JPH10301721A

JPH10301721A - 情報記憶媒体の欠陥セクタ処理方法及び情報記憶再生装置

Info

Publication number: JPH10301721A
Application number: JP9111514A
Authority: JP
Inventors: Haruo Ando; 治男安東; Susumu Aida; 享相田
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1997-04-28
Filing date: 1997-04-28
Publication date: 1998-11-13
Also published as: US6301644B1

Abstract

(57)【要約】【課題】情報記録再生装置の記憶媒体に生じた欠陥セク
タのデータを、元のデータを喪失しないで再配置する。【解決手段】ユーザ領域２２のセクタに欠陥が生じると
そのデータは代替領域２３に退避され、現行ＬＢＡで欠
陥セクタをアドレス指定すると、代替領域のデータが読
み出される。欠陥セクタをスキップした新ＬＢＡをユー
ザ領域２２の各セクタに割り付ける。本発明の実行のた
めに代替領域のデータはさらに作業領域に退避してお
く。現行ＬＢＡに従ってユーザ領域の後部からＸ個のデ
ータを読出し新ＬＢＡに従って書き込んでいく。同一セ
クタに対して新ＬＢＡは欠陥セクタ分だけ現行ＬＢＡよ
りアドレスが減っているので、書込み時に元のデータが
棄損することはない。同様にＸ個ずつデータの再配置を
繰り返す。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は磁気ディスク記憶装
置及び光ディスク記憶装置等の情報記録再生装置に関す
るもので、さらに詳細にはそれらの装置で使用される情
報記憶媒体に生じた欠陥セクタの処理に関するものであ
る。

【０００２】

【従来の技術】磁気ディスク記憶装置及び光ディスク記
憶装置等で使用される情報記憶媒体は、その記録領域が
複数の同心円環状トラック又は単一の螺旋状のトラック
に区分され、さらに各トラックは所定の長さのセクタに
区分されている。情報記憶媒体上での各セクタのアドレ
スを識別するため各セクタにはセクタ番号、トラック番
号及びヘッド番号からなる識別子が格納され、ヘッドが
それらの識別子を読取って所定のセクタへのアクセスが
可能になっている。

【０００３】図１（ａ）はユーザ領域と代替領域からな
る磁気ディスクのトラックであり、磁気ディスク記憶装
置に装着されて出荷される前であるためユーザ領域には
ユーザ・データは記録されていない。ユーザ領域はセク
タの物理的配置の順序で割り付けられたセクタ番号０番
からＮ番までのＮ＋１個のユーザ・セクタからなり、各
ユーザ・セクタはユーザ・データを格納するために使用
される。代替領域は欠陥が生じたユーザ・セクタに替わ
ってユーザ・データを格納するために使用される代替セ
クタからなる。磁気ディスクは製造段階における全セク
タの最終検査で読み取り又は書き込みの信頼度の低いい
わゆる一次欠陥セクタが検出される。図１の（ａ）で
は、セクタ番号２が製品出荷前に検出された一次欠陥セ
クタであり、ユーザがプログラムやデータをディスクに
格納するときはセクタ番号２をスキップして割り当てら
れた論理アドレスに従って順番にセクタを使用してい
く。格納されたデータを読み取るときは、ヘッドの機械
的な移動であるシーク動作及びサーチ動作によりヘッド
がディスクに対して位置決めされる。まずヘッドがディ
スクの半径方向に移動させられて求めるトラック番号が
検出され、次にディスクが回転しセクタがヘッドに対し
て円周方向に移動して求めるセクタ番号が検出される。
このときデータはトラック内及びトラック間で順番に配
置されているセクタの論理アドレスに従って格納されて
いるので、ヘッドはトラックを順番にシークしディスク
の回転に応じてデータの順番にサーチすることができ
る。

【０００４】図１（ｂ）は、磁気ディスク記憶装置が出
荷されてユーザ・データが格納されたユーザ・セクタに
欠陥（以後これを「二次欠陥セクタ」という。）が発生
し、ユーザ・データが代替領域に格納された状態を表
す。ディスクの記録面は情報の書き換えや時間経過によ
り劣化が進行し、ユーザ・データを格納したセクタから
の読み取りや書き込みの信頼度が低下する状態が生じて
くる。通常の読み取りモードで読み取りができないよう
な読み取り不良が生じた場合磁気ディスク記憶装置は、
読み取りのタイミングを変更したりヘッドの位置を微調
整した特別の読み取りモードで再読み取りを実行し、セ
クタの信頼度が所定値以下に低下したと判断すると当該
セクタを使用しないで代替セクタを使用するように装置
の動作を変更する。図１（ｂ）のセクタ番号５は、二次
欠陥セクタであると判断されたセクタでセクタ番号５に
格納されていたデータはセクタ番号Ｎ＋１の代替セクタ
に格納される。セクタ番号５とセクタ番号Ｎ＋１は各セ
クタを構成する識別子の変更又はコントローラのＲＡＭ
に設けられたテーブルにより関連付けられ、セクタ番号
５の論理アドレス４がアドレス指定されるときはヘッド
はセクタ番号Ｎ＋１に位置付けられそこに格納されたデ
ータが読み取られる。図１（ｂ）のトラックに格納され
たユーザ・データを読み取る場合、ヘッドは論理アドレ
ス０から３まではセクタの物理的配置の順番でサーチし
ていき、論理アドレス４に来るとセクタ番号Ｎ＋１に移
動しその後論理アドレス５に戻る。

【０００５】代替領域は、同一トラックに設けられる場
合もあるが別のトラックに設けられる場合もある。代替
セクタが同一トラックにある場合は、論理アドレス３か
らセクタ番号Ｎ＋１に至るまでの間にヘッドはディスク
の回転を待つ必要があり、代替セクタが別のトラックに
ある場合はさらにシーク動作による検索トラックの変更
のための待ち時間が必要となる。これらの検索位置変更
のために必要な機械的動作は磁気ディスク記憶装置のリ
ード・ライトの転送レートを大きく低下させる。

【０００６】特開平６−１１１４７９は、図１（ｂ）の
ように二次欠陥セクタの発生により転送レートの低下し
た情報記録再生装置の転送レートを改善するための発明
を開示する。その方法は、スリッピング処理により代替
セクタのデータをユーザ領域に再配置し論理アドレスを
図１（ｃ）のように割り付けるものである。即ち、二次
欠陥が生じたセクタ番号５をスキップして論理アドレス
を割り付け、割り付けられた論理アドレスに従ってヘッ
ドを移動することで代替領域へのヘッドの移動を回避し
ようとするものである。このときセクタ番号６以降の論
理アドレスはすべて一つ繰り下がった値で割り付けられ
るため、上位コンピュータが認識していた論理アドレス
を維持するためには、元の論理アドレスに従ったセクタ
の記憶内容と変更後の論理アドレスに従ったセクタの記
憶内容が一致するようにユーザ・データを書き換える必
要がある。この従来技術によれば、すでに格納されてい
るユーザ・データを書き換え時に棄損させないため少な
くともＮ＋１個のセクタ分のデータを記憶できるメモリ
を用意し、書き換えに係るセクタに格納されたＮ＋１個
のユーザ・データすべてを一旦メモリに格納し、論理ア
ドレスをスリッピング処理により図１（ｃ）のように割
り付けた後、その論理アドレスに従ってメモリに格納さ
れたユーザ・データを順番に書き込んでいく。

