JPH1196686A

JPH1196686A - 回転型記憶装置

Info

Publication number: JPH1196686A
Application number: JP9254656A
Authority: JP
Inventors: Mitsunobu Watanabe; 光信渡辺; Tsuneo Hirose; 恒夫廣瀬; Atsushi Takayasu; 厚志高安; Yuji Yamane; 裕二山根; Yusuke Mizuno; 雄介水野
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1997-09-19
Filing date: 1997-09-19
Publication date: 1999-04-09
Also published as: US6201655B1

Abstract

(57)【要約】【課題】トラック／シリンダゾ−ン交替の場合、不良ト
ラックは専用の代替えトラックに割り当てる必要がある
ほか、不良セクタがあるゾ−ンに集中すると性能が低下
するという問題があった。【解決手段】交替を実施した不良セクタリストをメモリ
に常駐し、目的のセクタが何セクタ分ずらされているか
をカウントすることにより、ノッチ単位に予備領域をも
つ。そして、その予備領域をセクタ交替、トラック交替
の予備領域として共有することにより、フォ−マット時
には不良セクタ／トラックの交替をスリップセクタ／ト
ラックとする。また、使用メモリを削減し、検索時間増
加を抑止するため、不良セクタリストを２段テ−ブルと
して管理する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、記憶装置の交替処
理に関し、特に、ＩＤレス（ＩＤＦｅｗ）方式による
磁気ディスク装置のフォ−マット効率、性能を向上さ
せ、使用メモリを削減するのに有効な制御方法及び不良
セクタを交替するための予備セクタの割当方法及び交替
方法に関する

【０００２】

【従来の技術】従来の磁気ディスク装置は、セクタ毎に
位置情報、交替情報を格納したＩＤ情報をもっており、
リ−ド／ライト処理時そのＩＤ情報を参照し、交替済み
セクタの処理を飛ばす方式をとっていた。この方式で
は、例えば特開平０５−２８２７９４に記載されている
ように、ＩＤ情報の中に不良セクタにより何セクタ分実
際のセクタがずらされているかを管理し、一度単純に論
理アドレスから変換した物理アドレスのＩＤを読んでか
ら実際の目的セクタにアクセスしなおす必要があった。
その際、不良セクタにより、ずらされているセクタが多
数存在すると以降のトラックに目的セクタがずらされて
いる確率が高くなる。

【０００３】そのため、ゾ−ン単位（予備セクタを持つ
単位をゾ−ンとよぶ）を広げるとシ−クの発行をやりな
おす必要があることにより、性能が劣化するため、予備
セクタはトラック単位またはシリンダ単位で管理してい
た。予備領域単位は、ＳＣＳＩインタフェ−スの場合、
モ−ドセンスと呼ばれるコマンドにより、上位ホストコ
ンピュ−タから確認できる手段が用意されている。ま
た、トラック／シリンダゾ−ン交替の場合、予備領域単
位が１トラック未満となるため、不良トラックがあって
も不良トラック交替用の専用トラックへの交替を実施
（飛ばし）していた。

【０００４】

【発明が解決しようとする課題】従来の技術では、予備
セクタをトラックまたはシリンダ単位で持つ必要があっ
たため、ドライブ全体の平均の不良セクタ以上に予備セ
クタを用意する必要があり、フォ−マット効率（全デ−
タ領域に対し、ユ−ザが実際に使用可能なデ−タ領域の
割合：実効記憶容量）が悪くなるという問題があった。

【０００５】また、不良セクタがあるゾ−ンに集中する
と他のゾ−ンの交替領域にセクタ単位に飛ばす交替方式
「スキップセクタ」を実施するか、当該トラックを不良
トラックとしてトラック単位で交替を実施する必要があ
るため、シ−ク及び回転待ちがはいり、性能が著しく低
下するという問題もあった。

【０００６】また、不良トラックを専用の代替えトラッ
クへ飛ばす交替方式「スキップトラック」をしているた
め、性能が劣化し、またフォ−マット効率が悪くなると
いう問題もあった。

【０００７】本発明の目的は、磁気ディスク装置におけ
る予備領域をノッチ（トラック当たりの容量が異なる領
域）またはボリュ−ム単位にもち、フォ−マット時全て
の不良セクタをずらしこみ、データの連続性を確保する
「スリップセクタ」交替を提供することにある。また、
セクタ交替、トラック交替の予備領域を削減することに
ある。

