JPH11327809A - 磁気ディスク装置の欠陥セクタ検索方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 欠陥テーブルの容量増大を招くことなく欠陥
セクタの検索を可能とする磁気ディスク装置の欠陥セク
タ検索方法を提供する。 【解決方法】 磁気ディスク装置における欠陥セクタの
情報を求めるための欠陥セクタ検索方法において、欠陥
テーブルを、欠陥セクタの個々の物理ブロックアドレス
（ＰＢＡ）を記憶した欠陥セクタテーブルと、所定数の
セクタから構成されるブロックのうち、欠陥ブロックの
ＰＢＡを記憶した欠陥ブロックテーブルとから構成し、
前記欠陥セクタテーブルに基づく欠陥情報の検索結果
と、前記欠陥ブロックテーブルに基づく欠陥情報の検索
結果とから、欠陥セクタの総数を求める。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、磁気ディスク装置
の欠陥セクタ検索方法に関し、特に欠陥テーブルの絶対
量を少なくすることができるできる欠陥セクタの検索方
法に関するものである。

【０００２】

【従来の技術】従来から、磁気ディスク装置におけるデ
ータの記録および読み取りに際し、欠陥セクタ以外の正
常なセクタにアクセスできるように、例えば欠陥セクタ
のアドレスを記憶した欠陥セクタテーブルを利用した欠
陥セクタ検索が行われている。このような欠陥セクタの
検索は、例えば、ホストから与えられた目的とする論理
ブロックアドレス（ＬＢＡ）をｍとし、そのＬＢＡｍに
対応する物理ブロックアドレス（ＰＢＡ）を求める場
合、まずＰＢＡをｍと仮定し、この仮定ＰＢＡｍを使用
して欠陥セクタテーブル上の欠陥セクタを表すＰＢＡと
比較することにより行うようにしている。

【０００３】ここで、順次検索を行う場合、まず仮定Ｐ
ＢＡｍを欠陥セクタテーブルの最初のポインタ０の欠陥
セクタＰＢＡと比較し、仮定ＰＢＡｍの方が大きい場合
は、ポインタを次の欠陥セクタＰＢＡを表すように移動
させ、上記の比較を繰り返す。そして、仮定ＰＢＡｍよ
りも大きい欠陥セクタＰＢＡが現れるか、あるいは欠陥
セクタテーブルの全てのデータを検索し終わるまで、こ
の動作を繰り返し行う。欠陥セクタテーブルが昇順並び
の場合は、２分検索などの高速検索が可能である。検索
を行った結果、仮定ＰＢＡｍよりも大きいＰＢＡを持つ
データへのオフセット値ｋがポインタの数から得られ
る。このオフセット値ｋは、仮定ＰＢＡｍよりも小さい
アドレスを持つ欠陥セクタの個数となる。

【０００４】検索動作を一度行ったことにより、仮定Ｐ
ＢＡｍに対しＰＢＡｍ以下に存在する欠陥セクタの個数
が得られるので、仮定ＰＢＡをその個数分増やしｍ＋ｋ
に更新する。この際、仮定ＰＢＡが更新されたので、Ｐ
ＢＡｍからＰＢＡｍ＋ｋまでの間に欠陥セクタを含んで
いるかどうかを、再度欠陥セクタテーブルに基づき検索
する必要がある。検索の結果、仮定ＰＢＡが更新されな
ければその時点で検索動作を終了する。終了したときの
仮定ＰＢＡが、ホストから与えられたＬＢＡｍに対応す
るＰＢＡの値となる。上述した従来の欠陥セクタ検索方
法では、このような方法で検索を行っているため、欠陥
セクタテーブル上には欠陥セクタ数を表すデータが必要
がない。これは、オフセットの値が欠陥セクタ数を表す
ためであり、欠陥セクタ数をテーブル内に持つ方式と比
べると、欠陥セクタテーブルを小さくすることができ
る。

【０００５】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、上述し
た従来の欠陥セクタの検索方法には、以下のような問題
点がある。まず第１の問題点は、連続した複数セクタに
またがって欠陥セクタが存在しているとしても、この登
録はセクタ単位で行われるため、欠陥セクタの数分だけ
欠陥セクタテーブル用のメモリエリアが必要になるとい
うことである。特に、サーボセクタに欠陥があり、複数
のセクタがその影響を受ける場合、その全てのセクタを
一つずつ、欠陥セクタの数分だけ欠陥セクタテーブルへ
登録しなければならない。そのため、サーボセクタ上に
多くの欠陥が存在することが予測される場合は、膨大な
欠陥セクタテーブル用のメモリを確保する必要がある。
なぜなら、上述の従来の技術では欠陥セクタテーブルを
検索したときのポインタがセクタ数を表すデータ構造に
なっているため、セクタ単位でしか登録できないからで
ある。