【０００７】しかし上記従来技術では代替セクタのユー
ザ・データをユーザ・セクタへ移動するために書き換え
が必要なユーザ・データをすべて格納するだけの容量を
備えるメモリが必要となり、この技術はユーザ領域と代
替領域からなる対が比較的小さい単位に区分されている
ディスクに対してのみ適用が可能である。なぜなら、あ
る代替領域に対応するユーザ領域のユーザ・データ全体
をメモリに記憶しないと移動の終了しないデータが書き
換えられてしまうからである。例えば、図１（ｂ）の論
理アドレス５（セクタ番号６）のデータを読取り、図１
（ｃ）の論理アドレス５（セクタ番号７）に書込むと、
図１（ｂ）のセクタ番号７のデータは未だ移動されてい
ないにも係わらず書き換えられてしまうからである。一
方ユーザ領域を大きい単位に区分することは使用されな
い代替セクタの数を減らしてディスクの記憶空間を有効
に活用する上で好ましい。従って１枚のディスク全面あ
るいは複数のディスク全面に渡ってユーザ領域と代替領
域がそれぞれ一つずつ確保されるようなディスクにはこ
の技術は適用できない。

【０００８】ユーザ領域がメモリに記憶できる容量より
大きい単位で区分されているディスクのセクタを図１
（ｃ）のように再配置するには、従来セクタ番号の小さ
い方から順番にユーザ・データを書き換えていた。この
とき、二次欠陥セクタ（この場合セクタ番号５）以降の
ユーザ・データはすべて他の論理アドレスに格納されて
いたデータで書き換えられてしまうので、再配置後は元
のユーザ・データを維持することができなかった。ま
た、ユーザ・データを維持する必要があるときは、他の
記憶装置に一旦全データを転送して退避しておきディス
クの論理アドレスを新たに割り付けた後に書き込んでい
た。

【０００９】

【発明が解決しようとする課題】従って、本発明の目的
は情報記憶媒体のセクタに二次欠陥が生じてユーザ・デ
ータが代替領域に記録された情報記録再生装置のデータ
転送レートを改善することを目的とする。特に本発明の
目的は、ユーザ領域が大きい単位で区分されたディスク
においてユーザ・データを維持しながら小さいメモリを
使用して効率的に代替セクタのユーザ・データをユーザ
・セクタに移動することができる欠陥セクタの処理方法
及びその処理の実行可能な情報記録再生装置を提供する
ことにある。

【００１０】さらに、本発明は欠陥処理の途中で電源停
止による中断が生じてもユーザ・データが喪失すること
がなく、また欠陥処理を再開したときは中断した地点か
ら引き続いて実行できる信頼性の高い効率的な処理方法
を提供することにある。

【００１１】

【課題を解決するための手段】上記課題を解決するため
の手段は特許請求の範囲に記載の通りである。本発明の
セクタの欠陥処理方法はまず二次欠陥ユーザ・セクタを
スキップして新論理ブロック・アドレス（新ＬＢＡ）を
割り付ける。各セクタは欠陥の有無に係わらずその物理
的な配置の順番に割り付けられた絶対ブロック・アドレ
ス（ＡＢＡ）を有しているが、論理ブロック・アドレス
（ＬＢＡ）は欠陥アドレスをスキップして現実に使用可
能なセクタに割り付けられるアドレスであり、上位コン
ピュータはＬＢＡでアドレスを識別する。ここに二次欠
陥ユーザ・セクタとは、ユーザ・データが書き込まれた
後に欠陥が発生したユーザ・セクタをいう。また、本発
明においてＬＢＡは昇順に順番に割り付けられているこ
とを前提にしているが、本発明の思想には降順に順番に
割り付けられている場合も当然含まれる。

【００１２】新ＬＢＡに従ってデータを再配置すれば情
報記憶媒体に記録されたデータの転送効率を向上できる
が、既に書き込まれているユーザ・データを棄損しない
ために次に、最大の現行ＬＢＡが割り付けられたユーザ
・セクタを起点にしてアドレスが減少する方向へ現行Ｌ
ＢＡに従って所定数のセクタを選択する。セクタ数はメ
モリに格納可能な範囲に選択することができるので、大
きなメモリを用意する必要はない。次に、所定数のセク
タのユーザ・データの内容を読取り、読取ったユーザ・
データを前記新ＬＢＡに従ってユーザ・セクタに書込
む。即ち現行ＬＢＡでアドレス指定され読取られたユー
ザ・データは、新ＬＢＡでアドレス指定された位置に書
き込まれることになる。新ＬＢＡは二次欠陥ユーザ・セ
クタをスキップして割り付けられるため、新ＬＢＡは現
行ＬＢＡに対してＡＢＡが大きいセクタに割り付けられ
ることになるので、新ＬＢＡでアドレス指定して書き込
んだとしてもまだ移動されていないユーザ・データを格
納するユーザ・セクタを上書きすることはない。さら
に、選択された所定数のセクタの中で最小の現行ＬＢＡ
を有するセクタより１つ小さい現行ＬＢＡを有するセク
タを起点にしてアドレスが減少する方向へ現行ＬＢＡに
従って所定数のセクタを選択する。この場合に選択する
セクタ数は必ずしも最初に選択したセクタ数と同一であ
る必要はない。以上のステップを繰り返すことにより、
大きな容量のユーザ・データを小さい単位毎にアドレス
の大きい方から小さい方へ現行ＬＢＡで読出し新ＬＢＡ
で書込む手順が繰り返し実行され代替セクタに格納され
たユーザ・データが新ＬＢＡに基づいてユーザ・セクタ
に移動される。

【００１３】上記の手順が繰り返されて移動のために選
択されたユーザ・セクタが有する現行ＬＢＡの中で最小
の現行ＬＢＡが、所定のマージンを含んで二次欠陥ユー
ザ・セクタがそれぞれ有する現行ＬＢＡの中で最小のＬ
ＢＡより小さいときユーザ・データの移動を終了するこ
とができる。最小の現行ＬＢＡを有するセクタより小さ
い現行ＬＢＡを有するセクタでは、現行ＬＢＡと新ＬＢ
Ａが同一になり、ユーザ・データを書き換える必要がな
いからである。所定のマージンは移動のために選択され
るセクタ数を考慮して決定される。