【０００８】また、本発明のもう一つの目的は、その際
必要な不良セクタリストをメモリに常駐する必要がある
が、使用メモリを削減し、不良セクタリストの検索によ
る処理時間の増加を抑止することにある。

【０００９】

【課題を解決するための手段】上述した目的は、ノッチ
またはボリューム単位に予備領域を持つことにより、
「スリップセクタ」、「スキップセクタ」、「スリップ
トラック」、「スキップトラック」をそれぞれマップと
して管理し、予備領域を共有することにより達成され
る。そして、交替を実施したデフェクトリスト（不良セ
クタリスト）により、目的のセクタが何セクタ分ずらさ
れているかをカウントする。そして、その予備領域を利
用してフォ−マット時における不良セクタを全て「スリ
ップセクタ」とする。

【００１０】また、予備領域をもつ単位がひろがること
により、数トラック分の予備領域がまとめて確保できる
ため、不良トラックを検出した際、余分なシ−ク動作及
び回転待ちを発生させないように順次使用トラックをず
らしこむ「スリップトラック」を行うことにより、達成
される。

【００１１】また、本発明のもう１つの目的は、ディフ
ェクトリストをメモリに常駐する際、１段目のテ−ブル
では上位アドレス単位（例えばシリンダアドレス）の２
段目のデフェクトリストのポインタを管理し、２段目の
テ−ブルにはデフェクトリストの下位アドレスを管理す
る２段デフェクトテ−ブルにより達成される。

【００１２】そして、この２段テ−ブルうち、上位アド
レスを管理した１段目のテ−ブルのみを検索し、当該ア
ドレス（例えばシリンダ）の前までの不良セクタによる
ずらしこみセクタ数をカウントして目的トラックを特定
することにより、検索時間増加を抑止できる。

【００１３】

【発明の実施の形態】以下、添付図面に示す実施例によ
り、さらに詳細に本発明について説明する。図１は、本
発明を適用した磁気ディスク制御装置の一実施例のブロ
ック図を示したものである。

【００１４】図１において、１０はホストコンピュー
タ、２０は制御装置を示し、ホストコンピュータ１０及
び、制御装置２０はホストインターフェース５０を介し
接続される。

【００１５】また、３０は磁気ディスクを示し、制御装
置２０とは、ディスクインターフェース６０を介し接続
される。制御装置２０は、ホストコンピュータ１０との
データの転送等を制御するインターフェースコントロー
ラ２１、磁気ディスク３０とのデータの転送等を制御す
るハードディスクコントローラ２２、また、それらのデ
ータ転送速度の違いを吸収し、制御装置２０内部のデー
タ転送を制御するバッファコントローラ（バッファ）２
３及び、それらを制御する制御プロセッサ２４、制御情
報等を格納する揮発性の内部メモリ２５により構成され
る。

【００１６】磁気ディスク装置３０は、デフェクトセク
タリスト等を格納する管理エリア３１及びユ−ザがデ−
タ領域として使用するユ−ザエリア３２から構成され
る。

【００１７】図２は、ユ−ザエリア３２の各トラックに
おけるＩＤ有りフォ−マットとＩＤＦｅｗフォ−マット
例を示す。従来のＩＤ有りフォ−マット２００では、Ｉ
Ｄ情報２０２に不良セクタ等を示す交替情報２０５をも
っており、当該セクタが正常セクタ、不良セクタ（「ス
リップセクタ」）、不良セクタ（「スキップセク
タ」）、予備セクタのうち、どれに属するのかが識別可
能となっていた。

【００１８】図３、図４は、ユ−ザエリア３２における
におけるフォ−マット例であり、図３は従来方式である
トラックゾ−ン交替、図４はシリンダゾ−ン交替を示
す。トラックゾ−ン交替（図３）では、全く不良セクタ
が存在しない場合は、論理セクタは、０から５、最後に
予備セクタと並んでいるが（３００）、セクタ２が不良
セクタ（「スリップセクタ」）の場合、順次セクタをず
らしていき、予備セクタを使用する（３０１）。その
際、「スリップセクタ」は、ＩＤ情報に不良スリップの
交替情報をもっており、ハ−ドディスクコントロ−ラ２
２にて自動的にリ−ド／ライト処理をとばす。

