JPS583104A

JPS583104A - 磁気デイスク装置

Info

Publication number: JPS583104A
Application number: JP56101552A
Authority: JP
Inventors: Shoji Nishioka; 西岡　昇次; Tatsuo Ishikawa; 達夫石川
Original assignee: Toshiba Corp; Tokyo Shibaura Electric Co Ltd
Current assignee: Toshiba Corp
Priority date: 1981-06-30
Filing date: 1981-06-30
Publication date: 1983-01-08
Also published as: JPH0316712B2

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】本発明は目的とする記憶領域もしくはその周辺に欠陥（
７’イフエクテイブスポツト）が存在する場合に代替の
記憶領域を自動的にアクセスする磁気ディスク装置に関
する。

磁気ディスク装置において各種情報を記憶するために用
いられるディスクは、多かれ少なかれ何らかの欠陥（デ
ィフェクティブスポット）を有している。このような欠
陥を有するディスクにあっては、１デイスクアドレスが
割シ当てられる記憶領域すなわちセクタ、四には一定数
のセクタの集合でなるトランクの幾つかが使用不可能と
なる恐れがある。しかし、ホスト計算機側で、ディスク
内の使用可能な領域と使用不可能な領域とを認識し、こ
の認識に基づいてディスクをリード／ライトすることは
不可能である。そこで、ディスクに予備領域（予備セク
タ、更には予備トラック）を設けておき、使用不可能な
セクタ（欠陥セクタ）または使用不可能なトラック（欠
陥トラック）内のセクタをアクセスする場合、磁気ディ
スク装置の内部制御によって上記予備領域の該当するセ
クタを代替セクタとして用いる方法が一般的に採用され
ている。

第１図および第２図は欠陥トラック（または欠陥セクタ
）の代替えのための予備領域を備えた従来のディスクの
フォーマットを示すものである。まず第１図を参照して
従来の磁気ディスク装置における制御動作について説明
する。図中、Ｔθ〜Ｔ６．ＴＳＰＯ〜ＴＳＰ　３はディ
スクの物理的なトラック位置を示し、このうちＴＳＰ　
Ｏ〜ＴＳＰ　３は予備トラックである。Ｓθ〜Ｓ８はセ
クタの物理位置を示し、第１図の例ではｌトラック当り
９セクタに分割されている。また、各トラック（ＴＯ，
Ｔ４．　Ｔ５．　ＴＳＰＯ−ＴＳＰ３　）の各セクタ位
置ごとに記されている２桁の数値列はディスクに書き込
まれているディスクアドレスを示すもので、上位桁はト
ラック番号、下位桁はセクタ番号をそれぞれ示している
。たとえば「０１」はトラックＯ，セクタ１を、「４０
１はトラック４．セクタＯを示している。また、Ｔ　７
．　Ｔ２．　Ｔ３．　Ｔ６の各セクタ位置ごとに記され
ているＴＳＰ　Ｏ−ＴＳＰ　３は代替トランク位置（代
替トラックのトラックアドレス）を示している。これは
、ＴＩ、Ｔ２．Ｔ３．Ｔ６に欠陥（ディフェクティブス
ポット）が存在するために、それぞれ予備トラックＴＳ
Ｐ　Ｏ、ＴＳＰ　Ｊ　、　ＴＳＰ　２　。