【０００６】また、第２の問題点は、上述した方法では
ＰＢＡを仮定して、そのＰＢＡよりも小さいＰＢＡを持
つ欠陥セクタを検索するという手法をとっているため、
正しいＰＢＡを求めるために、仮定ＰＢＡを移動して再
度検索を行って、新たな欠陥ＰＢＡが見つからなくなる
まで検索動作を繰り返す必要があることである。

【０００７】本発明の目的は上述した課題を解消して、
欠陥テーブルの容量を増大させることなく欠陥セクタの
検索が可能な磁気ディスク装置の欠陥セクタ検索方法を
提供するものである。

【０００８】

【課題を解決するための手段】本発明の磁気ディスク装
置の欠陥セクタ検索方法は、磁気ディスク装置における
欠陥セクタの情報を求めるための欠陥セクタ検索方法に
おいて、欠陥テーブルを、欠陥セクタの個々の物理ブロ
ックアドレス（ＰＢＡ）を記憶した欠陥セクタテーブル
と、所定数のセクタから構成されるブロックのうち、欠
陥ブロックのＰＢＡを記憶した欠陥ブロックテーブルと
から構成し、前記欠陥セクタテーブルに基づく欠陥情報
の検索結果と、前記欠陥ブロックテーブルに基づく欠陥
情報の検索結果とから、欠陥セクタの総数を求めること
を特徴とするものである。

【０００９】本発明では、欠陥テーブルを、セクタ単位
の欠陥セクタテーブルと、所定数のセクタ（例えば８セ
クタ）からなるブロック単位の欠陥ブロックテーブルと
で構成することで、単独の欠陥セクタを欠陥セクタテー
ブルに記憶し、連続した複数の欠陥セクタ（例えば８セ
クタ）にわたる欠陥セクタを欠陥ブロックテーブルにブ
ロック単位で記憶し、単純に欠陥セクタテーブルに基づ
く検索結果と欠陥ブロックテーブルに基づく検索結果と
を足し合わすことで、欠陥セクタの総数を得るようにし
ている。従って従来の方法のように欠陥テーブルの容量
を増大させることなく、所望の欠陥セクタを検索するこ
とができる。尚、欠陥ブロック長テーブルは、ブロック
長を変えた複数の欠陥ブロック長テーブルで構成するよ
うにしてもよい。又、欠陥ブロックテーブル内における
オフセットＢ（ｍ）を求める検索方法には、順次検索あ
るいは２分検索を適用することができる。

【００１０】

【発明の実施の形態】図１は本発明の欠陥セクタ検索方
法を実施する磁気ディスク装置の一例の構成を示す図で
ある。図１において、欠陥テーブル２は、欠陥セクタテ
ーブル７および欠陥ブロックテーブル８から構成されて
いる。磁気ディスク装置１の欠陥セクタ情報は、通常セ
クタ単位で処理され、欠陥セクタテーブル７に記録され
る。一方、サーボセクタ部に欠陥が存在する場合、その
サーボセクタの前後の連続した複数セクタがそのサーボ
セクタ部の欠陥の影響を受けてしまうため、これらのセ
クタは全て使用不能となる。本発明では、そのような連
続した欠陥セクタを１ブロックとして欠陥ブロックテー
ブル８に記憶するようにしている。これらの欠陥セクタ
テーブル７および欠陥ブロックテーブル８には、欠陥セ
クタ情報が昇順で入れられている。

