JPS581809A

JPS581809A - 磁気デイスク記憶装置

Info

Publication number: JPS581809A
Application number: JP9918581A
Authority: JP
Inventors: Shunji Kitamura; 喜多村　俊二
Original assignee: Toshiba Corp; Tokyo Shibaura Electric Co Ltd
Current assignee: Toshiba Corp
Priority date: 1981-06-26
Filing date: 1981-06-26
Publication date: 1983-01-07

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】本発明は、記憶媒体すなわち磁気ディスクに存在する欠
陥トラックを補正しうる磁気ディスク記憶装置に関する
。

磁気ディスク装置に用いられる記憶媒体には。

製造上、コーテイッグ属上にむらが生じることがある。

むらのある記憶媒体を用いた場合は、いわニルミッシン
グパルスあるいはエクストラパルスが発生し、これらの
パルスは読み出しエラーの原因となる。しかし、このよ
うな記憶媒体上の欠陥を製造技術で補うこと拡製造コス
トの高額化を招くこととなるため、あるｓＲの欠陥の発
生は許容されている。一方、このような欠陥を補う手段
として欠陥部を含むトラックの代わりに使用できるトラ
ック、いわゆるオルタネイトトラックが用意されている
ことは周知の如くである。

しかしながら、現状ではある程度欠陥の発生を許容し、
かつ、欠陥をオルタネイトトラックにて補償していゐと
はいうものの、今後磁気記憶の記憶密度の向上が望まれ
、かつ＊＊４Ｃ向上し九場合、かかる欠陥は無視できな
いものとなってくる。もちろん、記憶媒体の高密度化に
伴なって製造技術も向上するであろうが、依然として高
価なものとなる可能性は高い。一方、欠陥トラックを補
償する手段として用いられるオルタネイトトラックはあ
くまで補償のためでＴｏシ、設けられるトラック数は制
限されてくる。

そこで５本発明は記憶媒体上の欠陥をディスクドライブ
装置内にて補正処理し、ユーザに負担をかけることのな
い磁気ディスク記憶装置を提供することを目的とする。

以下１本発明を図示する実施例に基づいて詳述する。

く構　成〉まず、第１図、１ｇ２図に記憶媒体（以下、メディアと
いう。）の外観を示す。第１図において。

メディア１のデータ面１８には記憶すべきデータが格納
されるデータエリア１０〜ｌｌｋ設けられている。

その内周側にはオルタネイトトラック１１〜１２が設け
られ、一方、外周側には本＠明に用いられる専用トラッ
ク１０２が設けられている。また、データ面上の１２〜
１０１の領域は本発明によシ増加が要求されるデータの
エリアを示している。第２図はメディア１を水平方向か
らみた図であり、符号１７はシーク制御用のサーボ面を
示している。

１８３図は１本発明の磁気ディスク記憶装置のディスク
ドライブ装置に設けられているマイクロプロセッサ（以
下、μＣＰＵという。）の周辺回路を示したブロック図
である。このディスクドライブ装置はμＣＰＵ　７のシ
ーク制御によシコントロールされ１本発明の特徴である
欠陥トラックの補正を行う。５ＣＰＵ　７の仕事につい
ては後述する。

第３図において、シリンダ・アドレス・レジスタ３はデ
ィスクアームのシーク時における行先アドレス（ＤＥＳ
　−ＡＤＤ　）を保持している。

ディファレンス・レジスタ４には１行先アドレス（ＤＢ
Ｓ　−ＡＩ）Ｄ　）と現在アドレス（ＬＯＧ・Ｎ℃）と
の差（ＤＩＪ’）がμＣＰＵ　７　　によｐロードされ
、ディファレンス・レジスタ４はその差の値（ＤＥＦ）
を保持する。ロードされ走差の値（ＤＥＦ）はサーボコ
ント四−ル回路（図示せず。）に送られてシーク制御に
用いられるが、ディ７アレンスレジスタ４においてシリ
ンダパルスＣｐの１パルスごとに減算され、減算の結果
が零になったときシーク動作は終了する。ここで、シリ
ンダパルスＣｐの発生回路を第８図に示す。この回路は
入力されるインヒビット・パルスＩｐがＩＩＡシである
場合、シリンダ・クロス・パルスＣＣｐが正しい値にな
るたびにシリンダパルスＣｐ　が正しい値となシ、逆に
インヒピット・パルスＩｐが正しい値である場合には割
込信号ＩＮｒａを正の値として発生する。