【００１９】次にセクタ４が不良セクタとなり、ゾ−ン
毎の予備セクタを超えた不良セクタが発生した場合、他
のゾ−ンの予備セクタを使用する（３０２）。当セクタ
のＩＤ情報は、不良セクタ（「スキップセクタ」）とし
て管理し、交替先を含めてセクタ交替リスト２７に管理
する。また、ある一定以上不良セクタが発生した場合又
はシ−クの位置情報（サ−ボ）にＢＡＤが存在し、当該
トラックに位置付けが出来ない様な場合は、当該のトラ
ックを不良トラックとして、専用の予備トラックへ割り
当てる。その際、不良トラック（交替元トラック）及び
交替先トラックをトラック交替リスト２９に登録する。
また、不良セクタ（スキップ）の場合、内部メモリ２５
上のセクタ交替リストにより、交替先セクタをアクセス
する。セクタ交替リスト２７、トラック交替リスト２９
は磁気ディスク３０の管理エリア３１に格納され、立ち
上げ時、管理エリア３１からロ−ドし、内部メモリ２５
に常駐される。トラックゾ−ン交替で、不良セクタ（ス
リップ）が存在した場合は、順次セクタＮｏをずらして
いくことにより、連続アクセスが可能となる。

【００２０】図４のシリンダゾ−ン交替においては、前
のトラックより、順次セクタがずらされているため、Ｉ
Ｄ情報内に何セクタ前のトラックからずらされているか
を管理する必要があり、ＩＤ情報を読んだのち、アクセ
スするセクタを変更する等の処理が必要となる。また、
従来の方法で、図５に示すノッチ単位に予備領域をもつ
ノッチゾ−ン交替を実現しようとすると、前のトラック
からずらされているセクタが多くなり、最初にアクセス
したトラックに実際のセクタが存在しない確率が多くな
る。よって、ノッチ単位に予備領域をもつことは、再シ
−ク処理が入ることにより、性能が大幅に劣化するため
ノッチゾ−ン交替は実現できなかった。例えば、ノッチ
単位で平均２００セクタの不良セクタが存在し、トラッ
ク当たりのセクタ数が１００セクタの場合、単純に物理
アドレスに変換したトラックと実トラックが３／４の確
率でずれ、再シ−クが必要になる。

【００２１】従来のＩＤ有りフォ−マット２００に対
し、全くＩＤを無くすＩＤレス方式はフォ−マット効率
向上を目的に考え出された技術である。ＩＤレス方式に
対し、ＩＤＦｅｗフォ−マット２１０では、ＩＤをセ
クタ毎に持つのではなく、数セクタに一個もつ（図
２）。ＩＤＦｅｗ方式は信頼性確保のため、使用され
るようになった技術である。すなわち、当ＩＤは従来の
セクタ単位の位置情報ではなく、トラックの位置づけを
確認するための情報でリ−ド／ライト時、当ＩＤ情報２
１２で正常に目的トラックへ位置付いたことを確認す
る。よって、ＩＤＦｅｗ方式でのＩＤ情報２１２はシ
リンダアドレス、ヘッドアドレスのみとなる。そのた
め、ＩＤレス（ＩＤＦｅｗ）方式では、ＩＤ情報がセ
クタ毎に存在しないため、不良セクタ（スリップ）等の
情報が管理できない。よって、全てのデフェクトセクタ
リスト２６を内部メモリ２５に常駐する必要がある。

【００２２】ノッチゾ−ン交替はその内部メモリ２５に
常駐したデフェクトセクタリスト２６を使用し、実現す
る。すなわち、目的セクタまでの不良セクタ（「スリッ
プセクタ」）の個数（不良セクタによりずらされている
数）をメモリに常駐したデフェクトセクタリスト２６か
らカウントし、アクセスするアドレスを補正する。例え
ば、磁気ディスク装置３０のシリンダ数が５０００、ヘ
ッド数が１０でトラック当たりのセクタ数が５０の場
合、最初にアクセスしようとしたセクタがシリンダ１
０、ヘッド５、セクタ４０（元アドレス）に対し、デフ
ェクトセクタリストに図６の様な不良セクタが存在した
場合、実際アクセスするアドレスはシリンダ１０、ヘッ
ド７、セクタ２となる。この際、単純に当初の目的セク
タまでの不良セクタを一回のみカウントするのではな
く、ずらした分の中の不良セクタもカウントする必要が
ある。つまり、まず、シリンダ１０、ヘッド５、セクタ
４０までの不良セクタ数をカウントする。カウントは、
デフェクトセクタリストの真ん中のアドレスとサ−チす
るアドレスを比較し、サ−チするアドレスが小さい場
合、上半分を再び２分割し、当２分割サ−チ論理によ
り、目的セクタまでの不良セクタ（「スリップセク
タ」）の数を５９個とカウントする。

