番号より大きいこの値により、
現行仮想セクタ番号に到達するために通過しなければな
らないスキップの数が確立される。
【００５６】ＬＢＡからＰＢＡへの変換の式が次のとお
りであるとする。 ＰＢＡ＝ＬＢＡ＋ＶＴ（ｖｔ）＋ＶＳ（ｉ）の数 （式１） ただし、ｖｔ＝ＬＢＡの左端Ｂビット＝仮想トラック番
号 ｖｓ＝ＬＢＡの右端Ｃビット＝仮想セクタ番号 ＶＳ（ｉ）≦ｖｓ ＶＴ（）テーブル＝仮想トラック・テーブル ＶＳ（）テーブル＝仮想セクタ・テーブル ｉ＝ＶＳテーブルへのインデックス ただし、ＶＴ（ｖｔ）≦ｉ＜ＶＴ（ｖｔ＋１）になるよ
うなもの 「ＬＢＡ＋ＶＴ（ｖｔ）」という項は、ＰＢＡの１次近
似値（推定ＰＢＡ（ＥＰＢＡ）ともいう）と呼ばれ、
「ＶＳ（ｉ）の数」という項は、ｖｔ用のＶＳテーブル
の最初の項目からのオフセットと呼ばれる。「ＬＢＡ＋
ＶＴ（ｖｔ）」と「ＶＳ（ｉ）の数」という２つの項に
よって、ＰＢＡ用の正確な値が得られる。
【００５７】式１の場合、正確なＰＢＡ値の計算に関連
する時間は、「ＬＢＡ＋ＶＴ（ｖｔ）」と「ＶＳ（ｉ）
の数」という２つの項の計算に要する時間の関数である
ことは容易に理解できる。また、「ＶＳ（ｉ）の数」と
いう項の計算は、探索すべきＶＳ項目の数に、テーブル
が格納されている媒体へのアクセスに要する時間を掛け
た値に直接依存する、かなりの時間を要することも理解
できるはずである。前述のように、インタフェース・プ
ロセッサ２１９がＰＢＡの１次近似値を計算できるよう
にし、その近似値をただちにサーボ・プロセッサ２１６
に連絡し、その結果、サーボ・プロセッサがシーク動作
を開始できるようにすることによって、かなりの時間を
節約することができる。その間、インタフェース・プロ
セッサ２１９は、式１の第２項すなわち「ＶＳ（ｉ）の
数」の計算を続行し、その計算が完了すると、正確なＰ
ＢＡ値をサーボ・プロセッサ２１６に連絡する。次にサ
ーボ・プロセッサは正確なＰＢＡを使用して、推定トラ
ック・シーク・ターゲットを置き換え、音声コイル２１
０内の電流を変化させることによって、所望のトラック
に向かってアクチュエータ・アーム２０６を移動させ
る。前述のように、正確なトラック・アドレスが計算さ
れるまで待機するのではなく、トラック・ターゲットに
向かってアクチュエータを移動させることにより、シー
ク時間のオーバヘッドの大幅な低減を達成することがで
きる。たとえば、推定ＰＢＡの計算は約１０〜２０ミリ
秒の範囲になる可能性があるのに対し、正確なＰＢＡの
計算は約１００〜３００ミリ秒の範囲になる可能性があ
る。
【００５８】本発明の好ましい実施例では、ＬＢＡから
ＺＣＨＳ／ＥＺＣＨＳへの変換が２ステップのプロセス
になり、ＬＢＡをＰＢＡ／ＥＰＢＡに変換するステップ
がインタフェース・プロセッサ２１９で行われ、ＰＢＡ
／ＥＰＢＡをＺＣＨＳ／ＥＺＣＨＳに変換するステップ
がサーボ・プロセッサ２１６で行われる。２ステップの
変換プロセスを使用する理由は、サーボ・プロセッサの
方が通常、インタフェース・プロセッサよりかなり高速
であるので、ＰＢＡ／ＥＰＢＡからＺＣＨＳ／ＥＺＣＨ
Ｓへの変換計算をサーボ・プロセッサに移すことによ
り、ＬＢＡからＺＣＨＳへの変換のプロセス全体を大幅
に高速化でき、その結果、全体的な変換時間がさらに短
縮され、シーク・パフォーマンスが向上するからであ
る。たとえば、ＰＢＡからＺＣＨＳへの変換はインタフ
ェース・プロセッサで約２５〜３５ミリ秒を要する可能
性があるのに対し、ほぼ同じ計算がサーボ・プロセッサ
ではわずか約５〜１０ミリ秒で済む可能性がある。
【００５９】好ましい実施例では、サーボ・プロセッサ
がゾーン・テーブルを使用してＰＢＡ／ＥＰＢＡからＺ
ＣＨＳ／ＥＺＣＨＳへの変換を続行する。ゾーン・テー
ブルは、ＰＢＡ／ＥＰＢＡからＺＣＨＳ／ＥＺＣＨＳへ
の変換を容易にするための項目を含む。このような項目
としては、ゾーン開始ＰＢＡ、ゾーン開始シリンダ、ト
ラック当たりのセクタ数がある。ゾーン・テーブルは、
ディスク・ドライブ内の各ゾーン用の項目ならびに最後
の境界条件用の項目を含む。ゾーン・テーブルはＲＡＭ