ＲＡＭ５はμＣＰＵ　７によシワーギングエリアとして
使用されるメそりである。このＲＡＭ５　　内のワーキ
ングエリアを第３図符号園に示す。ワーキングエリア（
資）において、欠陥トラックアドレス（ＤＥＦＣ−ＡＤ
Ｄ　）と欠陥トラックの累積数は欠陥・アドレス・エリ
ア５００に書込まれる。現在ヘッドが論理的に位置する
（換言すれば、ユーザから見える）アドレス（ＬＯＧ　
−ＡＤＤ　）はカーレント・論理・アドレス・エリア５
０１に書込まれる。現在ヘッド゛が実際に位置するアド
レス（ＰＨＹ−ＡＤＤ）　　はカーレント・物理・アド
レス・エリア５０２に書込まれる。さらに、カーレント
・物理・アドレス（ＰＨＹ・ＡＤＤ’Ｊｔでに存在する
欠陥・アドレス・エリア５００内の個数はＯＲＧ・累積
トラック数・エリア５０３に書込まれｂｏ欠陥トラック・アドレス・レジスタ１０３は、本発明に
おいて重要なレジスタであシ、メディア１の専用トラッ
ク１０２に格納されているデータ、すなわち欠陥トラッ
クに関するデータ（ＤＥＦＣ）ｔ２ツチする。このデー
タ（ＤＢＦＣ）はμＣＰＵ　７　によシ読み出される。

ステータスポート６は、ディスクドライブ装置内の種々
のステータスをμＣＰＵ　７が読み出すときに用いられ
る。

ｌＮＴｌ〜ＩＮＴ　３はμＣＰＵ７　への割込み信号を
示している。ＩＮＴ　１はシーク命令によシ、ＩＮＴ２
はシーク命令の完了によりそれぞれ発生する。ＩＮＴ　
３は本発明において重要な割込信号であシ、第８図の発
生回路によシ生ずることは前述し走通９である。

次に、μＣＰＵ７によるシーク命令実行の丸めの仕参の
内容を第７図の７０−チャートに示す。各ステップの内
容は次の通りである。

ステップ２０１．２０２　：このステップは本発明と直
接的には関係しないが、必要な仕事であシ、シーク時の
行先アドレス（ＤＢＳ−ＡＤＤ）と現在アドレス（ＬＯ
Ｇ−ＡＤＤ）との差の値（ＤＥＦ）を計算し。

その差の値（ＤＥＦ）をディファレンス・レジスタ・４
へ竜ットしてシーク命令の実行を開始させる。

ステップ２０３：行先アドレス（ＤＥＳ−ＡＤＤ）ｔで
に欠陥トラックが存在するか否かを調べる。存在する場
合は欠陥トラック・アドレス（ＤＥＦＣ・ＡＤＤ）の最
大値を求め、そのときの累積トラック数を求める。

ステップ２０４：行先アドレス（ＤＥＳ−ＡＤＤ）に累
積トラック数を加えて実際のシリンダ・アドレス（ＰＨ
Ｙ−ＡＤＤ）を求める。

ステップ２０５：求められ九シリンダ・アドレス（ＰＨ
Ｙ−ＡＤＤ）が欠陥トラック・アドレス（ＤＥＦＣ・Ａ
ＤＤ）でないこと、社友な欠陥トラックをシリンダ・ア
ドレス（ＰＨＹ−ＡＤＤ）が越えなかつ九ことの確認を
行う。違反（Ｎであればステップ２０４に戻る。

ステップ２０６：最終的な物理アドレス（ＰＨＹ・ＡＤ
Ｄ）よシ、ステップ２０１で求めた差の値（ＤＦＪ’）
を求める。

ステップ２０７：ステップ２０３において行先アドレス
（ＤＥＳ−ＡＤＤ）と欠陥トラック・アドレス（ＤＩＦ
Ｃ−ＡＤＤ）との関係が（ＤＥＳ−ＡＤＤ）≦（ＤＥＦ
Ｃ−ＡＤＤ）でない場合Ｎには実際の物理アトｌ／Ｘ　
　（ＰＨＹ−ＡＤＤ）と論理アドレス（ＬＯＧ・ＡＤＤ
）は等しいものとする。