【００２３】次に、シリンダ１０、ヘッド５、セクタ４
０のこの５９にて補正（加算）すると、シリンダ１０、
ヘッド６、セクタ４９（補正アドレス１）となる。ここ
で、再び元アドレスから補正アドレス１までの不良セク
タ（「スリップセクタ」）をカウント（２個）し、補正
アドレス２を補正（加算）するとシリンダ１０、ヘッド
７、セクタ１（補正アドレス２）となる。再び、同様な
処理を繰り返して最後に補正アドレス３としてシリンダ
１０、ヘッド７、セクタ２を得る。以上の様に、フォ−
マット効率を向上させるため、交替を実施したデフェク
トリスト（不良セクタリスト）をメモリに常駐し、目的
のセクタが何セクタ分ずらされているかをカウントする
ことにより、予備領域をノッチ（トラック当たりの容量
が異なる領域）単位にもつことが可能となり、フォ−マ
ット時に不良セクタを全てずらす（「スリップセク
タ」）ことにより、工場出荷時、またはユ−ザでの再フ
ォ−マット時、デ−タの連続性を保証し、余分なシ−ク
動作及び回転待ちが発生しないことが実現できる。尚、
当実施例では、ノッチ単位に予備領域をもつ、ノッチゾ
−ン交替について説明したが、予備領域をもつ単位をド
ライブ全体（ボリュ−ム）としても良い。

【００２４】以上の様な、ノッチゾ−ン交替を実施した
場合、ＳＣＳＩインタフェ−スでは、モ−ドパラメ−タ
と呼ばれるパラメ−タにより、フォ−マット情報がホス
トコンピュ−タ１０より確認できる。すなわち、ゾ−ン
当たりのトラック数（ＴｒａｃｋｓｐｅｒＺｏｎ
ｅ）にノッチ当たりのトラック数を表示し、ゾ−ン当た
りの交替セクタ数（ＡｌｔｅｒｎａｔｅＳｅｃｔｏｒ
ｓｐｅｒＺｏｎｅ）にノッチ当たりの予備領域をセ
クタ数にて表示する。また、デ−タの連続性を保証し、
余分なシ−ク動作及び回転待ちが発生しないことをフォ
−マット後に報告する手段としては、ＲｅａｄＣａｐ
ａｃｉｔｙコマンドのＰＭＩ（ＰａｒｔｉａｌＭｅｄ
ｉｕｍＩｎｄｉｃａｔｏｒ）にてノッチの最終アドレ
スまたは磁気ディスクの最終アドレスを報告する。ま
た、フォ−マット前に、デ−タの連続性を保証し、余分
なシ−ク動作及び回転待ちが発生しないことを、ホスト
コンピュ−タ１０へ報告することも可能である。例え
ば、ＭｏｄｅＳｅｎｓｅコマンド、Ｉｎｑｕｉｒｙコ
マンドにより、上記を保証していることを示すフラグを
１個設けることにより、実現可能である。

【００２５】また、図２の数セクタに１個ＩＤをもつＩ
ＤＦｅｗ方式を実現する際、トラックに１個でも読め
たＩＤが存在したときにリ−ド／ライト可能とせず、ド
ライブのポジショニング能力により、当該セクタのＮ個
前以降のＩＤが１個でも読めればリ−ド／ライト可能と
する方式とするときに、不良ＩＤが連続Ｎ個の時不良ト
ラックと判断し、トラック交替を実施する。

【００２６】例えば、目的セクタ２２０をリ−ド／ライ
トする際、３個前以降のＩＤが一個でも読めればアクセ
ス可能と設定した時に、ＩＤ０、ＩＤ１，ＩＤ２のうち
一個でも読めればアクセス可能となる。その時の不良ト
ラックと判断する基準は、３連続の不良ＩＤとなる。