に格納されていることが好ましいが、他のどのタイプの
記憶媒体にも格納することができる。ＰＢＡからＺＣＨ
Ｓへの変換のためのゾーン・テーブルの実現の詳細につ
いては、関連米国特許出願第０８／１７３５８８号に示
されており、参照により本発明の一部となる。
【００６０】ゾーン・テーブルは、前述のように、イン
タフェース・プロセッサ自体の計算と照らし合わせる検
査としてインタフェース・プロセッサに戻すことが可能
な、ＺＣＨＳスキュー計算を容易にするための項目も含
むことができる。このようなスキュー計算を続行するた
めに、トラック・スキュー、シリンダ・スキュー、ゾー
ン開始スキューという追加の項目がゾーン・テーブルに
追加される。トラック・スキューは、あるヘッドから次
のヘッドに移動する間に通過するデータ・セクタの最大
数である。シリンダ・スキューは、あるシリンダ上の最
後のヘッドから次のシリンダの最初のヘッドまで移動す
る間に通過するデータ・セクタの最大数である。ゾーン
開始スキューは、そのゾーンの開始スキューである。
【００６１】ゾーン・テーブルの上記の項目を使用し
て、以下に示すようにサーボ・プロセッサによってスキ
ューを計算することができる。 スキュー＝ゾーン開始スキュー＋（（シリンダ−ゾーン
開始シリンダ）＊シリンダ・スキュー合計＋ヘッド＊ト
ラック・スキュー）モジュロ トラック当たりのセクタ
数 ただし、シリンダ・スキュー合計＝（ヘッド数−１）＊
トラック・スキュー＋シリンダ・スキュー
【００６２】次に図６を参照すると、同図には、本発明
の好ましい実施例のハードウェア表現が示されている。
サーボ電子回路２１２は、アドレス・マーク（ＡＭ）検
出器およびトラック番号デコーダ（ＴＩＤ）４１２と、
サーボ・セクタ・カウンタ４１４と、安全論理回路４１
６と、アクチュエータ位置制御論理回路４１８と、タイ
ミング生成論理回路４２０とを含む。インタフェース・
プロセッサ２１９は、ＬＢＡからＰＢＡ／ＥＰＢＡへの
変換器４５６を含む。フォーマッタ電子回路２１５は、
セクタ・パルス生成論理回路４２１と、フォーマット・
テーブル４２２と、データ・セクタＩＤ４５４と、制御
機能４７６と、バッファ・マネージャ２８２と、ターゲ
ット生成論理回路４６２とを含む。サーボ・プロセッサ
２１６は、ＰＢＡ／ＥＰＢＡからＺＣＨＳ／ＥＺＣＨＳ
への変換器４５８と、サーボＲＡＭ２７２に格納されて
いることが好ましいゾーン・テーブル４５９とを含む。
このハードウェア実施態様は、バッファＲＡＭ２７６
と、インタフェース電子回路２１４と、音声コイル２１
０と、読取り／書込み（Ｒ／Ｗ）電子回路２１３も含
む。
【００６３】動作時にインタフェース・プロセッサ２１
９は、ホスト・システム（図示せず）からデータ・セク
タ（複数も可）に関する読取りまたは書込み動作の要求
を受け取る。この要求は、インタフェース２６２を介し
てインタフェース電子回路２１４に連絡され、そこから
通信リンク２７２を介してインタフェース・プロセッサ
２１９に連絡される。要求された（探索対象の）セクタ
はそのＬＢＡで識別される。ＬＢＡはまず、上記に詳述
したように欠陥マップ４５０の仮想トラック・テーブル
９０６内の適切な項目を使用して、変換器４５６によっ
てＥＰＢＡに変換される。
【００６４】好ましい実施例では、欠陥マップ４５０の
項目がバッファ・マネージャ２８２によりインタフェー
ス・プロセッサ２１９に連絡されるが、バッファ・マネ
ージャはフォーマッタ２１５の一部である。次に、変換
器４５６の出力であるＥＰＢＡ情報はインタフェース・
バス２７０を介してサーボ・プロセッサ２１６に伝送さ
れる。次にサーボ・プロセッサ２１６は、上記に詳述し
たように変換器４５８とゾーン・テーブル４５９とを使
用して、ＥＰＢＡ値をそれと同等のＥＺＣＨＳ値に変換
する。ＥＺＣＨＳ値が使用可能になると、サーボ・プロ
セッサ２１６は、インタフェース４６６を介して電流の
形で推定シリンダ値および推定ヘッド値をアクチュエー
タ位置制御論理回路４１８に連絡し、推定トラック・シ
ーク動作を実施する。アクチュエータ位置制御論理回路