ＴＳＰ　３を代替トラックとして使用することを指示す
るものである。たとえばディスクアドレス「１０」をア
クセスする場合、磁気ディスク装置内のディスク制御装
置は、まずディスクの該当する物理位置のセクタすなわ
ちＴＩ、８０セクタのヘッダ部の内容をリードすること
により、代替トラックＴＳＰ　Ｏのアドレスを知る。次
にディスク制御装置は上記アドレスで指定されているト
ラックＴＳＰ　ＯをあたかもトラックＴ１としてＴＳＰ
　Ｏ、Ｓ　Ｏセクタをアクセスする。なお、　Ｔｌ５Ｏ
セクタのヘッダ部にディフェクティブスポットが存在す
る場合にはリードエラーとなり、代替トラックＴＳＰ　
Ｏのアドレスを知ることができないため、ディスク制御
装置は後続するセクタすなわちＴ１．Ｓｌセクタのヘッ
ダ部をリードする。この動作はヘッダ部がエラーなくリ
ード５− されるまで続けられる。第１図および上述の説明で明ら
かなように、トラックＴ１の各セクタには予備トラック
ＴＡＰ　Ｏのアドレスが書き込まれており、ＴＪ、８０
〜ＴＩ、８Ｂのうちｌセクタでもエラーなくヘッダ部が
リードできればトラックＴＳＰ　Ｏを代替トラックとし
て使用することができる。ＴＳＰＯ，８０セクタにはデ
ィスクアドレス「１０」が書き込まれており、目的のセ
クタがアクセスされたことになる。すなわち、トラック
Ｔ１が欠陥トラックである場合に、その代替トラックＴ
ＳＰ　Ｏが見かけ上トラック位置としてアクセスされる
。しかし、上述の方式では、ｌトラックを構成するセク
タ群のたとえ１セクタだけにしかディフェクティブスポ
ットが存在しない場合でも、当該トラックに代えて代替
トラックを使用するだめ、多数の代替トラックを必要と
し、ディスクの実質的な記憶容量が著しく減少する欠点
があった。また、上述の方式では、代替トラックをアク
セスするのにシーク動作を必要とする場合が殆んどであ
り、処理速度６一が著しく低下する欠点もあった。

次に第２図のフす−マノトが適用される従来の磁気ディ
スク装置における制御動作について説明する。図中ｓｐ
は予備トラック、×はディフェクティブセクタ（欠陥セ
クタ）を示している。

ここではディフェクティブスポットの存在をセクタ単位
で問題にする場合に、該当セクタをディフェクティブセ
クタ（欠陥セクタ）と称している。第２図の例では、ト
ラックＴＯ−Ｔ６についてはそれぞれセクタＳ８を予備
セクタとし、トラックＴＳＰ　Ｏ〜ＴＳＰ　３について
は全セクタを予備セクタとしている。そして、第２図に
示されるようにトラックＴ１のセクタＳ　ｇ　（’ｒｚ
、８３セクタ）がディフェクティブセクタである場合、
当該セクタの代替セクタはＴＩ、８Ｂセクタに置かれる
。また、トラックＴ２のセクタ８２゜Ｓ５のように１ト
ラック当り２セクタ以上のディフェクティブセクタの存
在に対しては、１つのディフェクティブセクタたとえば
ＴＩ、８２セクタの代替セクタは同一トラックＴ１の予
備セクタ（ＴＩ、８Ｂセクタ）に置かれ、残りのディフ
ェクティブセクタたとえばＴＩ、８５セクタの代替セク
タは予備トラックＴＳＰ　ｏのセクタ８０（ＴＢＰｏ、
８０セクタ）に置かれる。すなわち、ＴＩ、　Ｓ８セク
タのヘッダ部にディスクアドレス［１３Ｊが、Ｔ２ＩＳ
８セクタのヘッダ部にディスクアドレス「２２」が、Ｔ
ＳＰｏ、８０セクタのヘッダ部にディスクアドレス「２
５」がそれぞれ書き込まれている。この方式では、ディ
フェクティブセクタのヘッダ部で代替アドレスを示す必
要がある。しかし、当該ヘッダ部にディフェクティブス
ポットが存在する場合にはり一ドエラーとなって代替ア
ドレスを知ることができなくなるため、同じセクタ内の
ディ７エクテイブスポツトの存在しない部分で代替アド
レスを示す特別の制御が必要となる欠点があった。しか
も、代替アドレスを示すためのエラ一部分を有さないデ
ィフ鼠クチイブセクタが存在する場合には上述の方式は
適用不可能となシ、第１図の場合と同様にトラック単位
で代替えをしなければならなかった。したがって、ディ
フェクティブセクタが１トラック当り１セクタの場合に
は、第１図の場合に比較して予備トラック数は少なくて
済むが、２セクタ以上存在する場合には必要とする予備
トラック数は第１図の場合とＩまぼ同程度であり、やは
シディスクの実質的な記憶容量の減少は避けられなかっ
た。