【００２７】また、ノッチゾ−ン交替を実施する場合
は、前述の様にデフェクトセクタリスト２６を内部メモ
リ２５に常駐する必要があるが、その際割当メモリサイ
ズが問題となる。磁気ディスク３０全体の最悪ケ−スの
不良セクタは、記憶密度の向上、１台当たりの容量の増
加に伴い、年々その数を増している。例えば、３０００
０件のデフェクトセクタリストを内部メモリに常駐する
と、アドレスを示すため１件につき最低でも４Ｂｙｔｅ
（シリンダアドレス２Ｂｙｔｅ、ヘッドアドレス１Ｂｙ
ｔｅ、セクタアドレス１Ｂｙｔｅ）のエリアが必要にな
り、計１２０ＫＢｙｔｅのメモリが必要になる。これ
は、原価が増加する問題になる。また、この方式では、
目的セクタの実際アドレスを算出するための、前述の２
分割サ−チ論理を繰り返すため、デフェクトセクタリス
トのサ−チ時間が大きくなるという問題もある。

【００２８】図７は、この問題を解決するための、デフ
ェクトセクタテ−ブルを２段テ−ブルとして管理した図
である。２段テ−ブルとは１段目のテ−ブルとして、シ
リンダ単位に２段目のテ−ブルに管理したデフェクトア
ドレスのポインタを管理する方法である。すなわち、図
６に示したテ−ブルを２段テ−ブルとした場合、図７の
様になる。

【００２９】この方式によれば、１段目のテ−ブルがシ
リンダ単位でデフェクトリストのポインタ分エリアが必
要となる。前述の不良セクタ３００００件の場合、シリ
ンダ単位に３００００件を表すのは１５Ｂｉｔとなるた
め、各シリンダ単位に２Ｂｙｔｅもつと、１段目のテ−
ブルは５０００シリンダ×２Ｂｙｔｅ＝１０ＫＢｙｔｅ
のメモリが必要になる。また、２段目のテ−ブルは、ヘ
ッドアドレスとセクタアドレスのみの管理（計２Ｂｙｔ
ｅ）となるため、不良セクタを３００００個管理しよう
とすると３００００×２＝６０ＫＢｙｔｅのメモリが必
要になり、合わせて７０ＫＢｙｔｅとなる。よって、２
段テ−ブルを使用すると１２０ＫＢｙｔｅが７０ＫＢｙ
ｔｅとなり、必要メモリが削減できる。

【００３０】尚、この実施例では、２段デフェクトテ−
ブルの１段目をシリンダ単位としたが、アドレスの上位
であれば他の方法でもよく、例えばＬＢＡ（Ｌｏｇｉｃ
ａｌＢｌｏｃｋＡｄｄｒｅｓｓ）の上位を管理しても
よい。この方法により、ＩＤレス（ＩＤＦｅｗ）方式
を用いた磁気ディスク装置で不良セクタリストをメモリ
に常駐する際、１段目のテ−ブルでは上位アドレス単位
（例えばシリンダアドレス）の２段目のデフェクトリス
トのポインタを管理し、２段目のテ−ブルにはデフェク
トリストの下位アドレスを管理することにより、使用す
るメモリ削減が可能となった。

【００３１】また、本発明による２段テ−ブルを利用す
ると、１段目のテ−ブルがデフェクトのポインタを示し
ているため、サ−チ時間の短縮が可能である。すなわ
ち、１段目のテ−ブルから即、前シリンダまでの不良セ
クタ数を引き出す事が出来、この値を用いて補正しシ−
ク発行アドレスを求める事が出来る。最悪ケ−スでは、
当該シリンダ内の不良セクタにより、目的アドレスがず
れることがあるが確率はかなり低いため、１段目のテ−
ブルから求めた前シリンダまでの不良セクタ数から目的
アドレスを算出し、シ−ク実行を行い、シ−ク中に正確
なアドレスを算出することにより、ＩＤレス（ＩＤＦ
ｅｗ）方式のノッチゾ−ン交替における性能の低下を防
止する。

【００３２】次に、交替トラックについて説明する。セ
クタ単位に不良セクタが見つかった場合は、前述の様な
交替処理を実施するが、ＩＤ連続不良によって不良トラ
ックと判断された場合及びサ−ボ情報に不良があり当該
トラックに位置付けができない様な場合は、トラック単
位で交替を実施する必要がある。位置付けができないこ
のケ−スの様な場合、ＩＤ情報等により、ＢＡＤトラッ
クを認識できないため、内部メモリ２５に不良トラック
リストをもつ必要がある。