【００１４】ユーザ・セクタと代替セクタが隣接して配
置されている情報記憶媒体では、新ＬＢＡに従ってユー
ザ・データを書込むと代替セクタに格納されていたユー
ザ・データが上書きされて棄損されることがある。従っ
て、代替セクタを一旦安全な場所に退避する。退避先は
情報記憶媒体に確保される領域でもよくまた他のメモリ
でもよい。退避先のユーザ・データの格納場所は二次欠
陥ユーザ・セクタと関連付けられるので、二次欠陥ユー
ザ・セクタがアドレス指定されると退避先のデータが読
み込まれる。

【００１５】さらに、移動に係るユーザ・データを一旦
退避しておけば移動に係るユーザ・データを書込む時に
エラーが発生してもデータを喪失することはない。

【００１６】移動に係るユーザ・データは、現行ＬＢＡ
でアドレス指定されるセクタからメモリに移動し、安全
な場所に退避され、新ＬＢＡでアドレス指定されるセク
タに書き込まれて１回の移動が完了する。移動の途中で
電源遮断による中断が生じた場合に中断時の状態から継
続して再開することができれば効率的な欠陥処理が実行
できる。コントロール・フラグは、移動に係るユーザ・
データの位置を指示するポインターでありユーザ・デー
タが移動元又は退避先のいずれに存在するかを示す。

【００１７】上記欠陥セクタ処理方法はコンピュータ・
プログラムで表現され、本発明の実現可能な情報記録再
生装置で実行される。このプログラムは情報記録再生装
置の情報記憶媒体又は不揮発性のメモリに格納され欠陥
セクタ処理時にＣＰＵに読取られて実行される。

【００１８】

【発明の実施の形態】次に磁気ディスクに適用した本発
明の実施の形態を図を利用して説明する。図２の（ａ）
は磁気ディスク記憶装置に装着される積層された３枚の
磁気ディスク１０の概略図であり、ディスク１１〜１３
は１つのピボット軸（図示せず）に固定されて一体とし
て回転し、各ディスク面はそれぞれに対応するヘッド
（図示せず）で走査される。各ディスク１０の表面は記
録場所を画定するため同心円環状の複数のトラックに区
分され、各トラックはさらに複数のセクタに区分されて
いる。各セクタにはその物理的配置に従って絶対ブロッ
ク・アドレス（ＡＢＡ）が割り付けられる。ＡＢＡは最
初にディスク１１の最も外側のトラック１５の位置Ａに
あるセクタを起点にして開始し、トラック１５を一巡し
た後、内側に向かって順番に各トラックを一巡しながら
各トラックのセクタに割り付けられ、ディスク１１の割
り付けがすべて終了すると次にディスク１２、ディスク
１３と同様に割り付けられてディスク１３の終点Ｂにあ
るセクタで終了する。

【００１９】ディスク１１〜１３の各トラックをＡＢＡ
の順番に従って並べることにより１本のトラック２０と
して表した状態を図２（ｂ）に示す。トラック２０の各
セクタ２５はＡにあるセクタを起点にしてＡＢＡが順番
に割り付けられ、トラック２０には４つの用途区分が設
けられている。管理領域２１は、本発明の実行プログラ
ムやアドレス管理テーブル等の格納に使用される。ユ−
ザ領域２２はユ−ザがデ−タの格納に使用できるユ−ザ
・セクタからなる領域である。代替領域２３はユーザ領
域２２に隣接して配置され、ユ−ザ・デ−タ格納後に欠
陥が生じたいわゆる二次欠陥ユーザ・セクタの代替機能
を発揮する代替セクタからなる領域である。作業領域２
４は、本発明を実行する際に代替セクタに格納されたユ
ーザ・データ及び移動に係るユーザ・データを退避する
ために使用される領域である。

【００２０】本発明の実施例で使用されているアドレス
管理方法に関して説明する。図３（ａ）は、以後の説明
を簡単にするために管理領域２１を省略してユ−ザ領域
２２の最初のセクタから０番のＡＢＡが開始されてい
る。ＡＢＡ２及びＡＢＡ５は、磁気ディスク記憶装置の
出荷前に発見された一次欠陥ユーザ・セクタである。さ
らに各セクタには一次欠陥セクタをスキップして順番に
論理ブロック・アドレス（ＬＢＡ）が割り付けられてい
る。上位コンピュ−タはＬＢＡで各セクタをアドレス指
定し、磁気ディスク記憶装置が指定されたＬＢＡに基づ
いて現実のセクタの位置を認識し、ヘッドを正しく位置
付けて欠陥セクタを使用しないでデータの書込みができ
る。各セクタは識別子のデ−タ領域を有しており、識別
子にはシリンダ番号、ヘッド番号及びセクタ番号（ＣＨ
Ｓ）を識別するデ−タが格納されている。ヘッドが正し
く所定のセクタに位置付けられるためには、ＬＢＡから
ＡＢＡを計算しさらにＣＨＳを計算する必要があるが、
そのための管理テーブルとして図３（ｂ）に示す一次欠
陥マップ（ＰＤＭ）３０が用意されている。ＰＤＭには
一次欠陥ユーザ・セクタのＡＢＡが格納され、図３
（ａ）の例ではＡＢＡ２とＡＢＡ５が格納されることに
なる。

【００２１】上位コンピュータによりＬＢＡがアドレス
指示されたとき計算によりＡＢＡ求めるには、ＰＤＭに
格納された最小のＡＢＡ以降のセクタではＬＢＡに１を
加える。ＰＤＭに格納された最小のＡＢＡから２番目の
ＡＢＡ以降のセクタではＬＢＡに２を加える。ＡＢＡは
欠陥セクタの有無により変更されることのない番号であ
り、ＡＢＡに基づいてＣＨＳを計算又はマッピング・テ
ーブルにより求めることができる。上位コンピュータが
ＬＢＡでアドレス指定すると、磁気ディスク記憶装置の
ＣＰＵは最初にＰＤＭを参照し、欠陥ＡＢＡの番号に従
ってＬＢＡからＡＢＡを計算しヘッドを正しく所定のセ
クタに位置付けることができる。