４１８は、推定トラック・ターゲットに向かってアクチ
ュエータ・アーム２０６の移動を実施するために音声コ
イル２１０に適切な電流２４０を提供することにより、
当技術分野で既知のとおりに機能する。
【００６５】サーボ電子回路２１２とフォーマッタ２１
５がＥＺＣＨＳ値を処理し、ヘッド２０８を推定トラッ
クに向かって移動させる間に、インタフェース・プロセ
ッサ２１９は、欠陥マップ４５０の仮想トラック・テー
ブルと仮想セクタ・テーブルの両方を使用してＬＢＡを
正確なＰＢＡに変換し、正確なＰＢＡをサーボ・プロセ
ッサ２１６に連絡する。次にサーボ・プロセッサ２１６
は、変換器４５８とゾーン・テーブル４５９を使用して
ＰＢＡを実際のＺＣＨＳ値に変換する。次に実際のＺＣ
ＨＳ値がインタフェース・プロセッサ２１９に連絡され
る。さらに、サーボ・プロセッサ２１６とＬＢＡからＰ
ＢＡへの変換器から得られたトラック情報も使用して、
開始セクタ番号、カウント、およびスキップ・セクタ・
リストを生成し、次にこれがターゲット生成論理回路２
６４に連絡される。サーボ電子回路２１２がディスクか
ら読み戻したＺＣＨＳ値と実際のＺＣＨＳ値との一致を
見つけると、トラック・シーク動作が終了し、トラック
追跡動作が開始され、そこでセクタへのデータの読戻し
または書込みが行われる。
【００６６】サーボ電子回路２１２は、とりわけ、Ｒ／
Ｗ電子回路２１３からインタフェース２６６を介してサ
ーボ情報も受け取る。ＡＭ検出器４１２は、サーボ・ア
ドレス・マークを検出し、見つかったアドレス・マーク
をインタフェース４３２を介してサーボ・セクタ・カウ
ンタ４１４に連絡する。アドレス・マークは、インタフ
ェース４３２を介してタイミング論理回路４２０にも連
絡され、その論理回路が必須技術分野で既知のとおり、
サーボ電子回路２１２の動作に必要なタイミング信号を
生成する。さらに、アドレス・マーカ検出器４１２は、
シリンダ番号、サーボ・インデックス、サーボ・セクタ
番号、ヘッド番号を含むＴＩＤ情報を復号し、それらを
安全論理回路４１６に連絡する。検出器４１２は、イン
タフェース４３３を介してカウンタ４１４にインデック
ス信号を提供し、それを使用してサーボ・セクタ・カウ
ンタ４１４をリセットする。カウンタ４１４は、後続の
各サーボでインタフェース４３２を介して連絡されたア
ドレス・マーカ検出信号によって増分される。このよう
にして、サーボ・セクタ・カウンタ４１４は、その出力
で必ず現行サーボ・セクタ番号を出力することになる。
【００６７】安全論理回路４１６は、インタフェース４
３０を介して検出器４１２から復号したＴＩＤ情報も受
け取る。安全論理回路４１６は、インタフェース４３６
を介してカウンタ４１４からサーボ・セクタ番号も受け
取る。また、安全論理回路４１６は、様々な安全テスト
を行って、サーボ電子回路の適正動作を確保する。その
機能としては、インタフェース４３６を介して受け取っ
た現行サーボ・セクタ番号とＴＩＤのサーボ・セクタ番
号情報との比較や、ＴＩＤのエラー処理情報の処理など
がある。シリンダおよびヘッド番号とともにエラー情報
がインタフェース４３８を介して出力される。アクチュ
エータ位置制御４１８は、インタフェース４３８を介し
て受け取ったシリンダおよびヘッド値をインタフェース
４６６を介して受け取った推定値と比較し、エラーがあ
ればそれについて動作する。セクタ・パルス論理回路４
２１はインタフェース４３６を介して受け取ったサーボ
・セクタ番号を使用して、フォーマット・テーブル４２
２用のアドレスを生成し、その結果、そのゾーン用のセ
グメント情報４４０を取り出す。セクタ・パルス論理回
路４２１は、同期カウンタ、データ・カウンタ、パッド
・カウンタという３つのカウンタも含んでいる。それぞ
れのカウンタを使用して、フォーマット内の様々なフィ
ールド中のバイト・クロックをカウントし、それによ
り、データ・セクタを特定し識別する。それにより、セ
クタ・パルス論理回路４２１は、記録ヘッド２０８の下
を通過しそうなデータ・セクタの開始位置とデータ・セ
クタ番号の両方を識別することができる。データ・セク