【００３３】従来のトラックゾ−ン、シリンダゾ−ン交
替では、予備領域が１トラック以下であるため、トラッ
ク交替専用の領域を持っていた。この予備トラックへ不
良トラックを飛ばして（「スキップトラック」）管理す
ると当該トラックアクセス時、シ−ク動作及び回転待ち
が発生することになる。

【００３４】この問題を解決するため、ノッチゾ−ン交
替においては、ノッチの最終に数トラック分の予備領域
が確保されていることを利用し、不良トラックが発生し
た場合、割当トラックを次トラックとし、順次使用トラ
ックをノッチの最終までずらしていく。内部メモリ２５
にデフェクトトラックリスト（「スリップトラック」リ
スト）２８を管理し、論理アドレスから物理アドレスへ
の変換後、当該トラックまでにデフェクトトラックリス
ト２８に登録されているトラック分補正して実アドレス
を算出する。この方法を実施すれば、不良トラックが存
在してもむだなシ−ク動作及び回転待ちが発生しなくな
る。

【００３５】以上は、フォ−マット時における不良セク
タの交替方式、及び不良トラックの交替方式を示したも
のである。これにより、不良セクタ、不良トラックが存
在しても工場出荷時、またはユ−ザでの再フォ−マット
時、デ−タの連続性を保証し、余分なシ−ク動作及び回
転待ちが発生しない交替処理が実現できる。

【００３６】これに対し、実際に外部記憶装置として稼
働している場合に不良セクタが発生した時はデ−タを保
証する必要がある。そのため、ノッチ単位で「スリップ
トラック」を実施していくとデ−タコピ−に時間がかか
り、ホストコンピュ−タ１０のタイムアウトエラ−とな
り、実際にはスリップ処理はできない場合がある。した
がって、後発の不良セクタ／トラックにおいては、予備
領域の交替用予備セクタまたは予備トラックとの入れ替
え（スキップ交替）を実施する必要がある。

【００３７】これは、内部メモリ２５において、それぞ
れセクタ交替リスト２７、トラック交替リスト２９とし
て管理される。セクタ交替リスト２７、トラック交替リ
スト２９は、不良元のアドレスと交替先のアドレスが示
されており、リ−ド／ライト処理時、ホストコンピュ−
タ１０からの要求セクタ内にセクタ交替リスト２７、ト
ラック交替リスト２９を検索し、目的のセクタまたはト
ラックが不良セクタ（「スキップセクタ」）／不良トラ
ック（「スキップトラック」）として登録されていれ
ば、交替先のセクタまたはトラックをアクセスする。

【００３８】従来の磁気ディスク装置では、トラックゾ
−ン交替またはシリンダゾ−ン交替であったため、「ス
リップセクタ」の予備領域がトラックサイズ以下であっ
た。そのため、交替先として割り当てられる予備セクタ
及び予備トラックは、共用することはできず、それぞれ
別領域として管理していた。

【００３９】そのため、それぞれ最悪ケ−スの領域を確
保する必要があったが、本発明では、ノッチ単位に数ト
ラック分の予備領域を確保し、「スリップセクタ」の予
備領域、「スリップトラック」の予備領域、「スキップ
セクタ」の予備領域、「スキップトラック」の予備領域
を全てノッチの最終に合わせて管理し、予備領域を最小
限に抑えることにより、フォ−マット効率の向上が実現
できる。

【００４０】すなわち、図８に示す様に、製造段階で不
良トラック(3)を検出すると、フォ−マット時、当該ト
ラックからあとのトラックを順次ずらしていき（「スリ
ップトラック」）、ノッチゾ−ンの最終の予備領域の先
頭トラックを使用する。また、不良セクタ(1)を検出す
ると、当該セクタからあとのセクタを順次ずらしていき
（「スリップセクタ」）、ノッチゾ−ンの最終の現状の
予備領域の先頭の１セクタを使用する。また、後発（ユ
−ザにて使用されている段階）の不良トラック(4)が検
出された場合は、ノッチゾ−ンの最終の予備領域のう
ち、最終トラックを代替えトラックとして使用する
（「スキップトラック」）。また、後発（ユ−ザにて使
用されている段階）の不良セクタ(2)が検出された場合
は、ノッチゾ−ンの最終の予備領域のうち、最終セクタ
を代替えセクタとして使用する（「スキップセク
タ」）。