【００１１】このように構成された欠陥テーブル２で
は、検索セクタテーブル７を検索し、欠陥ブロックテー
ブル８を検索し、その両方の結果を足し合わせることに
より欠陥セクタを検索することができる。又、本発明の
欠陥セクタ検索方法を磁気ディスク装置１に応用した場
合、ホストから要求された欠陥セクタの論理ブロックア
ドレス（ＬＢＡ）に対する物理ブロックアドレス（ＰＢ
Ａ）を簡単に得ることができる。本発明の方法では、欠
陥セクタのデータが欠陥テーブル２上にＰＢＡにて登録
されている。ＰＢＡをキーとしてこの欠陥テーブル２の
検索を行うと、欠陥セクタテーブル７と欠陥ブロックテ
ーブル８の両欠陥テーブルを検索することにより、キー
として仮定したＰＢＡがずれてしまうため、ずれた分を
補正したＰＢＡをキーとして、再度両テーブルの検索を
繰り返さなければならない。ここで、ＬＢＡをキーとし
て欠陥テーブル２の検索を行うことにより、単純に欠陥
セクタテーブル７の結果と欠陥ブロックテーブル８の結
果を足し合わせることで、欠陥セクタの総数を求めるこ
とができる。

【００１２】図１を参照すると、本発明の欠陥セクタ検
索方法を利用する磁気ディスク装置１は、ホストコマン
ド処理部３、欠陥テーブル検索手段６、ＨＤＡ５、ＨＤ
Ａアクセス制御部４、欠陥テーブル２から構成されてい
る。ここで、欠陥テーブル２は、欠陥セクタテーブル７
と欠陥ブロックテーブル８とを含む。欠陥セクタテーブ
ル７および欠陥ブロックテーブル８は、欠陥セクタ情報
を昇順データとして保持している。また、ＨＤＡ５は、
磁気ヘッド、磁気メディア、プリアンプ、スピンドルモ
ータ、ＶＣＭなどからなり、磁気記録媒体への情報の記
録および再生を行う。ＨＤＡアクセス制御部４は、スピ
ンドルモータの回転制御やＶＣＭの駆動、データの符号
化や復号化、サーボ制御などを行う。ホストコマンド処
理部３は、ホストから発行されるコマンドを解釈し、同
時にホストから与えられたアクセス開始ＬＢＡとアクセ
ス長から、欠陥テーブル検索手段６を使用して、アクセ
スを開始するＰＢＡおよびアクセスを終了するＰＢＡと
を算出する。また、ＨＤＡアクセス制御部４の制御を行
い、必要なデータの読み出しまたは書き込みを行う。欠
陥テーブル検索手段６は、本発明に従って、欠陥セクタ
テーブル７および欠陥ブロックテーブル８内のデータを
ＬＢＡをキーとして検索し、検索結果を足し合わせるこ
とにより目的とするＰＢＡを得る。

【００１３】次に、図２〜図８を参照して本発明の一実
施例の欠陥セクタの検索動作について詳細に説明する。
ホストコマンド処理部３はホストから与えられるコマン
ドを受け取る。ホストからはコマンドと共にアクセスを
開始するセクタを示すＬＢＡ（以後、アクセス開始ＬＢ
Ａとする）と、アクセスを行うセクタ数が与えられる
（図２のステップＡ１）。ここで、アクセス終了ＰＢＡ
は不変であるので、アクセス開始ＬＢＡにアクセスセク
タ数を足すことでアクセス終了ＬＢＡを求める。このア
クセス終了ＬＢＡをＰＢＡに変換し、アクセス終了ＰＢ
Ａとして先に求めておく（図２のステップＡ２）。ここ
で行われるＬＢＡからＰＢＡへの変換で使用されるの
が、ＬＢＡからＰＢＡへの変換ルーチンであり、これに
本発明の欠陥セクタの検索方法が適用される。

【００１４】図３に、この変換ルーチンの手順を示す。
尚、以後の説明は、アクセス開始ＬＢＡを２０、アクセ
スを行うセクタ数を２５として行う。この場合、アクセ
ス終了ＬＢＡは４４となる。図５は、トラック上の欠陥
セクタの配置の一例を示す図であり、トラック上の欠陥
セクタがこのように配置されている場合、欠陥セクタテ
ーブル７および欠陥ブロックテーブル８は、それぞれ図
６および図７のようになる。これらの図において、実際
は各テーブル内には、欠陥セクタデータまたは欠陥ブロ
ックデータのみがそれぞれ格納されている。図６におけ
る欠陥セクタデータは、トラック上で欠陥セクタの存在
するＰＢＡの値を昇順に記録して構成される。又、図７
における欠陥ブロックデータは、１ブロックを８セクタ
からなるものとして、欠陥ブロックの存在するブロック
データを昇順に記録して構成される。従って、ここで欠
陥ブロック＝３とは、欠陥セクタ＝２４〜３１までを示
している。