〈動　作〉次に動作を説明する。まず、メディア１（第１図）にお
いてオルタネイトトラック１１〜１２は杵される欠陥ト
２ツ夛分だけ用意されておｐ、オルタネイトトラック数
をｎとする。とζろが、実際にはメディアｌ上に（ｎ＋
ｍ））ラックだけの欠陥トラックが存在したとする。す
ると、従来ではこのメディア１は使用することができな
かった。欠陥トラック数が多過すぎてオルタネイトトラ
ツーりでは補償できないからである。

本発明においては、メディアｌのデータエリア外であっ
てユーザがアクセスできない専用トラック１０２に余分
の欠陥トラックの情報をメディア１の製造時に書込んで
おき、ディスクドライブ装置の作動時にその欠陥トラッ
ク情報を読取シ、読取った情報をＩＣメモリ上に書込む
。そして以後はその情報をメディアｌへのアクセスの都
度利用することによシ余分の欠陥トラックｎがユーザに
は見えないようにするものである。

〔準備処理〕　メディア１の記憶密度の向上に伴い、サ
ーボデータを記憶面の片面１７（第２図）に記憶させて
おき、そのサーボデータを用いてシーク動作させる゛方
法がとられるようになつ九。つｔυ、メディア１の一面
をサーボ面１７とし、他面をデータ面として使用するこ
とは第１図、第２図に示した通υである。一方、μＣＰ
Ｕの発達によシ。

本発明の如くμＣＰＵ　７　を用いてシーク制御を行う
場合、ディスクドライブ装置においてデータヘッドをメ
ディア盈の任意の位置に置くことは可能であシ、したが
ってディスクドライブ装置の作動時に≧−ザエリアとし
て不必要なトラックにヘッドを位置させ、メディアの製
造時に書込まれ九欠陥ト２ツクアドレ誠の情報を読取る
ことも可能でめる０メディアの製造時に専用トラック１０２に書込まれる欠
陥トラックの情報は、第４図に示すように。

アドレス順の欠陥トラック・アドレス（ＤＥＦＣ・ＡＤ
Ｄ）およびそのアドレスまでに存在する欠陥トラックの
累積数である。これらの情報は欠陥トラック・アドレス
・レジスタ１０３を介してμＣＰＵ　７に読み込まれ、
μＣＰＵ　７はそれらの情報をＲＡＭ５のワーキングエ
リアの所定番地に書込む。この際。

余分な欠陥トラックに関する情報はすべてＲＡＭ５に書
込まれる。以上の処理をディスクドライブ装置の始動時
にμＣＰＵ　７が実行するようにしておくことによシ、
欠陥トラックの準備処理が完了する。

〔シーク動作〕　次に、ポート　（図示せず。）を介し
てシークアドレス（８に−ＡＤＤ）が送られてきた場合
のシーク動作について説明する。シークアドレス（ＢＥ
−ＡＤＤ）がシリンダ・アドレス・レジスタ３に送られ
てくると同時に１割込信号ｌＮＴｌが発生する。この割
込信号ｌＮＴｌによシμＣＰＵ　７はシーク制御を開始
する。このシーク制御を第７図の７０−チャートを参照
して以下に述べる。

いま１行先アドレス（ＤＥＳ−ＡＤＤ）が例えば６０番
地であるとのシーク命令が送られてきたとする。

すると、μＣＰＵ　７　によシデイファレンス・レジス
タ４には差の値（ＤＥＦ）ＤＥＦ＝６０−０＝６０がセマトされる。この値（ＤＥＦ−６０）　がセットさ
れると、サーボコントロール回路（図示せず。）に送ら
れてシーク動作が開始する。シーク動作が開始すると、
メディア１のサーボ面に格納され九す−ゲデータによシ
シリンダ・パルスＣｐが作られる。このシリンダ・パル
スＣｐは順次ディ７アレントレジスタ４に与えられ、差
の値（ＤＥＦ）はシリンダ・パルスＣｐ　ごとにカウン
トダウンさその終了時点でサーボコントロール回路から
割込信号ＩＮＴ２　　が発生し、μＣＰＵ　７に与えら
れる。