【００４１】尚、本実施例では、「スキップセクタ」、
「スキップトラック」は予備領域の後方から利用した
が、先頭から利用してもよい。当方法により、「スリッ
プセクタ」、「スキップセクタ」、「スリップトラッ
ク」、「スキップトラック」の予備領域を共有すること
により、フォ−マット効率の向上が可能となる。

【００４２】次に以上の交替が実施されている磁気ディ
スク装置でのホストコンピュ−タ１０からのリ−ド／ラ
イト処理手順を、図９のフロ−チャ−トにより説明す
る。まず、ホストからリ−ド／ライト命令を受領する
と、受領したコマンドから論理アドレス（ＬＢＡ：Ｌｏ
ｇｉｃａｌＢｌｏｃｋＡｄｄｒｅｓｓ）を取り出し
（６００）、物理アドレス（ＣＣＨＳ：シリンダアドレ
ス、ヘッドアドレス、セクタアドレス）に変換する。

【００４３】次に、デフェクトセクタリスト２６の２段
デフェクトテ−ブルの１段目より、目的のシリンダＮ
ｏ、ヘッドＮｏを算出する（暫定アドレス）（６１
０）。次に、デフェクトトラックリスト２８により、当
該トラックの前までのスリップトラック数をカウント
し、登録数分目的シ−クアドレスを補正する（６２
０）。次に、ステップ６２０で求めたトラックがトラッ
ク交替リスト２９に登録されているか否かチェックし、
登録されていれば交替先を目的シ−クアドレスとする
（６３０）。ステップ６３０で求めたトラックへシ−ク
を実行した後（６４０）、シ−ク中に再度、デフェクト
セクタリスト２６により、目的セクタを計算する（６５
０）。今度は、２段デフェクトテ−ブルの両方のテ−ブ
ルから正確なアドレスを算出する。最初に発行したトラ
ックアドレスと正確なアドレスがずれている場合は（６
６０）、デフェクトトラックリスト２８、トラック交替
リスト２９による補正を実施し、再度シ−クを発行する
（６７０）。

【００４４】以上の方法により、交替を実施したデフェ
クトリスト（不良セクタリスト）をメモリに常駐し、目
的のセクタが何セクタ分ずらされているかをカウントす
ること及びその予備領域を利用してフォ−マット時にお
ける不良セクタを全てずらす「スリップセクタ」、ある
いは、目的のトラックが何トラック分ずらせれているか
をカウントしその予備領域を利用してフォーマット時に
おける不良トラックを全てずらす「スリップトラック」
によってデ−タの連続性を保証することにより、フォ−
マット効率の向上、および性能向上が実現できる。

【００４５】また、予備領域をもつ単位がひろがること
により、数トラック分の予備領域がまとめて確保できる
ため、不良トラックを検出した際、余分なシ−ク動作及
び回転待ちを発生させない。そのため、「スリップセク
タ」、「スキップセクタ」、「スリップトラック」、
「スリップトラック」をそれぞれマップとして管理し、
予備領域を共有することにより、フォ−マット効率の向
上、および性能向上が実現できる。

【００４６】また、ＩＤレス（ＩＤＦｅｗ）方式等に
より、不良セクタリストをメモリに常駐する際、１段目
のテ−ブルでは、上位アドレス単位（例えばシリンダア
ドレス）の２段目のデフェクトリストのポインタを管理
し、２段目のテ−ブルにはデフェクトリストの下位アド
レスを管理する２段デフェクトテ−ブルにより、メモリ
使用量の削減が実現できる。

【００４７】また、本発明による２段テ−ブルの上位ア
ドレスを管理した１段目のテ−ブルのみを検索し、当該
アドレス（例えばシリンダ）の前までの不良セクタによ
るずらしこみセクタ数をカウントし、目的トラックを特
定することにより検索時間増加を抑止することができ
る。