【００１５】図３に示すように、アクセス終了ＬＢＡか
らＰＢＡへの変換は、欠陥セクタテーブル７内の欠陥情
報の検索過程（図３のステップＢ１）と、欠陥ブロック
テーブル８内の欠陥情報の検索過程（図３のステップＢ
２）及び、これらのステップにおける検索結果の演算過
程（図３のステップＢ３）を経て実行される。まず、ア
クセス終了ＬＢＡ（＝４４）をキーとして欠陥セクタテ
ーブル７（図６）の検索を行って、欠陥セクタテーブル
７内の欠陥情報を検索する（図３のステップＢ１）。
尚、ここでは順次検索が行われている。まず、オフセッ
トを０として欠陥セクタデータ−オフセットＳの値（＝
２）とアクセス終了ＬＢＡ（＝４４）とを比べる。この
場合は、アクセス終了ＬＢＡの方が大きいので、オフセ
ットを１とする。再度、欠陥セクタデータ−オフセット
Ｓの値（１２−１＝１１）とアクセス終了ＬＢＡとを比
べる。この場合もやはりアクセス終了ＬＢＡの方が大き
いので、オフセットを２とする。このようにしてオフセ
ットの値を１つずつ増加して検索を繰り返すと、オフセ
ットが４の時に、下記の条件式（１）を満たすことが判
る。

【００１６】条件式（１）： 欠陥セクタデータＰＢＡ（ｎ−１）−オフセットＳ（ｎ−１）＜ＬＢＡ ≦欠陥セクタデータＰＢＡ（ｎ）−オフセットＳ（ｎ） ただし、ｎ＝０の場合はｎ−１を含む最初の条件式は除
外する。また、欠陥セクタデータがエンド・オブ・ファ
イルに達した場合は、条件が成立したものとする。これ
により得たオフセットＳの値４は、ＬＢＡ＝０のセクタ
からアクセス終了ＬＢＡ（＝４４）までの間に存在する
欠陥セクタの個数に相当する。

【００１７】以上の計算でＬＢＡ＝０のセクタからアク
セス終了ＬＢＡまでの間に存在する欠陥セクタの個数を
求めることができる理由は以下の通りである。図５を参
照すると、トラック上にＰＢＡは連続して割り振られて
いる。これに対し、ＬＢＡは欠陥セクタに対しては割り
振られず、順に右側にシフトされている。ＰＢＡ＝２に
欠陥があることから、ＬＢＡ＝２以降のセクタは全て、
右側に一つシフトしている。また、ＰＢＡ＝１２および
１３に欠陥があることから、ＬＢＡ＝１１以降のセクタ
は全て、さらに右側に２つずつ、最初から考えると３つ
ずつ右側にシフトしている。

【００１８】欠陥セクタテーブル７は昇順にソートされ
ているため、ＰＢＡ＝２のデータが欠陥セクタテーブル
７上にあれば、テーブルのデータ分オフセットが１つず
つずれる。また、ＰＢＡ＝１２および１３のデータが欠
陥セクタテーブル７上にあれば、オフセットがさらに２
つずつずれる。このため、オフセットの値は該当するＰ
ＢＡに対する欠陥セクタの数を示すものであることがわ
かる。また、欠陥セクタデータ−オフセットＳの値は、
欠陥セクタにもし欠陥がなかったら割り振られたであろ
うＬＢＡを示している。したがって、この欠陥セクタデ
ータ−オフセットＳの値と変換の対象となるＬＢＡとを
比較することにより、そのＬＢＡが欠陥セクタテーブル
７のどの欠陥セクタの影響を受けるかを検索することが
できる。これらのことより、上記計算式によって、ＬＢ
Ａ＝０のセクタからアクセス終了ＬＢＡまでに存在する
欠陥セクタの数を算出できることがわかる。

【００１９】欠陥セクタテーブル７内の欠陥情報の検索
を終了すると、次に欠陥ブロックテーブル８の検索を行
う（図３のステップＢ２）。この検索はアクセス終了Ｌ
ＢＡ（＝４４）をキーとして行う。上述したように、図
７に示す欠陥ブロックテーブル８は、１ブロックを８セ
クタからなるものとして構成したものである。したがっ
て、欠陥ブロック＝３とは、欠陥セクタ２４〜３１まで
を示している。尚、ブロック全体が欠陥セクタから構成
される場合以外は、欠陥ブロックとしない。欠陥ブロッ
クテーブル８の検索は、欠陥セクタテーブル７を検索し
たのと同様に行われるが、検索単位が１ブロックである
ため、検索キーはブロック長（＝８）分のＬＢＡを切り
捨てたものとなる。また、欠陥ブロックテーブル８に欠
陥ブロックとして登録されているのは、欠陥ＰＢＡでは
なく、ブロック長分のＰＢＡを切り捨てたものである。