ところで、ディスクアクセスは一般に特定の１セクタだ
けを対象とすることはなく、連続する多数のセクタを対
象として行なわれる。上述の方式において、たとえばト
ラックＴ２の全セクタを順次アクセスする場合、その（
データ部に対する）アクセス順はＴｊ、１３０−＋Ｔ２
．ＳＪ→Ｔ２．　Ｓ８−＋Ｔ２．８３−＋Ｔ２．８４−
＋ＴＳＰＯ，８０−＋Ｔ２，８６→Ｔ２，８７となる。

ここで、ＴＩ、８１→Ｔ２，８Ｂ、ＴＩ、ＳＳ→Ｔ２，
８３、ＴＩ、Ｓ４→ＴＳＰ０．８０１Ｔ８ＰＯ，ｆ３ｏ
−＋Ｔ２．８６については、隣接するセクタへのアクセ
スではなくなるため、トラックＴＯのようにディフェク
ティブセクタがない場合にくらべて著しくアクセス速度
が低９− １厘する。しかも上述の例ではトラックの移動が２回発
生するためより一層の遅れが発生する。

また、ディフェクティブセクタが１セクタだけしか存在
しない、たとえばトラックＴ１の場合でも、上述の方式
ではＴ　Ｊ、　８２→Ｔｌ、Ｓ８、ＴＩ。

Ｓ８→Ｔｌ、８４の如く隣接するセクタへのアクセスで
なくなる場合が２回発生し、やはりアクセス速度が低下
する欠点があった。

本発明は上記事情に鑑みてなされたものでその目的は、
欠陥を有するディスクの実質的な記憶容量を増加し、か
つアクセス速度が高速化できる磁気ディスク装置を提供
することにある。

以下、本発明の一実施例を図面を参照して説明する。第
３図は磁気ディスク装置１０の構成を示すものである。

磁気ディスク装置１０はディスク装置１０１とディスク
制御装＃１０２とを有している。ディスク装置１０１は
ディスク１０Ｂの駆動／停止を行なうディスク駆動機構
、磁気ヘッドを移動させて所望のトラックへ位置付けす
るアクセス（シーク）機構、ディスク１０− １０３へのデータ書込み／読出しを行なう書込み／読出
し機構（いずれも図示せず）など周知の構成を有してい
る。

第４図はディスク１０３のフォーマットの一例を示すも
ので、第２図のディスクフォーマットと同様にトラック
ＴＯ−Ｔ６の各８８セクタが予備セクタとして用いられ
、トラックＴＳＰ　Ｏ〜ＴＳＰ　３が予備トラックとし
て用いられる。ただし、以下に詳述するように一１本実
施例におけるディスクのディフェクティブセクタの代替
え割り当ての仕方は第２図とは異なっている。トラック
ＴＯはディフェクティブセクタが存在しない場合であシ
、Ｓ８セクタは予備セクタとして残される。トラックＴ
１はディフェクティブセクタが１セクタ（ＴＩ、Ｓｓセ
クタ）存在する場合である。ここでは、ＴＪ、ＳＪセク
タ〜ＴＪ、８７セクタのヘッダ部に本来書き込まれるべ
きディスクアドレス「１３」〜「１７」は、それぞれ次
のセクタすなわちＴＪ、８４セクタ〜ＴＪ、８Ｂセクタ
のヘッダ部に書き込まれている。すなわち本実施例では
、ディフェクティブセクタであるＴＩ、８３セクタから
後続するＴＩ、８４セクタ〜Ｔｌ、８７セクタに至る各
セクタのディスクアドレス［１３Ｊ〜［１７Ｊを１セク
タずつ順次後のセクタにずらして割シ当てることによっ
て、ディフェクティブセクタの代替えを行なうようにデ
ィスクがフォーマットされている。したがって、図から
明らかなようにトラックＴ１の予備セクタ（ＴＩ、８＆
セクタ）には正常セクタであるＴＪ、８７セクタに割り
当てられるべきディスクアドレス「１７」が割り当てら
れる。この場合、ディフェクティブセクタであるＴＩ、
ＳＪセクタの直接の代替セクタは正常セクタであるＴＩ
、８４セクタである。