【００４８】

【発明の効果】以上、説明したようにデフェクトリスト
をメモリに常駐し、スリップされたデフェクトの個数を
カウントすることにより、予備領域をノッチ単位でもつ
ことが可能となる。また、不良トラックのスリップを実
施し、「スリップセクタ」、「スキップセクタ」、「ス
リップトラック」、「スキップトラック」の代替えのた
めの予備領域を共有することにより、フォ−マット効率
の向上が実現でき余分なシ−ク及び回転待ちが発生しな
くなった。また、デフェクトリストを２段テ−ブルとし
て管理することにより、使用メモリサイズの削減及びシ
−ク発行までの時間が短縮できた。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明による磁気ディスク装置の構成を示す図
である。

【図２】本発明による磁気ディスク装置のトラックフォ
−マットの説明図である。

【図３】従来の磁気ディスク装置の交替方式のトラック
ゾ−ン交替の説明図である。

【図４】従来の磁気ディスク装置の交替方式のシリンダ
ゾ−ン交替の説明図である。

【図５】本発明による交替方式のノッチゾ−ン交替の説
明図である。

【図６】従来のデフェクトセクタリストである。

【図７】本発明のデフェクトセクタリストの構成を示す
図である。

【図８】本発明のノッチゾ−ンの交替方式の説明図であ
る。

【図９】本発明の磁気ディスク装置のリ−ド／ライト処
理時のシ−ク発行までの手順を示すフロ−チャ−トであ
る。

【符号の説明】

１０ホストコンピュータ２０制御装置２１インターフェースコントローラ２２ハードディスクコントローラ２３バッファコントローラ（バッファ）２４制御プロセッサ２５内部メモリ２６デフェクトセクタリスト２７セクタ交替リスト２８デフェクトトラックリスト２９トラック交替リスト３０磁気ディスク３１管理エリア３２ユ−ザエリア３６デフェクトセクタリスト３７セクタ交替リスト３８デフェクトトラックリスト３９トラック交替リスト

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Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】複数のセクタを有する記録媒体上のトラッ
クに情報を記録する回転型記録装置であって、複数の前
記トラックを含むトラック群ごとに不良セクタ用の予備
セクタを有することを特徴とする回転型記憶装置。
【請求項２】前記トラック群はノッチ単位であることを
特徴とする請求項１記載の回転型記憶装置。
【請求項３】前記トラック群はボリューム単位であるこ
とを特徴とする請求項１記載の回転型記憶装置。
【請求項４】請求項１記載の回転型記憶装置は制御部を
有し、該制御部は、フォーマット時に不良トラックを発
見したときは該不良トラックをとばしてフォーマットを
行うことを特徴とする回転型記憶装置。
【請求項５】請求項４記載の回転型記憶装置であって、
前記セクタは数セクタに一個ＩＤを有する場合、前記制
御部はＩＤの不良が所定の数続いたときに不良トラック
であると判断することを特徴とする回転型記憶装置。
【請求項６】複数のセクタを有する磁気ディスク上のト
ラックに情報を記録する磁気ディスク装置であって、複
数の前記トラックを含むトラック群ごとに不良セクタ用
の予備セクタを有することを特徴とする磁気ディスク装
置。
【請求項７】前記トラック群はノッチ単位であることを
特徴とする請求項６記載の磁気ディスク装置。
【請求項８】前記トラック群はボリューム単位であるこ
とを特徴とする請求項６記載の磁気ディスク装置。
【請求項９】請求項６記載の磁気ディスク装置は制御部
を有し、該制御部は、フォーマット時に不良トラックを
発見したときは該不良トラックをとばしてフォーマット
を行うことを特徴とする磁気ディスク装置。
【請求項１０】請求項９記載の磁気ディスク装置であっ
て、前記セクタは数セクタに一個ＩＤを有する場合、前
記制御部はＩＤの不良が所定の数続いたときに不良トラ
ックであると判断することを特徴とする磁気ディスク装
置。
【請求項１１】複数のセクタを有するトラックに情報を
記録する記録媒体上と、不良セクタリストを記憶するメ
モリとを有する磁気ディスク装置であって、前記メモリ
は上位アドレスをポインタを記憶する第１テーブルと下
位アドレスを記憶する第２テーブルとを有することを特
徴とする磁気ディスク装置
【請求項１２】請求項１１記載の磁気ディスク装置であ
って、前記上位アドレスはシリンダアドレス、前記下位
アドレスはヘッドおよびセクタアドレスであることを特
徴とする磁気ディスク装置。