タの現行先頭条件４４４は、データ・セクタの先頭がヘ
ッドの下にあるときにデータ・セクタＩＤ４５４に送ら
れ、その結果、フォーマッタ２１５が待ち時間０で機能
を実行できるようになる。セクタ条件４４４を受け取る
と、データ・セクタＩＤ４５４は、現行データ・セクタ
番号４４２をターゲット生成論理回路４６２から受け取
ったターゲット・セクタ値と比較する。一致が見つかる
と、セクタ・パルスが４７０を介して制御情報論理回路
４７６に渡され、その時点で先行技術で既知の方法に従
ってデータ・セクタがさらに処理される。
【００６８】次に図７を参照すると、同図には、２つの
プロセッサではなく単一マイクロプロセッサ２１６を使
用した本発明の代替実施例が示されている。この実施例
では、プロセッサ２１６がまず、ＰＢＡの１次近似値を
計算し、その情報を使用して推定シーク動作を開始す
る。推定シーク動作の開始と同時に、プロセッサ２１６
は正確なＰＢＡも計算し、推定シーク動作が行われると
きに、正確なＰＢＡを使用して、本発明の好ましい実施
例により探索された実際のトラックに向かってシーク動
作を調整する。ＬＢＡからＰＢＡ／ＥＰＢＡへの変換お
よびＰＢＡ／ＥＰＢＡからＺＣＨＳ／ＥＺＣＨＳへの変
換の詳細は、好ましい実施例について前述したものと同
じである。
【００６９】代替実施例では、ＬＢＡからＰＢＡ／ＥＰ
ＢＡへの変換およびＰＢＡ／ＥＰＢＡからＺＣＨＳ／Ｅ
ＺＣＨＳへの変換の両方がインタフェース・プロセッサ
で実行され、次に、サーボ・プロセッサによってＺＣＨ
Ｓ／ＥＺＣＨＳを計算するのではなく、このＺＣＨＳ／
ＥＺＣＨＳ値がサーボ・プロセッサに連絡される。
【００７０】代々実施例のＬＢＡは、ＥＰＢＡまたは正
確な（実際の）ＰＢＡを計算する前にまずサーボ・プロ
セッサに連絡される。ＬＢＡは、ＺＣＨＳに変換され、
トラック・シーク動作の開始に使用される。その間、Ｌ
ＢＡはＥＰＢＡに変換され、サーボ・プロセッサに連絡
される。動作の残りの部分は好ましい実施例と同じであ
る。
【００７１】本発明のいくつかの実施例について説明し
てきた。にもかかわらず、本発明の精神および範囲を逸
脱せずに様々な変更態様が可能であることは分かるであ
ろう。したがって、本発明は例示した特定の実施例によ
って限定されるわけでなく、特許請求の範囲によっての
み限定されることに留意されたい。
【００７２】まとめとして、本発明の構成に関して以下
の事項を開示する。
【００７３】（１）放射状に間隔を開けたトラックを有
するデータ記録ディスクと、前記ディスク上のターゲッ
ト・トラックの推定アドレスを計算し、前記ターゲット
・トラックの正確なアドレスを計算するプロセッサとを
含み、前記プロセッサがさらに前記推定アドレスを使用
して前記ターゲット・トラックをシークし、前記ターゲ
ット・トラックの前記正確なアドレスを使用して前記シ
ーク動作を調整する手段を有することを特徴とする、デ
ィスク・ドライブ・システム。 （２）少なくとも１つのトラックが複数のセグメントに
分割され、それぞれのセグメントが、データ・セクタ
と、前記データ・セクタを明確に識別する手段を有する
サーボ・セクタとを含むことを特徴とする、上記（１）
に記載のディスク・ドライブ・システム。 （３）前記プロセッサが、論理ブロック・アドレス（Ｌ
ＢＡ）を推定シリンダ・ヘッド・セクタ（ＣＨＳ）アド
レスと正確なＣＨＳアドレスとに変換するマッピング手
段を含むことを特徴とする、上記（２）に記載のディス
ク・ドライブ・システム。 （４）前記データ記録ディスクが、放射状記録ゾーンに
さらに分割され、前記プロセッサが、論理ブロック・ア
ドレス（ＬＢＡ）を推定ゾーン・シリンダ・ヘッド・セ
クタ（ＺＣＨＳ）アドレスと正確なＺＣＨＳアドレスと
に変換するマッピング手段をさらに含み、前記ＬＢＡが
上位ビットと下位ビットのサブセットにさらに分割され
る複数のビットを含むことを特徴とする、上記（２）に
記載のディスク・ドライブ・システム。 （５）前記マッピング手段が、ＬＢＡを物理ブロック・
アドレス（ＰＢＡ）に変換する第１のマッピング手段
と、前記ＰＢＡをＺＣＨＳアドレスに変換する第２のマ