トラックＴ２はディフェクティブセクタが２セクタ（Ｔ
、？、ｓ２セクタ、Ｔ２．Ｓ５セクタ）存在する場合で
あシ、Ｔ２，８２セクタ〜Ｔ２゜Ｓ１セクタのヘッ、ダ
部に本来書き込まれるべきディスクアドレス「２２」〜
「２７」は、それぞれ次のセクタ、もしくは次のセクタ
がディフェクティブセクタである場合には更に次のセク
タ、もしくは次のセクタが存在しないためオーバフロー
する場合には次のトラックの先頭セクタ（８０セクタ）
、すなわちＴ２，８Ｂセクタ、Ｔ２，８４セクタ、Ｔ２
，８６セクタ〜Ｔ２゜Ｓ８セクタ、Ｔ３．ＳＯセクタの
ヘッダ部に書き込まれている。トラックＴ３〜Ｔ５につ
いても同様の手順でヘッダ部が形成されている。トラッ
クＴ４はディフェクティブセクタが存在しない場合であ
るが、先行するトラックＴ３からのオーバフローにより
、ＴＪ、８０セクタにディスクアドレス「３７」が割り
当てられるため、ディスクアドレス「４０」〜「４７」
の割シ当て先を、本来の割り当て先であるＴＪ、ＳＯセ
クタ〜Ｔ４．Ｓ７セクタから順に１セクタずつ後にずら
して、ＴＪ、８１セクタ〜Ｔ４．Ｓ８セクタに変更しで
ある。

トラックＴ６はディフェクティブセクタが３セクタ（Ｔ
ｅ、Ｓｒセクタ、Ｔｅ、８５セクタ、Ｔｅ、８６セクタ
）存在する場合である。トラ１３− ツクＴ６にディフェクティブセクタが２セクタ以上存在
する場合には、上述の如き手順でディスクアドレスのず
らし割り当てが行なわれた際に、トラックで６からのオ
ーバフローが発生するために、オーバフローしたディス
クアドレスについては、予備トラックＴＡＰ　Ｏ内の予
備セクタを順に使用する。

なお、第４図のディスクフォーマットには図示されてい
ないが、各セクタのヘッダ部には、ディフェクティブセ
クタと正常セクタを区別するためのディフェクティブセ
クタフラグ、更にはエラーチェックのためのＣＲＣ（Ｃ
ｙｃｌｉｃ　ＲｅｄｕｎｄａｎｃｙＣｈｅｃｋ）情報な
ども書き込まれている。

再び第３図を参照すると１０４ｄデイスク制御装置１０
２の中心を成す制御部である。制御部１０４は演算制御
装置２０から与えられる指令を解読してディスク装置１
０１をアクセス制御する機能を有する。制御部１０４に
は目的トラック上（の成るセクタ）から読み出されたヘ
ッダ部のディフェクティブセクタフラグが保持１４− されるフラグレジスタ１０５が設けられている。