【００２０】まず、オフセットＢを０として、欠陥ブロ
ックデータ−オフセットＢの値（＝３）とブロック長分
のアクセス終了ＬＢＡ（＝５；アクセス終了ＬＢＡが４
４であることから４４／８を切り捨てた値）とを比べる
と、ブロック長分のアクセス終了ＬＢＡの方が大きい。
従って、オフセットを１とすると、テーブルのエンド・
オブ・ファイルに達するので、欠陥ブロック数を示すオ
フセットＢの値は１となる。検索条件を示す条件式
（２）は以下の通りとなる。

【００２１】条件式（２）： ブロック長分の欠陥ブロックデータＰＢＡ（ｍ−１）（切り捨て）−オフ セットＢ（ｍ−１）＜ブロック長分のアクセス終了ＬＢＡ（切り捨て） ≦ブロック長分の欠陥ブロックデータＰＢＡ（ｍ）（切り捨て）−オフセ ットＢ（ｍ） ただし、ｎ＝０の場合はｎ−１を含む最初の条件式は除
外する。また、欠陥セクタデータがエンド・オブ・ファ
イルに達した場合は、条件が成立したものとする。

【００２２】上述した欠陥セクタテーブル７および欠陥
ブロックテーブル８についての検索結果から、アクセス
終了ＬＢＡに対応するアクセス終了ＰＢＡは、下記の式
（３）から得られる（図３のステップＢ３）。 式（３）： ＰＢＡ＝ＬＢＡ＋欠陥セクタ数 ＝ＬＢＡ＋オフセットＳ（ｎ）＋（オフセットＢ（ｍ）×ブロック長） このようにしてアクセス終了ＰＢＡ＝５６が得られる。

【００２３】次いで、図２に戻り、アクセス開始ＰＢＡ
を決定する（図２のステップＡ３）。この処理は、欠陥
セクタの検索に使用される検索キーとなるＬＢＡが、ア
クセス開始ＬＢＡとなるだけで、アクセス終了ＰＢＡの
決定と同じ動作で行われる。両テーブル７、８の検索の
結果、オフセットＳ（ｎ）が３、オフセットＢ（ｍ）が
０となり、アクセス開始ＰＢＡ＝２３が得られる。

【００２４】尚、磁気ディスク装置はその特性上、トラ
ック単位でアクセスを分割する必要がある。このため、
アクセス開始ＰＢＡからアクセス終了ＰＢＡまでは一度
にアクセスできない可能性があるので、必要に応じて磁
気メディアに対するアクセスを複数に分割する必要があ
る。そこで、次の処理としてアクセス開始ＰＢＡが存在
するトラックの最終ＰＢＡおよび最終ＬＢＡを求める
（図２のステップＡ４）。この処理の詳細を図４および
磁気記録媒体上のゾーン情報テーブルを示す図８を参照
して以下に説明する。

【００２５】図４を参照すると、アクセス開始ＰＢＡを
キーとし、ゾーン情報テーブル（図８）上の先頭ＰＢＡ
を検索し、アクセス開始ＰＢＡの存在するゾーンを見つ
け出して、このゾーンに対応するトラック当たりのセク
タ数を得る（図４のステップＣ１）。例えばトラック当
たりのセクタ数をｂ０とすると、アクセス開始ＰＢＡが
存在しているトラックの最終セクタＰＢＡは、以下の式
（４）で得ることができる（図４のステップＣ２）。 式（４）： トラックの最終セクタのＰＢＡ＝（アクセス開始ＰＢＡ
÷ｂ０（切り上げ））×ｂ０−１ ここで、ｂ０を５０とすると、トラックの最終セクタの
ＰＢＡ（最終ＰＢＡ）は４９となる。

【００２６】次に、そのトラックの最終ＬＢＡを求め
る。トラックの最終ＰＢＡをキーにして、欠陥テーブル
２の欠陥ＰＢＡデータおよび欠陥ＰＢＡブロックデータ
を検索し、そのトラックの最終ＰＢＡまでに存在する欠
陥セクタの個数を求め、最終ＰＢＡから欠陥セクタ数を
引くことによりトラックの最終ＬＢＡを求めることがで
きる。この操作は、ＰＢＡ同士の比較であるので、容易
に行うことができる（図４のステップＣ３からＣ５）。