ッピング手段とを含み、前記ＰＢＡが複数のビットを含
み、前記ＺＣＨＳが複数のビットを含むことを特徴とす
る、上記（４）に記載のディスク・ドライブ・システ
ム。 （６）前記第１のマッピング手段が、ＬＢＡからＰＢＡ
への変換器と、欠陥マップとをさらに含み、前記欠陥マ
ップが仮想トラック（ＶＴ）テーブルと仮想セクタ（Ｖ
Ｓ）テーブルとを含むことを特徴とする、上記（５）に
記載のディスク・ドライブ・システム。 （７）前記ＶＴテーブルが仮想トラック用の項目を含
み、それぞれの仮想トラックが共通の上位ビットを有す
るＬＢＡを含み、前記ＶＴテーブル項目がＬＢＡの上位
ビットを含み、前記ＶＳテーブルがＬＢＡの下位ビット
に応じて順に配置された項目を含み、前記ＶＳテーブル
項目が前記ＶＴテーブル内の項目へのインデックス参照
を含むことを特徴とする、上記（６）に記載のディスク
・ドライブ・システム。 （８）ＶＴテーブル内の前記項目が、前記データ記録デ
ィスク上の欠陥セクタと予備セクタとを含むことを特徴
とする、上記（７）に記載のディスク・ドライブ・シス
テム。 （９）前記第２のマッピング手段が、ＰＢＡからＺＣＨ
Ｓへの変換器と、ゾーン・テーブルとをさらに含み、前
記ゾーン・テーブルがディスク・ドライブ内の各ゾーン
のＰＢＡ、シリンダ、セクタ用の項目を含むことを特徴
とする、上記（５）に記載のディスク・ドライブ・シス
テム。 （１０）放射状に間隔を開けたトラックを有するデータ
記録ディスクと、サーボ・プロセッサとあいまって、前
記ディスク上のターゲット・トラックの推定アドレスを
計算し、前記ターゲット・トラックの正確なアドレスを
計算するインタフェース・プロセッサと、前記サーボ・
プロセッサとあいまって、前記推定アドレスを使用して
前記ターゲット・トラックをシークし、前記ターゲット
・トラックの前記正確なアドレスを使用して前記シーク
動作を調整するサーボ電子回路とを含むことを特徴とす
る、ＩＤなしディスク・ドライブ・システム。 （１１）少なくとも１つのトラックが複数のセグメント
に分割され、それぞれのセグメントが、データ・セクタ
と、前記データ・セクタを明確に識別する手段を有する
サーボ・セクタとを含むことを特徴とする、上記（１
０）に記載のディスク・ドライブ・システム。 （１２）前記インタフェース・プロセッサが、論理ブロ
ック・アドレス（ＬＢＡ）を推定物理ブロック・アドレ
ス（ＰＢＡ）と正確なＰＢＡアドレスとに変換する第１
のマッピング手段を含み、前記ＬＢＡが上位ビットと下
位ビットのサブセットにさらに分割される複数のビット
を含むことを特徴とする、上記（１１）に記載のディス
ク・ドライブ・システム。 （１３）前記サーボ・プロセッサが、ＰＢＡを推定シリ
ンダ・ヘッド・セクタ（ＣＨＳ）アドレスと正確なＣＨ
Ｓアドレスに変換する第２のマッピング手段を含むこと
を特徴とする、上記（１２）に記載のディスク・ドライ
ブ・システム。 （１４）前記データ記録ディスクが、放射状記録ゾーン
にさらに分割され、前記サーボ・プロセッサが、ＰＢＡ
を推定ゾーン・シリンダ・ヘッド・セクタ（ＺＣＨＳ）
アドレスと正確なＺＣＨＳアドレスとに変換する第２の
マッピング手段をさらに含むことを特徴とする、上記
（１２）に記載のディスク・ドライブ・システム。 （１５）前記第１のマッピング手段が、ＬＢＡをＰＢＡ
に変換する第１のマッピング手段と、前記ＰＢＡをＺＣ
ＨＳアドレスに変換する第２のマッピング手段とを含む
ことを特徴とする、上記（１４）に記載のディスク・ド
ライブ・システム。 （１６）前記第１のマッピング手段が、ＬＢＡからＰＢ
Ａへの変換器と、欠陥マップとをさらに含み、前記欠陥
マップが仮想トラック（ＶＴ）テーブルと仮想セクタ
（ＶＳ）テーブルとを含むことを特徴とする、上記（１
５）に記載のディスク・ドライブ・システム。 （１７）前記ＶＴテーブルが仮想トラック用の項目を含
み、それぞれの仮想トラックが共通の上位ビットを有す
るＬＢＡを含み、前記ＶＴテーブル項目がＬＢＡの上位
ビットを含み、前記ＶＳテーブルがＬＢＡの下位ビット
に応じて順に配置された項目を含み、前記ＶＳテーブル