制御部１０４は、フラグレジスタ１０５を参照し、対応
するセクタがディフェクティブセクタであるか否かを判
断し、ディ７エクテイ！セクタと判断した場合に後続す
る物理位置のセクタのヘッダ部、もしくはリード状態に
あるセクタが最後尾のセクタであれば次のトラックの先
頭セクタのヘッダ部に対するリード動作を行なう機能を
有している。また制御部１０４は、ヘッダ部の内容が正
しく読み取れなかった（リードエラー）の場合、更には
ヘッダ部で示されているディスクアドレスが目的とする
ディスクアドレスに一致しなかった場合にもディフェク
ティブセクタ検出時と同様なリード動作を行なう機能を
有している。なお、本実施例において、制御部１０４は
シーク後のセクタアクセスに際し、物理位置上のディス
クアドレスが目的とする角スフアドレスより小さいか等
しいセクタからヘッダ部のリード動作を行なうようにな
っている。

１０６は制御部１０４と演算制御装置２０との間ノコン
トロールライン、１０７は制御部１０４とディスク装置
１０１との間のコントロールラインである。１０８は制
御部Ｊ０４のインタムースとしてのドライバ／レシーバ
、１０９はドライバ／レシーバ１０９を介して演算装置
２０、ディスク装置１０１にそれぞれ接続されるデータ
ラインである。

次に本発明一実施例の動作を第５図の７０−チャートを
参照して説明する。たとえば、演算制御装置２０からデ
ータライン１０９およびコントロールライン１０６を介
してディスク制御装置１０２の制御部１０４にディスク
アクセス指令が与えられ、当該指令がディスクアドレス
「１３」へのアクセス指令であるものとする。制御部１
０４は当該指令を解読してトラックＴｌの８３セクタへ
のアクセスであることを判断し、データライン１０９お
よびコントロールライン１０２を介してディスク装置１
０１に対応するシーク指令を与える。ディスク装置１０
１はこのシーク指令に応じて磁気ヘッドを指定されたト
ラック（トラックＴ）に該当するシリンダ位置）上に位
置決めする。そして、シーク動作が完了すると、制御部
１０１は第５図のステップＳＰ　Ｊに示されるようにデ
ィスクアドレスリード指令をディスク装置１０１に与え
る。本実施例では、目的とするディスクアドレス（ｒ１
３Ｊ）に対応する物理的なセクタ位置、または当該セク
タ位置よシ史に先行するセクタ位置からディスクアドレ
ス（ヘッダ部）の読み出しが行なわれるようになってい
る。たとえば今、ディスク１０３におけるトラックＴ１
の８３セクタのヘッダ部の内容がディスク装置１０１で
読み出され、データライン１０９、ドライバ／レシーバ
１θ８を介して制御部１０４に転送されたものとする。

制御部１０４は、上記ヘッダ部の内容が正常にリードさ
れたか否かすなわちリードエラーが発生したか否かｉ　
ＣＲＣチェックによって判断する（ステラｆｓＰ２）。

そして、正常にリードが行なわれた場合、制御部１０４
はフラグレジスタ１７− １０５を参照し、ディフェクティブフラグが立っている
か否かを判断する（ステツノｓｐ　ｓ　）。

ＴＩ、８３セクタはディフェクティブセクタであるため
、ディフェクティブフラグが立っており、制御部１０４
は次のセクタ（ＴＪ、８４セクタ）を指定しくステップ
ＳＰ　４　）、再びディスクアドレスリード指令をディ
スク装置１０１に与える。なお、ＴＩ、ＳＪセクタのヘ
ッダ部にディフェクティブスポットが存在するために、
ステップ８Ｐ２でエラー検出がなされた場合にも、制御
部１０４は次のセクタ（ＴＭ、８４セクタ）のディスク
アドレスリードを行なう。そして、ＴＩ、８４セクタか
らヘッダ部の内容が正常にリードされ、かつディフェク
ティブフラグが立っていなければ（ＴＪ、ｓ４セクタは
正常セクタであるため、ディ７エクテイブフラグは立っ
ていない）、制御部１０４はディスク装置１０１から読
み出されたＴＩ、８４セクタのヘッダ部の内容に示され
ているディスクアドレスが目的とするディスクアドレス
「１３」に一致するか否１８− かを比較判断する（ステップ５Ｐ５）。この場合、第４
図のディスクフォーマットから明らかなように、ＴＩ、
Ｓ４セクタにはディスクアドレス「１３」が割り当てら
れておシ、制御部１０４は一致判断を行なう。次に制御
部１０４は一致判断に応じ、（当該ＴＪ、８４セクタの
）データ部のアクセス指令をディスク装置１０１に出力
する（ステップ５ｐ６）。ディスク装置１０１は制御部
１０４からのアクセス指令に応じてＴＩ。