サーボコントロール回路がシーク制御を行なっている間
、　ｔｔＣＰＵ’７はステップ２０３，２０４，２０５
゜２０６　、２０７　　を順次実行し、論理アドレス（
ＬＯＧ・ＡＤＤ）と物理アドレス（ＰＨＹ−ＡＤＤ）の
差の値（ＤＥＦ）を求めることができる。っｔシ、μＣ
ＰＵ　７は割込信号ＩＮＴ２が発生するまでの間体止す
るから、その間を利用できるからである。

そζで、ステップ２０３では行先アドレス（ＤＥＳ・Ａ
ＤＤ）よシ小さいか、又は等しいもののうち最も大きい
欠陥トラックアドレス（ＤＩＦＣ−ＡＤＤ）を求める。

先に示した例では差の値（ＤＥＦ）はωでアシ、ディフ
ァレンス・レジスタ４に格納され走置もＤＥＦ＝６０で
あるから１次のステップ２０４に進む。ステップ２０４
では、第５図、第６図に示す値を用いて物理アドレス（
ＰＲＹ−ＡＤＤ）を求める。

ＰＨＹ−ＡＤＤ＝６０　＋　１＝６１この物理アドレス（ＰＨＹ−ＡＤＤ）は欠陥トラックア
ドレスではないことがステップ２０５にて確認される。

次に、ステップ２０６において、ステップ２０２に求め
られた差の値（ＤＥＦ）と実際の差の値との差は％ｌｌ
であることが求められる。もし、この時点までにシーク
動作が終了していなければ（換言すれば１割込信号ＩＮ
Ｔ２が発生していなければ）、μＣＰＵ　Ｔはインヒビ
ット・パルスＩｐ　Ｃ１ｇ８図）を発生させる。このパ
ルスＩｐによシ、シリンダ・クロス・パルスＣＣｐがサ
ーボコントロール回路よ多発生してもシリンダ・パルス
Ｃｐは発生せず、シ九がってディ７アレントレジスタ４
の内容はカウントダウンされない。同時に割込信号ＩＮ
Ｔ３が発生し、このＩＮＴ３によってμＣＰＵ　７にカ
ウントダウンがＩｔ！！Ｉ禁止され九ことが知らされ。

論理差（ＤＥＦ）と実際の差が解消され九ことがわかる
。つまり、差は％ＩＩでめったからである。こノ時点で
はμＣＰＵ　７はインヒビット・パルスＩＰをキャンセ
ルし、続いて入ってくるシリンダ・クロス・パルスＣＣ
ｐによりシリンダ・パルスＣｐが出力されるようにして
ディファレンス・レジスタ４０カウント・ダウンを可能
とする。

一方、この時点までにすでにシーク動作が終了していれ
ば、ステップ２０６で求め九余分なシーク数をディファ
レンス・レジスタ４に新たにセットしてやればよい。丸
だし、この場合に拡余分なシーク時間が増えることＫな
る。しかし、通常では１トラツクのシークでも数ｍｍ　
のシーク時間を必要とするのが普通であるから、第７図
に示したμＣＰＵ　７の仕事が終了するまでの間にシー
ク動作が完了することはまずＴｏシ得ないと言ってよい
。

このようにして、最初のシークで物理アドレス（ＰＨＹ
−ＡＤＤ）６１までシークする。続いて１行先アドレス
（ＤＥＳ−ＡＤＤ）９９へのシークの要求がきたとする
。すると、ステップ２０１　、２０２によシデイファレ
ンス・レジスタ４にはＤＫＦ工９９−６０＝３９の値がセットされ、シークが開始される。次に、ステッ
プ２０３　、２０４によシークアドレス（ＰＨＹ・ＡＤ
Ｄ　）はＰＨＹ４ＤＤ＝　９９　＋　２＝１０１となる（第５図、第６図参照）。次いで、ステップ２０
５のチェックによシ物塩アドレス（ＰＨＹ・ＡＤＤ）と
行先アドレス（ＤＢＳ−ＡＤＤ）との間には。