項目が前記ＶＴテーブル内の項目へのインデックス参照
を含むことを特徴とする、上記（１６）に記載のディス
ク・ドライブ・システム。 （１８）ＶＴテーブル内の前記項目が、前記データ記録
ディスク上の欠陥セクタと予備セクタとを含むことを特
徴とする、上記（１７）に記載のディスク・ドライブ・
システム。 （１９）前記第２のマッピング手段が、ＰＢＡからＺＣ
ＨＳへの変換器と、ゾーン・テーブルとをさらに含み、
前記ゾーン・テーブルがディスク・ドライブ内の各ゾー
ンのＰＢＡ、シリンダ、セクタ用の項目を含むことを特
徴とする、上記（１５）に記載のディスク・ドライブ・
システム。 （２０）放射状に間隔を開けたトラックを有するデータ
記録ディスクと、前記トラックと連絡する読取り／書込
み電子回路と、前記読取り／書込み電子回路と連絡する
サーボ電子回路と、前記サーボ電子回路および前記読取
り／書込み電子回路と連絡する磁気ヘッドを有するアク
チュエータ・アームと、前記サーボ電子回路と連絡する
プロセッサとを含むディスク・ドライブ・システムにお
いて、トラックをシークする方法であって、前記プロセ
ッサを使用して、前記ディスク上のターゲット・トラッ
クの推定アドレスを計算するステップと、前記推定アド
レスを前記サーボ電子回路に連絡するステップと、前記
推定アドレスを使用して、前記ターゲット・トラックを
シークするステップと、前記プロセッサを使用して、前
記ディスク上の前記ターゲット・トラックの正確なアド
レスを計算するステップと、前記正確なアドレスを前記
サーボ電子回路に連絡するステップと、前記ターゲット
・トラックの前記正確なアドレスを使用して、前記シー
クを調整するステップとを含むことを特徴とする方法。
【図面の簡単な説明】
【図１】従来のセクタ化ＦＢＡ用にフォーマットしたデ
ィスク・ファイル上のトラックのセグメントのセクタを
示す図である。
【図２】本発明の好ましい実施例によりフォーマットし
たディスク・ファイル上のトラックのＩＤなしセグメン
トのセクタを示す図である。
【図３】２つのプロセッサを有する本発明の好ましい実
施例によるＦＢＡディスク・ドライブを示す概略図であ
る。
【図４】本発明の好ましい実施例によるＬＢＡからＺＣ
ＨＳ／ＥＺＣＨＳへの変換を示す高レベル・ブロック図
である。
【図５】本発明の好ましい実施例によるＬＢＡからＰＢ
Ａへのマッピング・アーキテクチャを示す概略図であ
る。
【図６】図４の好ましい実施例のハードウェア実施例を
示すブロック図である。
【図７】単一プロセッサを有する本発明の代替ＦＢＡデ
ィスク・ドライブを示す概略図である。
【符号の説明】
２０２ ディスク・ドライブ ２０４ 磁気記録ディスク ２０６ アクチュエータ・アーム ２０８ 記録ヘッド ２１０ 音声コイル ２１１ 回転の中心 ２１２ サーボ電子回路 ２１３ 読取り／書込み（Ｒ／Ｗ）電子回路 ２１４ インタフェース電子回路 ２１５ フォーマッタ電子回路 ２１６ サーボ・プロセッサ ２１８ トラック ２１９ インタフェース・プロセッサ ２２０ サーボ・セクタ ２２１ 基準インデックス ２５１ ゾーン ２５２ ゾーン ２５３ ゾーン ２５４ データ・セクタ ２７２ サーボＲＡＭ ２７６ バッファＲＡＭ

Claims (20)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】放射状に間隔を開けたトラックを有するデ
    ータ記録ディスクと、 前記ディスク上のターゲット・トラックの推定アドレス
    を計算し、前記ターゲット・トラックの正確なアドレス
    を計算するプロセッサとを含み、前記プロセッサがさら
    に前記推定アドレスを使用して前記ターゲット・トラッ
    クをシークし、前記ターゲット・トラックの前記正確な
    アドレスを使用して前記シーク動作を調整する手段を有
    することを特徴とする、ディスク・ドライブ・システ
    ム。
  2. 【請求項２】少なくとも１つのトラックが複数のセグメ
    ントに分割され、それぞれのセグメントが、 データ・セクタと、 前記データ・セクタを明確に識別する手段を有するサー