【００２２】図４（ａ）は二次欠陥ユーザ・セクタが発
生し、代替領域２３に二次欠陥セクタのユーザ・データ
を転送した状態を表すトラック２０を示す。ＡＢＡ３
（ＬＢＡ２）、ＡＢＡ８（ＬＢＡ６）及びＡＢＡ９８
（ＬＢＡ９６）の３つのユーザ・セクタが二次欠陥ユー
ザ・セクタであり、これらのセクタに記憶されていたユ
ーザ・データは代替領域のＬＢＡ１０１、ＬＢＡ１０２
及びＬＢＡ１０３の３つのセクタに転送されている。Ｌ
ＢＡは二次欠陥ユーザ・セクタが発生して代替領域を使
用することになってもこの時点では変更されず、上位コ
ンピュータがＬＢＡ２、ＬＢＡ６及びＬＢＡ９６をアド
レス指定したときに代替セクタのＬＢＡ１０１、ＬＢＡ
１０２及びＬＢＡ１０３が指定されるようにするための
マッピング・テーブルとして再配置欠陥マップ（ＲＤ
Ｍ）４０が設けられている。ＰＤＭ３０及びＲＤＭ４０
はディスクの管理領域２１に格納される。ＰＤＭ３０及
びＲＤＭ４０は、磁気ディスク記憶装置の制御で現在有
効に使用されているテーブルを示す意味でそれぞれ現行
ＰＤＭ及び現行ＲＤＭという。

【００２３】図８は、本発明による再配置を実行する磁
気ディスク記憶装置５０の構成を表す概略図である。ヘ
ッド５７はサスペンション・アームに載置され、磁気デ
ィスク１０の表面を駆動部５８により走査される。ディ
スク１０への書込みデータ及びディスク１０からの読出
しデータは、読取り／書込み部５６及びインタフェース
部５２を通じて上位コンンピュータ５１との間で転送さ
れる。さらに読取り／書込み部を通じて磁気ディスク１
０とＣＰＵ５５との間でもデータが転送される。読取り
／書込み部はディスク１０へデータを書込むための電流
信号とコンピュータが処理できるディジタル信号を双方
向に変換する。ＲＯＭ５３はＣＰＵ５５に接続され、磁
気ディスク記憶装置５０を作動させるためのプログラム
が格納されている。ＲＡＭ５４はＣＰＵに接続され、磁
気ディスク記憶装置５０を作動させるときにＰＤＭ、Ｒ
ＤＭ及び本発明の実行プログラムがディスク１０の管理
領域２１から読み込まれ、ユーザ・データがユーザ領域
から読み込まれる。上位コンピュータ５１からＬＢＡが
指定されるとＣＰＵ５５がＲＡＭ５４に格納されたＰＤ
Ｍ及びＲＤＭのデータを用いてＣＨＳを計算しヘッド５
７を正しいセクタに位置付けるように駆動部５８を制御
する。

【００２４】図９はＲＡＭ５４の内部を格納データによ
り区分した図である。ＲＡＭ５４は４つのセグメントに
区分されている。（ａ）においてセグメント０はＲＡＭ
の現行領域であり直後にＣＰＵに実行されるデータを格
納する。セグメント１はデータ領域である。セグメント
２は本発明による欠陥処理実行のために作成された新Ｐ
ＤＭ／ＲＤＭを格納する領域である。セグメント３は現
行ＰＤＭ／ＲＤＭを格納する領域である。

【００２５】次にフローチャートに基づいて本発明の実
施手順を説明する。図４のように二次欠陥ユーザ・セク
タのユーザ・データが代替セクタに移動された磁気ディ
スクを使用すると、データの転送レートの低下により、
例えば動画の再生データを読取るような場合には画像が
円滑に動作しなくなる。これを判断して上位コンピュー
タ５１を通じて本発明の欠陥セクタ処理開始指示を磁気
ディスク記憶装置５０のＣＰＵ５５に与える。

【００２６】図１０は、欠陥処理開始のための準備工程
を表す図である。ステップ（１）では、上位コンピュー
タ５１のコマンドにより処理が中断しないように上位コ
ンピュータ５１による磁気ディスク記憶装置５０へのア
クセスが禁止される。ステップ（２）では、ユーザ・デ
ータがすべて読出し可能か否かが検査され、読出し不可
能なユーザ・セクタがあれば図４に示すように代替領域
２３へユーザ・データを移動しておく。ステップ（３）
では、処理中に図４に示す代替領域２３へのデータ移動
が自動的に行われるのを禁止する。ステップ（４）で
は、ディスクの作業領域２４のセクタに欠陥がないこと
が確認される。作業領域２４は、代替領域２３に格納さ
れたユーザ・データ及び１回で書き換えるセクタ数分の
ユーザ・データの退避に使用される。ステップ（５）で
は、ＲＡＭ５４のセグメント３に現行ＰＤＭ及びＲＤＭ
がもし未だ格納されていなければ管理領域２１からこれ
らが読み込まれる。

【００２７】ステップ（６）では、図４に示すような二
次欠陥ユーザ・セクタの発生により代替領域を使用して
いるディスクの転送レートを改善するために、図５
（ａ）に示すように代替セクタのユーザ・データをユー
ザ・セクタに移動するための新ＰＤＭ３１及び新ＲＤＭ
４１がＣＰＵ５５により作成される。ＡＢＡ２及びＡＢ
Ａ５の出荷前からの一次欠陥ユーザ・セクタ並びにＡＢ
Ａ３、ＡＢＡ８及びＡＢＡ９８の各二次欠陥ユーザ・セ
クタが新ＰＤＭ３１に統合される。この結果新ＬＢＡ
は、欠陥が生じているすべてのセクタ（ＡＢＡ２、ＡＢ
Ａ３、ＡＢＡ５、ＡＢＡ８及びＡＢＡ９８）をスキップ
して順番に各セクタに割り付けられる。これに対応する
新ＲＤＭ４１は、代替領域を使用する必要がなくなるの
で空になる。なお、この時点では実際のユーザ・データ
はまだ移動されておらず、現行のＰＤＭ３０及び現行の
ＲＤＭ４０によりアドレスが維持されている。

【００２８】ステップ（７）では、ステップ（６）で作
成された新ＰＤＭ３１及び新ＲＤＭ４１がトラック２０
の管理領域２１に格納される。この結果、欠陥処理が途
中で中断されても再開時に新ＰＤＭ及び新ＲＤＭを新た
に作成する必要がない。ステップ（８）では図９の
（ａ）に示すように新ＰＤＭ３１及び新ＲＤＭ４１がＲ
ＡＭ５４のセグメント２に転送される。ステップ（９）
は図９の（ｂ）に示すように、ＲＡＭ５４内部において
現行ＰＤＭ３０及び現行ＲＤＭ４０がセグメント０に転
送されＣＰＵ５５による実行が可能な状態にされる。