欠陥トラックが存在することがわかる。この場合。

ステップ２０４に戻シ、存在する欠陥トラック・アドレ
ス（ＤＥＦＣ−ＡＤＤ）の最大アドレスに対応する累積
トラック数を行先アドレス（ＤＢＳ−ＡＤＤ）に加える
。すなわち。

ＰＲＹ−ＡＤＤ＝９９　＋３工１０２となる。次いで、ステップ２０５のチェックによシこの
物理アドレス（ＰＲＹ−ＡＤＤ）は欠陥トラックアドレ
ス（ＤＥＦＣ−ＡＩ）Ｄ　）であることがわかる。

この場合には、再び行先アドレス（ＤＢＳ−ＡＤＤ）に
累積トラック数を求め、以下同様にして物理アドレス（
ＰＲＹ−ＡＤＤ）が欠陥トラック・アドレスでなくなる
まで繰返す。

ＰＨＹ−ＡＤＤミ９９φ５＝１０４となる。このときの余分なシーク数をステップ２０６で
求めるとグ５−１＝４となシ、この値を用いて前述した方法で補正する。

次に、行先アドレス（Ｄ）Ｊ−ＡＤＤ）５０へのシーク
要求があった場合にはリバース（Ｒｅｖｅｒ＋ｓ・）シ
ークとなるが、考え方は前述の７オワード（Ｆｏｒｗｏ
ｒｄ）シークと同じである。−例として第６図にシーク
時に訃ける各アドレスの例を示す。

このようにして、作動開始時においてＲＡＭ５に記憶さ
れた欠陥トラックアドレスを避けながらシーク動作を行
うことができる。

なお、以１の説明はメディア１のデータ面が１枚の場合
について説明したが、データ面が複数面あっても上述と
同様の考え方に基づいて処理することができる。ただし
、データ面が複数の場合はすべての同一トラック線同一
シリンダ上にあるように補正することが必要である。そ
のためには。

各データ面で使用されない、いわゆるデッド・トラック
が生じるが、普通で祉不良単枚として処分されるものを
救う丸めであるから、そのような損失は無視することが
できる。

く効　釆〉以上の通シ、本発明によれば、磁気記憶媒体そのものに
存在する欠陥による欠陥トラックについて、ディスクド
ライブ装置内にて補正処理を行うことができる。したが
って、これをユーザ側からすれば、欠陥トラックの処理
に関して全く関与する必要がなくなることになるので、
ディスクの使用が容易になシ、ユーザに対する負担を軽
減しうる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明に用いられる記憶媒体の外観ならびにデ
ータ面を示す平面図、第２図はその正面図、第３図は本
発明の磁気ディスク記憶装置におけるマイクロプロセッ
サの周辺回路およびＲＡＭ内の情報を示すブロック図、
第４図は専用トラックに書込まれる情報を示す説明図、
第５図はＲＡＭに格納された欠陥トラックに関する情報
の一例を示す説明図、第６図はシーク時の各アドレスの
一例を示す説明図、第７図はマイクロプロセッサの仕事
を示すフローチャート、第８図はシリンダパルス発生回
路を示す回路図である。１・・・メディア、３・・・シリンダ・アドレス・レジ
スタ、４・・・ディファレンス・レジスタ、５・・・Ｒ
ＡＭ。６・・・ステータス・ポート、７・・・マイクロプロセ
ッサ（μＣＰＵ）、１０２・・・専用トラック、１０３
・・・欠陥トラック・アドレス・レジスタ。出願人代理人　　　猪　　股　　　　　清馬１図馬２図ノア馬３図第４図帛５図 ′ｐｆ７−ｆ３図第７図Ｃｐ

Claims

【特許請求の範囲】マイクロプロセッサを備えた磁気ディスク記憶装置にお
いて。前記磁気ディスク記憶装置のみがアクセスすることがで
き、当蚊記憶媒体上の欠陥トラックに関する情報が書込
まれる専用トラックを有する記憶媒体と、前記専用トラックに書込まれた前記欠陥情報を前記マイ
クロプロセッサに読み込ませる装置と、前記欠陥情報を
前記マイクロプロセッサを介して読み取って保持する記
憶装置と、前記磁気ディスク装置のシーク命令実行中に記憶媒体の
欠陥トラックの補正を行う装置とを備えたことを特徴と
する磁気ディスク記憶装置。