    ボ・セクタとを含むことを特徴とする、請求項１に記載
    のディスク・ドライブ・システム。
  3. 【請求項３】前記プロセッサが、論理ブロック・アドレ
    ス（ＬＢＡ）を推定シリンダ・ヘッド・セクタ（ＣＨ
    Ｓ）アドレスと正確なＣＨＳアドレスとに変換するマッ
    ピング手段を含むことを特徴とする、請求項２に記載の
    ディスク・ドライブ・システム。
  4. 【請求項４】前記データ記録ディスクが、放射状記録ゾ
    ーンにさらに分割され、 前記プロセッサが、論理ブロック・アドレス（ＬＢＡ）
    を推定ゾーン・シリンダ・ヘッド・セクタ（ＺＣＨＳ）
    アドレスと正確なＺＣＨＳアドレスとに変換するマッピ
    ング手段をさらに含み、前記ＬＢＡが上位ビットと下位
    ビットのサブセットにさらに分割される複数のビットを
    含むことを特徴とする、請求項２に記載のディスク・ド
    ライブ・システム。
  5. 【請求項５】前記マッピング手段が、ＬＢＡを物理ブロ
    ック・アドレス（ＰＢＡ）に変換する第１のマッピング
    手段と、前記ＰＢＡをＺＣＨＳアドレスに変換する第２
    のマッピング手段とを含み、前記ＰＢＡが複数のビット
    を含み、前記ＺＣＨＳが複数のビットを含むことを特徴
    とする、請求項４に記載のディスク・ドライブ・システ
    ム。
  6. 【請求項６】前記第１のマッピング手段が、 ＬＢＡからＰＢＡへの変換器と、 欠陥マップとをさらに含み、前記欠陥マップが仮想トラ
    ック（ＶＴ）テーブルと仮想セクタ（ＶＳ）テーブルと
    を含むことを特徴とする、請求項５に記載のディスク・
    ドライブ・システム。
  7. 【請求項７】前記ＶＴテーブルが仮想トラック用の項目
    を含み、それぞれの仮想トラックが共通の上位ビットを
    有するＬＢＡを含み、前記ＶＴテーブル項目がＬＢＡの
    上位ビットを含み、前記ＶＳテーブルがＬＢＡの下位ビ
    ットに応じて順に配置された項目を含み、前記ＶＳテー
    ブル項目が前記ＶＴテーブル内の項目へのインデックス
    参照を含むことを特徴とする、請求項６に記載のディス
    ク・ドライブ・システム。
  8. 【請求項８】ＶＴテーブル内の前記項目が、前記データ
    記録ディスク上の欠陥セクタと予備セクタとを含むこと
    を特徴とする、請求項７に記載のディスク・ドライブ・
    システム。
  9. 【請求項９】前記第２のマッピング手段が、 ＰＢＡからＺＣＨＳへの変換器と、 ゾーン・テーブルとをさらに含み、前記ゾーン・テーブ
    ルがディスク・ドライブ内の各ゾーンのＰＢＡ、シリン
    ダ、セクタ用の項目を含むことを特徴とする、請求項５
    に記載のディスク・ドライブ・システム。
  10. 【請求項１０】放射状に間隔を開けたトラックを有する
    データ記録ディスクと、 サーボ・プロセッサとあいまって、前記ディスク上のタ
    ーゲット・トラックの推定アドレスを計算し、前記ター
    ゲット・トラックの正確なアドレスを計算するインタフ
    ェース・プロセッサと、 前記サーボ・プロセッサとあいまって、前記推定アドレ
    スを使用して前記ターゲット・トラックをシークし、前
    記ターゲット・トラックの前記正確なアドレスを使用し
    て前記シーク動作を調整するサーボ電子回路とを含むこ
    とを特徴とする、ＩＤなしディスク・ドライブ・システ
    ム。
  11. 【請求項１１】少なくとも１つのトラックが複数のセグ
    メントに分割され、それぞれのセグメントが、 データ・セクタと、 前記データ・セクタを明確に識別する手段を有するサー
    ボ・セクタとを含むことを特徴とする、請求項１０に記
    載のディスク・ドライブ・システム。
  12. 【請求項１２】前記インタフェース・プロセッサが、論
    理ブロック・アドレス（ＬＢＡ）を推定物理ブロック・
    アドレス（ＰＢＡ）と正確なＰＢＡアドレスとに変換す