Ｓ４セクタのデータ部の読み取シを行なう。そして、こ
の読み取シデータはデータライン１０９を経内して演算
制御装置２０に転送される。

なお、上述の動作説明は目的とするディスクアドレスが
「１３」の場合であったが、他のディスクアドレスが割
シ当てられているセクタをアクセスする場合も同様の手
順となる。すなわち、制御部１０４はディスクアドレス
リードを行ない、ヘッダ部が正常に（エラーなく）リー
ドされ、かつディフェクティブフラグが立っていないセ
クタ位置まで順次ディスクアドレスリードを続ける。次
に制御部１０４は、このようにしてリードされたヘッダ
部のディスクアドレスが目的のディスクアドレスに一致
するか否かを判断し、一致している場合、該当セクタの
データ部をアクセスする。また、読み取られたディスク
アドレスが目的のディスクアドレスよシ小さい場合、制
御部１０４は次のセクタのディスクアドレスリードを行
ない、読み取られたディスクアドレスが目的のディスク
アドレスよシ大きくなっている場合には演算制御装置２
０に対してエラー通知を行なう。

なお、前記実施例では、各トラックＴ１〜Ｔ６にそれぞ
れ１つの予備セクタが設けられている場合について説明
したが、予備セクタ数は前記実施例に限定されるもので
はなく、ディ７エクテイグセクタの数およびその分布状
態に応じて適切な数の子備セクタを設けることが好まし
い。

以上の説明から明らかなように本発明によれば次に列挙
する如き種々の作用効果を得ることができる。

（１）ｌトラックに存在するディフェクティブセクタの
数が、該トラックに設けられている予備セクタ数以下の
場合には、その予備セクタを使用すればよいため、この
種のディフェクティブセクタに対しては冗長がある。

１２）　　ディフェクティブセクタの代替えが、直接予
備セクタに対して行なわれるのではなく、正常セクタを
も含めて１セクタずつ順次ずらして割り当て先を変更し
、最終的に成るトラックの予備セクタで収束するように
しているので、ディフェクティブセクタに対する直接の
代替えセクタが、第１図、第２図の従来例に比較してデ
ィフェクティブセクタの極めて近くに位置するため、デ
ィフェクティブセクタの代替えによるアクセス速度の低
下は少なくてすむ。

（３）１トラツクに存在するディフェクティブセクタ数
が該トラックに設けられている予備セクタ数を越えた場
合には、割り当てセクタを順次ずらして各トラックごと
に設けられた予備セクタを順に使用するようにしている
ので、少な２１− い予備セクタ数で多数の子備セクタを設けた場合と同等
の効果が得られる。

（４）複数のディスクを用いる磁気ディスク装置にあっ
ては、一般に同一シリンダに該当する各ディスクの表面
、裏面の順にトラック番号（ヘッド番号）が割り当てら
れている。たとえば１枚目のディスクのシリンダ０の表
面をトラックＯ１裏面をトラック１、同じく２枚目のデ
ィトラックＩ、・・・の如く割り当てられる。これは同
一シリンダ内ではシーク動作は不要となることに着目し
て、アクセス速度の高速化を図ったことによるものであ
る。ところで、大きなディフェクティブスポットの存在
は、該尚ディスクの近接するシリンダ方向に影響を及ぼ
す必然性があるが、ヘッド方向（該当ディスクの同一シ
リンダ内の反対面、他のディスクの同一シリンダ内）に
影響を及ぼす必然性がない。したがって、上述のような
トラック（ヘッド）割り当てがなされている磁気ディス
ク装置にあっては、２２− 該当トラックで代替セクタの割り当てが収束しない場合
でも、同一シリンダ内の他のディスクのトラックで収束
が可能となるため、予備セクタを効率的に使用できると
ともに、シーク動作が不要であるため、ディフェクティ
ブセクタの代替えによるアクセス速度の低下は少なくて
すむ。