【００２９】ステップ（１０）では図６に示すように修
正ＲＤＭの作成を行う。本発明による欠陥セクタ処理の
ためのユーザ・データ移動時にユーザ・データが上書き
されて棄損されないように代替領域のＬＢＡ１０１、Ｌ
ＢＡ１０２及びＬＢＡ１０３の各セクタに格納されたユ
ーザ・データの内容をステップ（１３）で一時的に作業
領域２４のＬＢＡ１９８、ＬＢＡ１９９及びＬＢＡ２０
０の各セクタに転送する。修正ＲＤＭは代替領域２３を
使用する二次欠陥ユーザ・セクタの現行ＬＢＡと作業領
域２４の現行ＬＢＡをマッピングするためのテーブルで
ある。ＲＡＭ５４のセグメント０には現行ＰＤＭ３０及
び現行ＲＤＭ４０が格納されているので、ＣＰＵ５５は
これらを用いて修正ＰＤＭ及び修正ＲＤＭを作成するこ
とができる。修正ＰＤＭ３２は実質的には現行ＰＤＭ３
０と同一であるため、これを転用することができる。ス
テップ（１１）では作成された修正ＰＤＭ３２及び修正
ＲＤＭ４２を共にステップ（７）と同様に管理領域２１
に格納する。

【００３０】次にステップ（１２）では、修正ＰＤＭ３
２及び修正ＲＤＭ４２が図９（ｃ）に示すようにＲＡＭ
５４のセグメント３に転送される。ステップ（１３）で
は、ＬＢＡ１０１、ＬＢＡ１０２及びＬＢＡ１０３に格
納されたユーザ・データを実際に作業領域２４のＬＢＡ
１９８、ＬＢＡ１９９及びＬＢＡ２００に書込む。ＣＰ
Ｕ５５はＲＡＭ５４のセグメント０に転送されている現
行ＰＤＭ３０及び現行ＲＤＭ４０によりこの手順を実行
する。ステップ（２）、（４）、（１１）及び（１３）
の実行時にエラーが生じた場合は次のステップに移行し
ないでステップ（２８）に移行し、所定の手順で処理さ
れる。以上により準備工程が終了し、次にユーザ・デー
タ移動の手順について図１１のフローチャートに従って
説明する。

【００３１】ステップ（１４）は、図７に示すように１
回にＸ個のセクタをユーザ領域の最後部から移動してい
くときに１回分の読取りデータが格納されている複数の
連続するセクタの開始現行ＬＢＡを計算する。この実施
例では１回にＸ＝１０個のセクタのデータを移動する。
図７は図６に示したトラックと同一のトラックを示して
おり、ユーザ領域２２に割り付けられた現行ＬＢＡの中
で最大の現行ＬＢＡを有するセクタ（この場合ＬＢＡ１
００を有するセクタ）から１０個分のセクタだけアドレ
スが減少する側に位置するセクタの現行ＬＢＡが開始現
行ＬＢＡになる。開始現行ＬＢＡは、開始現行ＬＢＡ＝最大現行ＬＢＡ＋１−Ｘで計算することができ、本実施例ではＸが１０で最大現
行ＬＢＡが１００であるため開始セクタは現行ＬＢＡ９
１を有するセクタになる。ここにＸは、ＲＡＭ５４の容
量に応じて選択することができＸを大きく選択できれば
移動回数を減らすことができ欠陥処理時間を短縮でき
る。

【００３２】ステップ（１５）ではユーザ・データの移
動に伴う制御情報が管理領域２１に格納され、欠陥処理
中に中断が生じても中断時点から再開できるように処理
中の情報を逐次保持していく。制御情報としては第１に
コントロール・フラグがある。コントロール・フラグ
は、データ移動が完了している状態を表す「０」、移動
に係るデータが移動元に格納されている状態を表す
「１」及び移動に係るデータが作業領域に書き込まれた
ことを表す「２」の３状態を示すポインターである。こ
の時点でコントロール・フラグが「１」に変更され、Ｌ
ＢＡ９１〜ＬＢＡ１００を有するＸ個のセクタのユーザ
・データは未だ移動元のセクタに残っている状態が記録
される。さらにステップ１４で計算された開始現行ＬＢ
Ａ及び移動に係るユーザ・データが一時的に退避される
作業領域２４の開始現行ＬＢＡが管理領域２１に書込ま
れる。ＬＢＡ１９８〜ＬＢＡ２００にはステップ（１
３）の実行により代替領域２３に格納されていたユーザ
・データが書き込まれているので、作業領域の開始現行
ＬＢＡは作業領域における未使用領域の中から選択され
る。作業領域の開始現行ＬＢＡは少なくともＸ個のセグ
メントが連続して確保されるように選択され、図７では
ＬＢＡ２０１のセグメントを選択することができる。さ
らに、現行ＲＤＭ４０に格納された最小現行ＬＢＡが管
理領域２１に書込まれる。この最小現行ＬＢＡは本実施
例では２であるが、最小現行ＬＢＡはそれ以下の番号の
ＬＢＡが割り付けられたユーザ・セクタに格納されたユ
ーザ・データについては、二次欠陥ユーザ・セクタがな
いので欠陥処理のための移動が必要ないことを示す。

【００３３】ステップ（１６）では、図９の（ｄ）に示
されるように修正ＰＤＭ３２及び修正ＲＤＭ４２がＲＡ
Ｍ５４のセグメント０に転送される。ステップ（１７）
では、図７の開始現行ＬＢＡ９１を有するユーザ・セク
タから現行ＬＢＡ１００を有するセクタまでＸ個のセク
タがＣＰＵ５５により読取られ、ＲＡＭ５４のセグメン
ト１に転送される。ステップ（１８）では、読取られた
Ｘ個のユーザ・データがステップ（１５）で計算された
作業領域の開始現行ＬＢＡ（例えばＬＢＡ２０１）から
始まるセクタに退避のために書き込まれる。これにより
移動に係るＸ個のユーザ・データが以後のステップにお
いて新ＬＢＡでアドレス指定されてユーザ・セクタに書
込まれた直後に、書込み状態の検査が実施され書込みの
失敗が発見されてもユーザ・データが喪失することはな
い。ステップ（１９）ではステップ（１５）に関連し
て、コントロール・フラグを「２」にするよう管理領域
２１が書き換えられる。この結果、この時点以後に欠陥
処理の中断が生じても移動に係るユーザ・データは作業
領域２４に格納されていると判断できるので、処理再開
後にユーザ・データの所在が明らかになって中断地点か
らの継続処理が可能となる。