    る第１のマッピング手段を含み、前記ＬＢＡが上位ビッ
    トと下位ビットのサブセットにさらに分割される複数の
    ビットを含むことを特徴とする、請求項１１に記載のデ
    ィスク・ドライブ・システム。
  13. 【請求項１３】前記サーボ・プロセッサが、ＰＢＡを推
    定シリンダ・ヘッド・セクタ（ＣＨＳ）アドレスと正確
    なＣＨＳアドレスに変換する第２のマッピング手段を含
    むことを特徴とする、請求項１２に記載のディスク・ド
    ライブ・システム。
  14. 【請求項１４】前記データ記録ディスクが、放射状記録
    ゾーンにさらに分割され、 前記サーボ・プロセッサが、ＰＢＡを推定ゾーン・シリ
    ンダ・ヘッド・セクタ（ＺＣＨＳ）アドレスと正確なＺ
    ＣＨＳアドレスとに変換する第２のマッピング手段をさ
    らに含むことを特徴とする、請求項１２に記載のディス
    ク・ドライブ・システム。
  15. 【請求項１５】前記第１のマッピング手段が、ＬＢＡを
    ＰＢＡに変換する第１のマッピング手段と、前記ＰＢＡ
    をＺＣＨＳアドレスに変換する第２のマッピング手段と
    を含むことを特徴とする、請求項１４に記載のディスク
    ・ドライブ・システム。
  16. 【請求項１６】前記第１のマッピング手段が、 ＬＢＡからＰＢＡへの変換器と、 欠陥マップとをさらに含み、前記欠陥マップが仮想トラ
    ック（ＶＴ）テーブルと仮想セクタ（ＶＳ）テーブルと
    を含むことを特徴とする、請求項１５に記載のディスク
    ・ドライブ・システム。
  17. 【請求項１７】前記ＶＴテーブルが仮想トラック用の項
    目を含み、それぞれの仮想トラックが共通の上位ビット
    を有するＬＢＡを含み、前記ＶＴテーブル項目がＬＢＡ
    の上位ビットを含み、前記ＶＳテーブルがＬＢＡの下位
    ビットに応じて順に配置された項目を含み、前記ＶＳテ
    ーブル項目が前記ＶＴテーブル内の項目へのインデック
    ス参照を含むことを特徴とする、請求項１６に記載のデ
    ィスク・ドライブ・システム。
  18. 【請求項１８】ＶＴテーブル内の前記項目が、前記デー
    タ記録ディスク上の欠陥セクタと予備セクタとを含むこ
    とを特徴とする、請求項１７に記載のディスク・ドライ
    ブ・システム。
  19. 【請求項１９】前記第２のマッピング手段が、 ＰＢＡからＺＣＨＳへの変換器と、 ゾーン・テーブルとをさらに含み、前記ゾーン・テーブ
    ルがディスク・ドライブ内の各ゾーンのＰＢＡ、シリン
    ダ、セクタ用の項目を含むことを特徴とする、請求項１
    ５に記載のディスク・ドライブ・システム。
  20. 【請求項２０】放射状に間隔を開けたトラックを有する
    データ記録ディスクと、前記トラックと連絡する読取り
    ／書込み電子回路と、前記読取り／書込み電子回路と連
    絡するサーボ電子回路と、前記サーボ電子回路および前
    記読取り／書込み電子回路と連絡する磁気ヘッドを有す
    るアクチュエータ・アームと、前記サーボ電子回路と連
    絡するプロセッサとを含むディスク・ドライブ・システ
    ムにおいて、トラックをシークする方法であって、 前記プロセッサを使用して、前記ディスク上のターゲッ
    ト・トラックの推定アドレスを計算するステップと、 前記推定アドレスを前記サーボ電子回路に連絡するステ
    ップと、 前記推定アドレスを使用して、前記ターゲット・トラッ
    クをシークするステップと、 前記プロセッサを使用して、前記ディスク上の前記ター
    ゲット・トラックの正確なアドレスを計算するステップ
    と、 前記正確なアドレスを前記サーボ電子回路に連絡するス
    テップと、 前記ターゲット・トラックの前記正確なアドレスを使用
    して、前記シークを調整するステップとを含むことを特
    徴とする方法。
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