【００２７】再び図２に戻ると、アクセス開始ＰＢＡか
らアクセス終了ＰＢＡまでを、一度にアクセス可能かど
うかを判定するため、アクセス終了ＰＢＡとアクセス開
始ＰＢＡが存在しているトラックの最終ＰＢＡとを比較
する（図２のステップＡ５）。ここで、アクセス終了Ｐ
ＢＡの方が大きかった場合は、複数の磁気メディアへの
アクセスに分解する必要があるため、今回のアクセス開
始ＰＢＡには、そのままアクセス開始ＰＢＡを使用する
が、今回のアクセス終了ＰＢＡには、トラック最終ＰＢ
Ａをセットし、次回アクセス開始ＬＢＡにトラック最終
ＬＢＡ＋１をセットする（図２のステップＡ６）。一
方、アクセス終了ＰＢＡが最終ＰＢＡ以下だった場合
は、一回の磁気メディアへのアクセスでアクセスが可能
である。そのため、今回のアクセス開始ＰＢＡおよび今
回アクセス終了ＰＢＡへは、そのままアクセス開始ＰＢ
Ａおよびアクセス終了ＰＢＡをセットし、次回アクセス
開始ＬＢＡにはアクセスがないことを示すＮｕｌｌをセ
ットする（図２のステップＡ７）。

【００２８】以上の処理で、一回のアクセス開始および
終了するＰＢＡが決定したので、それに従い、磁気メデ
ィアに対するアクセスを行い、データの読み出しまたは
書き込みを行う（図２のステップＡ８）。アクセス終了
後、残りのアクセスがあるかどうかを、次回アクセス開
始ＬＢＡがＮｕｌｌかであるかどうかにより判定する
（図２のステップＡ９）。もし、次回アクセス開始ＬＢ
ＡがＮｕｌｌだった場合は、残りはないので処理を終了
する。Ｎｕｌｌでなかった場合は、アクセス開始ＬＢＡ
を次回アクセス開始ＬＢＡに更新し、アクセス開始ＬＢ
Ａをアクセス開始ＰＢＡへ変換する処理（図２のステッ
プＡ３）から再開する（図２のステップＡ１０）。

【００２９】なお、上述した説明では、検索方法に順次
検索を取り上げたが、欠陥テーブルのデータは昇順デー
タであるため、２分検索などの高速検索を使用すること
も可能である。また、欠陥セクタテーブル７のほかに、
欠陥ブロックテーブル８一つのみを備える例を取り上げ
たが、ブロック長を変えた複数の欠陥ブロックテーブル
を持つようにすることも可能である。

【００３０】

【発明の効果】以上の説明から明らかなように、本発明
によれば、欠陥テーブルを、セクタ単位の欠陥セクタテ
ーブルと、所定数のセクタ（例えば８セクタ）からなる
ブロック単位の欠陥ブロックテーブルとで構成している
ため、単独の欠陥セクタは欠陥セクタテーブルに記憶
し、連続した複数の欠陥セクタ例えば８セクタにわたる
欠陥セクタは欠陥ブロックテーブルにブロック単位で記
憶し、単純に欠陥セクタテーブルに基づく検索結果と欠
陥ブロックテーブルに基づく検索結果とを足し合わすこ
とで、従来の方法のように欠陥テーブルの容量の増大を
招くことなく、所望の欠陥セクタを検索することができ
る。すなわち、サーボセクタに欠陥が存在し、複数の連
続したセクタが影響を受けるために使用不能になったよ
うな場合でも、欠陥テーブルの容量を小さくすることが
できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】図１は、本発明の欠陥セクタ検索方法を実施す
る磁気ディスク装置の一例の構成を示す図である。

【図２】図２は、図１に示す磁気ディスク装置の動作を
説明するためのフローチャートである。

【図３】図３は、本発明の欠陥セクタ検索方法における
論理ブロックアドレス（ＬＢＡ）から物理ブロックアド
レス（ＰＢＡ）への変換を説明するためのフローチャー
トである。