【００３４】ステップ（２０）では、図９の（ｅ）に示
すように新ＰＤＭ３１及び新ＲＤＭ４１がＲＡＭ５４の
セグメント１に転送され、ステップ（１７）で読み込ま
れたＸ個のユーザ・データを新ＰＤＭ及び新ＲＤＭで画
定される新ＬＢＡを有するユーザ・セクタに書込む準備
をする。ステップ（２１）では、ステップ（１７）で読
み込まれた図７の現行ＬＢＡ９１〜現行ＬＢＡ１００を
有するセクタに格納されたＸ個のデータが新ＰＤＭ及び
新ＲＤＭにより画定された現行ＬＢＡと同一番号の新Ｌ
ＢＡを有するユーザ・セクタに書込まれる。例えば、図
６において現行ＬＢＡ１００を有するユーザ・セクタに
格納されていたユーザ・データは、図５に示すように新
ＬＢＡ１００を有するユーザ・セクタに格納される。新
ＬＢＡは、ＡＢＡ３、ＡＢＡ８及びＡＢＡ９８の二次欠
陥ユーザ・セクタをスキップして割り付けられるので、
現行ＬＢＡ１００（ＡＢＡ１０２）に格納されていたユ
ーザ・データは図６の欠陥処理前に比べてＡＢＡが１０
２から３つくり下がったＡＢＡ１０５（新ＬＢＡは現行
ＬＢＡと同一番号の１００）の位置になる。ＡＢＡ１０
３〜ＡＢＡ１０５のセクタは当初代替領域に割り当てら
れて二次欠陥ユーザ・セクタのデータを格納するのに使
用されていたが、ステップ（１３）ですでにそのデータ
は作業領域２４に退避させられているので、Ｘ個のデー
タの移動により異なるデータで上書きされても元のデー
タが棄損されることはない。新ＰＤＭ及び新ＲＤＭに従
ってユーザ・データを代替領域からユーザ領域に移動す
ることにより、ユーザ領域は拡大されさらに拡大された
ユーザ領域に隣接して新たな作業領域が定義される。

【００３５】ステップ（２２）では、次のＸ個のデータ
を移動するために次の式により次の開始現行ＬＢＡが計
算される。次の開始現行ＬＢＡ＝前回の開始現行ＬＢＡ−Ｘ本実施例では８１になる。ステップ（２３）では計算さ
れた次の開始現行ＬＢＡが修正ＲＤＭ４２に含まれる最
小の現行ＬＢＡ（本実施例では２）より小さいかどうか
を判断する。次の開始現行ＬＢＡの方が大きい場合は、
ユーザ・データの移動が終了していないことになりステ
ップ（１５）に戻って以降の同一手順を繰り返す。所定
のマージンを考慮しても次の開始現行ＬＢＡの方が小さ
いと判断されると、ユーザ・データ移動の手順はすべて
終了したことになる。次の開始現行ＬＢＡが少なくとも
Ｘ個のマージンを含んで修正ＲＤＭ４２内の最小の現行
ＬＢＡより小さい場合は、次の移動のために選択された
ユーザ・セクタはすべて最小のアドレスを有する二次欠
陥ユーザ・セクタより小さいアドレスを有するセクタで
あり、この範囲のユーザ・セクタは現行ＬＢＡと新ＬＢ
Ａで指示されるＡＢＡは等しくユーザ・データの移動は
必要ない。ステップ（１５）、（１７）、（１８）、
（１９）及び（２１）の実行時にエラーが生じた場合は
次のステップに移行しないでステップ（２８）に移行し
所定の手順で処理される。以上により移動工程が終了
し、次に後処理工程について図１２のフローチャートに
従って説明する。

【００３６】図１２のステップ（２４）では、コントロ
ール・フラグが「０」に書き換えられ、ユーザ・データ
の移動がすべて終了したことが記録される。ステップ
（２５）では管理領域に格納されていた現行ＰＤＭ３０
及び現行ＲＤＭ４０が、管理領域に格納されていた新Ｐ
ＤＭ３１及び新ＲＤＭ４１で書き換えられ、新ＰＤＭ３
１及び新ＲＤＭ４１が以後現行のＰＤＭ及びＲＤＭとし
て扱われる。ステップ（２６）ではステップ（３）で禁
止された自動再配置処理が復活され、ステップ（２７）
はステップ（１）で禁止したソフト・リセットが復活さ
れて、以後ユーザが自由に磁気ディスクを使用できる環
境を設定する。ステップ（２４）及び（２５）の実行時
にエラーが生じた場合は次のステップに移行しないでス
テップ（２８）に移行し所定の手順で処理される。以上
により欠陥処理はすべて終了した。

【００３７】欠陥処理を実行している途中で電源遮断に
よる中断が発生した場合は次の手順で再開することがで
きる。電源投入後にまずコントロール・フラグの状態が
確認される。「０」であれば、ステップ（２４）まで終
了したことを示すので欠陥処理は実行されない。コント
ロール・フラグが「０」以外の場合は、管理領域から新
ＰＤＭ及び新ＲＤＭ並びに修正ＰＤＭ及び修正ＲＤＭが
ＲＡＭ５４に転送される。コントロール・フラグが
「１」の場合は、中断時に移動に係っていたユーザ・デ
ータは元のユーザ・セクタに格納されていることを示す
ので、ステップ（１６）から再開すれば中断前の状態か
ら継続することができる。コントロール・フラグが
「２」の場合は、中断時に移動に係っていたユーザ・デ
ータは作業領域に退避されていることを示すので、作業
領域のユーザ・データを書込むようにステップ（２０）
から再開できる。よって、コントロール・フラグの状態
で移動に係るユーザ・データの所在を判断することがで
き中断後の処理再開を正確かつ継続的に実行できる。

【００３８】上記の発明の実施の形態は磁気ディスクに
ついて適用した例で説明したが、本発明の技術思想から
明らかなよう二次欠陥ユーザ・セクタの発生により代替
セクタを使用する直接記憶アクセス式の情報記憶媒体一
般に適用できる。上記の実施の形態では、ディスクの管
理領域にＰＤＭ、ＲＤＭ及び本発明を実施するプログラ
ムを格納したが、本発明の技術思想から明らかなように
これらはいかなる他の不揮発性の記憶媒体にも記憶する
ことができる。

【００３９】

【発明の効果】本発明によれば、二次欠陥ユーザ・セク
タが発生して代替領域を使用したことに伴うデータ転送
レートの低下をユーザ・データを棄損することなく回復
できた。この回復のためのセクタの欠陥処理は、全ユー
ザ・データの容量に比べてはるかに小さい容量のメモリ
を使用して実施でき、格別なメモリ資源を特に準備する
ことなく実行できた。欠陥処理は近年の情報記憶媒体の
記憶容量の増大に伴い、長時間必要とするようになり停
電による欠陥処理の中断の確率が高まってくるが、本発
明では中断により喪失する可能性のあるデータはすべて
ディスクに書き込んでおき、また実行状態を逐次記録し
ておくので中断後に再開するときは中断直前の状態から
開始することができ、安全で効率的な方法が提供でき
た。