（５）第１図、第２図の例ではディフェクティブセクタ
内の代替アドレスを示す部分はエラーフリーである必要
があるが、本発明では代替えアドレスを示す必要がない
ためエラーフリーの部分を全く必要とせず、ディスクの
歩留りも向上する。

＋６１　７”イフェクティゾセクタが多数おる場合でも
、後続する幾つかのトラックで代替えが収束してしまう
ため、予備トラックを使用することが極めて少なく、従
来例にくらべて予備トラック数が少なくてすむ。

（７）第１図、第２図の例では、予備トラックを使用す
る場合、その部分のアクセス速度が著しく低下するが、
本発明では平均化されているので特に磁気ディスク装置
間の一連のコピー動作等に好適する。

以上要するに本発明の磁気ディスク装置によれば、欠陥
を有するディスクの実質的な記憶容量の増加およびアク
セス速度の高速化を図ることができる。

【図面の簡単な説明】

第１図および第２図は従来の磁気ディスク装置に適用さ
れるディスクのフォーマットを示す図、第３図は本発明
の磁気ディスク装置の一実施例を示すブロック図、第４
図は上記実施例におけるディスクのフォーマットを示す
図、第５図は動作を説明するためのフローチャートであ
る。１０・・・磁気ディスク装置、１０１　　・ディスク装
置、１０２・・・ディスク制御装置、１０３・・・角ス
フ、１０４・・・制御部、１０５・・フラグレジスタ。

Claims

【特許請求の範囲】

（１）１デイスクアドレスが割り当てられる最小記憶領
域の集合で成る記憶領域ごとに所定数の予備の最小記憶
領域を備え、欠陥を有する最小記憶領域から該当する記
憶領域または後続する記憶領域の予備の最小記憶領域直
前に至る各最小記憶領域に担当するディスクアドレスが
、上記欠陥を有する最小記憶領域に後続する上記予備の
最小記憶領域を含む欠陥のない最小記憶領域に順次ずら
される如くフォーマットされたディスクがセットされる
ディスク装置と、外部から与えられる目的ディスクアド
レス情報に一致しているディスクアドレスが割り当てら
れている最小記憶領域をアクセス制御するディスク制御
装置とを具備し、このディスク制御装置は、外部から与
えられるアクセス指令に応じて上記ディスクの最小記憶
領域のヘッダ部をリードアクセスし、少なくとも当該ヘ
ッダ部で示されるディスクアドレスが上記目的ディスク
アドレス情報に一致しない場合、後続する最小記憶領域
のヘッダ部をリードアクセスする動作を目的の最小記憶
領域を確認するまで繰り返し実行せしめることを特徴と
する磁気ディスク装置。
（２）上記ディスクの各最小記憶領域のヘッダ部には、
該当する最小記憶領域が欠陥を有しているか否かを示す
欠陥フラグ情報が書き込まれていることを特徴とする特
許請求の範囲第１項記載の磁気ディスク装置。
（３）上記ディスク制御装置は、上記ディスクの最小記
憶領域のヘッダ部中の上記欠陥フラグ情報を保持するフ
ラグレジスタを備え、当該フラグレジスタの内容が欠陥
を有する最小記憶領域を示す場合に後続する最小記憶領
域のヘッダ部をリードアクセスすることを特徴とする特
許請求の範囲第２項記載の磁気ディスク装置。