【図４】図４は、磁気ディスク装置におけるトラック単
位でのアクセスの分割を説明するためのフローチャート
である。

【図５】図５は、記録媒体のトラック上の欠陥セクタの
一例を示す図である。

【図６】図６は、本発明で使用する欠陥セクタテーブル
の一例を示す図である。

【図７】図７は、本発明で使用する欠陥ブロックテーブ
ルの一例を示す図である。

【図８】図８は、本発明で使用するゾーン情報テーブル
の一例を示す図である。

【符号の説明】

１ 磁気ディスク装置 ２ 欠陥テーブル ３ ホストコマンド処理部 ４ ＨＤＡアクセス制御部 ５ ＨＤＡ ６ 欠陥テーブル検索手段 ７ 欠陥セクタテーブル ８ 欠陥ブロックテーブル

Claims (6)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 磁気ディスク装置における欠陥セクタの
   情報を求めるための欠陥セクタ検索方法において、欠陥
   テーブルを、欠陥セクタの個々の物理ブロックアドレス
   （ＰＢＡ）を記憶した欠陥セクタテーブルと、所定数の
   セクタから構成されるブロックのうち、欠陥ブロックの
   ＰＢＡを記憶した欠陥ブロックテーブルとから構成し、
   前記欠陥セクタテーブルに基づく欠陥情報の検索結果
   と、前記欠陥ブロックテーブルに基づく欠陥情報の検索
   結果とから、欠陥セクタの総数を求めることを特徴とす
   る磁気ディスク装置の欠陥セクタ検索方法。
2. 【請求項２】 前記欠陥セクタテーブルおよび／または
   欠陥ブロックテーブルが昇順並びのデータ構成であるこ
   とを特徴とする請求項１に記載の磁気ディスク装置の欠
   陥セクタ検索方法。
3. 【請求項３】 前記欠陥ブロックテーブルが、ブロック
   長を変えた複数の欠陥ブロックテーブルから構成される
   ことを特徴とする請求項１または２に記載の磁気ディス
   ク装置の欠陥セクタ検索方法。
4. 【請求項４】 欠陥セクタ数を求めたい論理ブロックア
   ドレス（ＬＢＡ）をキーとし、（ａ）前記欠陥セクタテ
   ーブル内において、以下の式（１）を満たすオフセット
   Ｓ（ｎ）を求め、 欠陥セクタデータＰＢＡ（ｎ−１）−オフセットＳ（ｎ−１）＜ＬＢＡ ≦欠陥セクタデータＰＢＡ（ｎ）−オフセットＳ（ｎ） ‥‥（１）； （ｂ）前記欠陥ブロックテーブル内において、以下の式
   （２）を満たすオフセットＢ（ｍ）を求め、 ブロック長分の欠陥ブロックデータＰＢＡ（ｍ−１）（切り捨て）−オフ セットＢ（ｍ−１）＜ブロック長分のＬＳＢ（切り捨て） ≦ブロック長分の欠陥ブロックデータＰＢＡ（ｍ）（切り捨て）−オフセ ットＢ（ｍ）‥‥（２）； （ｃ）オフセットＳ（ｎ）＋（オフセットＢ（ｍ）×ブ
   ロック長）から対象となるＬＢＡの欠陥セクタ数を求め
   る；（なお、上記（ａ）、（ｂ）において、ｎまたはｍ
   が０の場合はｎ−１またはｍ−１を含む最初の条件式は
   除外し、欠陥セクタデータまたは欠陥ブロックデータが
   エンド・オブ・ファイルに達した場合は条件が成立した
   ものとする）ことを特徴とする請求項１〜３のいずれか
   に記載の磁気ディスク装置の欠陥セクタ検索方法。
5. 【請求項５】 前記欠陥セクタテーブル内における前記
   （１）式に基づくオフセットＳ（ｎ）の決定および／ま
   たは前記欠陥ブロックテーブル内における前記（２）式
   に基づくオフセットＢ（ｍ）の決定を、ｎ＝０またはｍ
   ＝０から昇順に行う順次検索を行うことを特徴とする請
   求項４に記載の磁気ディスク装置の欠陥セクタ検索方
   法。
6. 【請求項６】 前記欠陥セクタテーブル内における前記
   （１）式に基づくオフセットＳ（ｎ）の決定および／ま
   たは前記欠陥ブロックテーブル内における前記（２）式
   に基づくオフセットＢ（ｍ）の決定を、２分検索法によ
   り行うことを特徴とする請求項４に記載の磁気ディスク
   装置の欠陥セクタ検索方法。