【００４０】さらに本発明の欠陥処理方法を実行する、
磁気ディスク記憶装置及び再配置処理装置を提供でき
た。

【図面の簡単な説明】

【図１】従来技術を説明するためのトラックの概略図で
ある。

【図２】本発明適用する磁気ディスクである。

【図３】ユーザ・データ書込み前の磁気ディスクク及び
ＰＤＭである。

【図４】二次欠陥ユーザ・セクタが発生したトラック及
び現行ＰＤＭ及び現行ＲＤＭである。

【図５】新ＬＢＡが割り付けられたトラック並びに新Ｐ
ＤＭ及び新ＲＤＭである。

【図６】代替領域のユーザ・データを作業領域に移動し
たトラック並びに修正ＰＤＭ及び修正ＲＤＭである。

【図７】ユーザ・セクタで移動に係るＸ個のセクタが選
択されたトラックである。

【図８】本発明を実行する磁気ディスク記憶装置の概略
ブロック図である。

【図９】ＲＡＭ５４のセグメント構成である。

【図１０】セクタの欠陥処理の準備工程を表すフローチ
ャートである。

【図１１】データ移動工程を表すフローチャートであ
る。

【図１２】データ移動後の後処理工程表すフローチャー
トである。

【符合の説明】

１０、１１、１２、１３磁気ディスク１５、１６、２０トラック２１管理領域２２ユーザ領域２３代替領域２４作業領域２５セクタ３０現行ＰＤＭ３１新ＰＤＭ３２修正ＰＤＭ４０現行ＲＤＭ４１新ＲＤＭ４２修正ＲＤＭ５０磁気ディスク記憶装置５１上位コンピュータ５２インターフェース５３ＲＯＭ５４ＲＡＭ５５ＣＰＵ５６読取り／書込み部５７ヘッド５８駆動部

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者相田享神奈川県藤沢市桐原町１番地日本アイ・ビー・エム株式会社藤沢事業所内

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】ユーザ・データを格納するユーザ・セクタ
と二次欠陥ユーザ・セクタに格納されたユーザ・データ
を格納する代替セクタとを含み、前記ユーザ・セクタに
は順番に現行論理ブロック・アドレス（現行ＬＢＡ）が
割り付けられている情報記憶媒体において、前記代替セ
クタに格納されたユーザ・データを前記ユーザ・セクタ
に移動して欠陥セクタを処理する方法であって、（１）前記二次欠陥ユーザ・セクタをスキップして前記
ユーザ・セクタに新ＬＢＡを割り付けるステップと、（２）最大の現行ＬＢＡを有する前記ユーザ・セクタを
起点にしてアドレスが減少する方向へ現行ＬＢＡに従っ
て所定数のセクタを選択するステップと、（３）前記選択された所定数のセクタのユーザ・データ
を読取るステップと、（４）前記読取ったユーザ・データを前記新ＬＢＡに従
って前記ユーザ・セクタに書込むステップと、（５）前記ステップ（２）で選択された所定数のセクタ
の中で最小の現行ＬＢＡを有するセクタより１つ小さい
現行ＬＢＡを有するセクタを起点にしてアドレスが減少
する方向へ現行ＬＢＡに従って所定数のセクタを選択す
るステップと、（６）ステップ（３）乃至ステップ（５）を繰り返すス
テップとを有する処理方法。
【請求項２】さらに前記ステップ（５）の後に、前記ス
テップ（５）で選択された所定数のセクタがそれぞれ有
する現行ＬＢＡの中で最小のＬＢＡが、前記二次欠陥ユ
ーザ・セクタがそれぞれ有する現行ＬＢＡの中で最小の
ＬＢＡより小さいか否かを判断するステップを有し、所
定のマージンを含んで小さいと判断されたときは前記ス
テップ（６）を実行しないで前記処理を終了する請求項
１記載の処理方法。
【請求項３】ユーザ・データを格納するユーザ・セクタ
と二次欠陥ユーザ・セクタに格納されたユーザ・データ
を格納する代替セクタとを含み、前記ユーザ・セクタ及
び前記代替セクタには順番に現行論理ブロック・アドレ
ス（現行ＬＢＡ）が割り付けられており、前記代替セク
タの中で最小の現行ＬＢＡを有する第１のセクタは前記
ユーザ・セクタの中で最大の現行ＬＢＡを有する第２の
セクタに隣接しており、前記代替セクタには第１のセク
タから順番に前記二次欠陥ユーザ・セクタに格納された
ユーザ・データが転送されている情報記憶媒体におい
て、前記代替セクタに格納されたユーザ・データを前記
ユーザ・セクタに移動して欠陥セクタを処理する方法で
あって、（１）前記二次欠陥ユーザ・セクタをスキップして前記
ユーザ・セクタ及び前記代替セクタに新ＬＢＡを割り付
けるステップと、（２）前記代替セクタに格納されたユーザ・データを前
記二次欠陥ユーザ・セクタとの関連付けを維持して退避
するステップと、（３）前記第２のセクタを起点にしてアドレスが減少す
る方向へ現行ＬＢＡに従って所定数のセクタを選択する
ステップと、（４）前記選択された所定数のセクタのユーザ・データ
を読取るステップと、（５）前記読取ったユーザ・データを前記新ＬＢＡに従
って前記ユーザ・セクタに書込むステップと、（６）前記ステップ（３）で選択された所定数のセクタ
の中で最小の現行ＬＢＡを有するセクタより１つ小さい
現行ＬＢＡを有する第３のセクタを起点にしてアドレス
が減少する方向へ現行ＬＢＡに従って所定数のセクタを
選択するステップと、（７）ステップ（４）乃至ステップ（６）を繰り返すス
テップとを有する処理方法。
【請求項４】ユーザ・データを格納するユーザ・セクタ
と二次欠陥ユーザ・セクタに格納されたユーザ・データ
を格納する代替セクタとを含み、前記ユーザ・セクタ及
び前記代替セクタには順番に現行論理ブロック・アドレ
ス（現行ＬＢＡ）が割り付けられており、前記代替セク
タの中で最小の現行ＬＢＡを有する第１のセクタは前記
ユーザ・セクタの中で最大の現行ＬＢＡを有する第２の
セクタに隣接しており、前記代替セクタには前記第１の
セクタから順番に前記二次欠陥ユーザ・セクタに格納さ
れたユーザ・データが転送されている情報記憶媒体にお
いて、前記代替セクタに格納されたユーザ・データを前
記ユーザ・セクタに移動して欠陥セクタを処理する方法
であって、（１）前記二次欠陥ユーザ・セクタをスキップして前記
ユーザ・セクタ及び前記代替セクタに新ＬＢＡを割り付
けるステップと、（２）前記代替セクタに格納されたユーザ・データを前
記二次欠陥ユーザ・セクタとの関連付けを維持して退避
するステップと、（３）前記第２のセクタを起点にしてアドレスが減少す
る方向へ現行ＬＢＡに従って所定数のセクタを選択する
ステップと、（４）前記選択された所定数のセクタのユーザ・データ
を読取るステップと、（５）前記読取ったユーザ・データを前記二次欠陥ユー
ザ・セクタとの関連付けを維持して退避するステップ
と、（６）前記読取ったユーザ・データを前記新ＬＢＡに従
って前記ユーザ・セクタに書込むステップと、（７）前記ステップ（３）で選択された所定数のセクタ
の中で最小の現行ＬＢＡを有するセクタより１つ小さい
現行ＬＢＡを有する第３のセクタを起点にしてアドレス
が減少する方向へ現行ＬＢＡに従って所定数のセクタを
選択するステップと、（８）ステップ（４）乃至ステップ（７）を繰り返すス
テップとを有する処理方法。
【請求項５】ユーザ・データを格納するユーザ・セクタ
と二次欠陥ユーザ・セクタに格納されたユーザ・データ
を格納する代替セクタとを含み、前記ユーザ・セクタ及
び前記代替セクタには順番に現行論理ブロック・アドレ
ス（現行ＬＢＡ）が割り付けられており、前記代替セク
タの中で最小の現行ＬＢＡを有する第１のセクタは前記
ユーザ・セクタの中で最大の現行ＬＢＡを有する第２の
セクタに隣接しており、前記代替セクタには前記第１の
セクタから順番に前記二次欠陥ユーザ・セクタに格納さ
れたユーザ・データが転送されている情報記憶媒体にお
いて、前記代替セクタに格納されたユーザ・データを前
記ユーザ・セクタに移動して欠陥セクタを処理する方法
であって、（１）前記二次欠陥ユーザ・セクタをスキップして前記
ユーザ・セクタ及び前記代替セクタに新ＬＢＡを割り付
けるステップと、（２）前記代替セクタに格納されたユーザ・データを前
記二次欠陥ユーザ・セクタとの関連付けを維持して退避
するステップと、（３）前記第２のセクタを起点にしてアドレスが減少す
る方向へ現行ＬＢＡに従って所定数のセクタを選択する
ステップと、（４）コントロール・フラグを第１の状態に変更するス
テップと、（５）前記選択された所定数のセクタのユーザ・データ
を読取るステップと、（６）前記読取ったユーザ・データを前記二次欠陥ユー
ザ・セクタとの関連付けを維持して退避するステップ
と、（７）前記コントロール・フラグを第２の状態に変更す
るステップと、（８）前記読取ったユーザ・データを前記新ＬＢＡに従
って前記ユーザ・セクタに書込むステップと、（９）前記ステップ（３）で選択された所定数のセクタ
の中で最小の現行ＬＢＡを有するセクタより１つ小さい
現行ＬＢＡを有する第３のセクタを起点にしてアドレス
が減少する方向へ現行ＬＢＡに従って所定数のセクタを
選択するステップと、（１０）ステップ（４）乃至ステップ（９）を繰り返す
ステップとを有する処理方法。
【請求項６】複数のユーザ・セクタと二次欠陥ユーザ・
セクタに格納されたユーザ・データを格納する代替セク
タとを備える情報記憶媒体と、前記情報記憶媒体へデータの読み書きをするための変換
素子と、前記変換素子を前記情報記憶媒体の所定の位置に位置付
ける駆動部と、前記変換素子を通じて前記情報記憶媒体にデータを書込
み、前記変換素子を通じて前記情報記憶媒体からデータ
を読出し、所定のアドレスに前記変換素子を位置付ける
ように前記駆動部の動作を制御するＣＰＵとを有する情
報記録再生装置であって、前記ＣＰＵは、前記二次欠陥ユーザ・セクタをスキップ
して前記ユーザ・セクタに順番に新ＬＢＡを割り付け、
最大の現行ＬＢＡが割り付けられた前記ユーザ・セクタ
を起点にしてアドレスが減少する方向へ現行ＬＢＡに従
って所定数のセクタを選択し、前記選択された所定数の
セクタのユーザ・データを読取るように前記駆動部を制
御し、前記読取ったユーザ・データを前記新ＬＢＡに従
って前記ユーザ・セクタに書込むように前記駆動部を制
御し、前記選択された所定数のセクタの中で最小の現行
ＬＢＡを有するセクタより１つ小さい現行ＬＢＡを有す
るセクタを起点にしてアドレスが減少する方向へ現行Ｌ
ＢＡに従って所定数のセクタを選択し、前記現行ＬＢＡ
に従った読取りと前記新ＬＢＡに従った書込みを繰り返
すように前記駆動部を制御する情報記録再生装置。
【請求項７】複数のユーザ・セクタと二次欠陥ユーザ・
セクタに格納されたユーザ・データを格納する代替セク
タとを備えるコンピュータによる読取り可能な情報記憶
媒体と、前記情報記憶媒体へデータの読み書きをするための変換
素子と、前記変換素子を前記情報記憶媒体の所定の位置に位置付
ける駆動部と、前記変換素子を通じて前記情報記憶媒体にデータを書込
み、前記変換素子を通じて前記情報記憶媒体からデータ
を読出し、前記駆動部の動作を制御するＣＰＵとを有す
る情報記録再生装置であって、前記情報記憶媒体に請求項１乃至５のいずれかに記載の
欠陥セクタの処理方法を前記ＣＰＵに実行させるプログ
ラムが格納されている情報記録再生装置。
【請求項８】さらに前記ＣＰＵに接続されたメモリを有
し、前記プログラムが前記情報記憶媒体に替えて前記メ
モリに格納されている請求項７記載の情報記録再生装
置。
【請求項９】ユーザ・データを格納するユーザ・セクタ
と二次欠陥ユーザ・セクタに格納されたユーザ・データ
を格納する代替セクタとを含み、前記ユーザ・セクタに
は降順に現行論理ブロック・アドレス（現行ＬＢＡ）が
割り付けられている情報記憶媒体において、前記代替セ
クタに格納されたユーザ・データを前記ユーザ・セクタ
に移動して欠陥セクタを処理する方法であって、（１）前記二次欠陥ユーザ・セクタをスキップして前記
ユーザ・セクタに新ＬＢＡを割り付けるステップと、（２）最小の現行ＬＢＡを有する前記ユーザ・セクタを
起点にしてアドレスが増加する方向へ現行ＬＢＡに従っ
て所定数のセクタを選択するステップと、（３）前記選択された所定数のセクタのユーザ・データ
を読取るステップと、（４）前記読取ったユーザ・データを前記新ＬＢＡに従
って前記ユーザ・セクタに書込むステップと、（５）前記ステップ（２）で選択された所定数のセクタ
の中で最大の現行ＬＢＡを有するセクタより１つ大さい
現行ＬＢＡを有するセクタを起点にしてアドレスが増加
する方向へ現行ＬＢＡに従って所定数のセクタを選択す
るステップと、（６）ステップ（３）乃至ステップ（５）を繰り返すス
テップとを有する処理方法。