JPS59501383A - 蓄積媒体の欠陥管理方式 - Google Patents

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】 蓄積媒体の欠陥管理方式 本発明は情報蓄積システムに関し、特にこのようなシステムにおける蓄積媒体の 欠陥の管理方式に関する。

発明の背景 データ処理、計算及び他の電子システム内で情報を蓄えるために用いられる媒体 は、広い技術を用いるとともに種々の形式を取っている。このような装置の良く 知られた例としては半導体メモリ、及び、磁気ディスク及びテープがある。しか し、このような媒体には共通した性質があり、単位面積当シの蓄積容量を増加さ せると、媒体内の欠陥の発生率が共通して増大する。欠陥は媒体内のきすであシ 、媒体の１つ又はそれ以上の領域を情報蓄積のために使えなくしてしまうもので ある。欠陥は通常、ディスク製造過程におけるごみ粒子の存在や、他の変形の結 果生じる−０ 蓄積媒体の蓄積容量が増加すると、きすのない蓄積装置を製造するのがより困難 でかつより高価とな９、きすのある装置をすべてスクラップにしてしまうのは経 費がかかりすぎる。このため、きすのある蓄積媒体の使用を可能にする方式が必 要である。

これを達成するために、蓄積媒体の予め定めた領域をスペアとして確保し、媒体 の欠陥のある領域の代替えとして用いる方式が良く用いられる。従来技術の方式 では、メーカは、例えば半導体チップ内の電気接続を切断しておく等の方法によ り、固定的かつ変更のできない方式により、欠陥のある領域の代りにスペア領域 を使用する方式をとっている。この方式では、媒体内で新しく発生した、あるい は発見された欠陥は補償できないという欠点がある。新しい欠陥によって、媒体 は再び使用できなくなる。

欠陥のある領域の代りにスペア領域を固定的て用いるのではなく、メーカは単に 媒体内に欠陥がちるという意味のフラッグをつけておき、欠陥のある領域の代り に用いるスペア領域をユーザが作るものもある。たとえば、磁気ディスク又はテ ープでは、フラッグは、メモ′すの量子化された部分で欠陥を含む部分の欠陥位 置又は開始位置に記録することができ、このフラッグは欠陥の位置を示すととも に、欠陥領域の代りに用いられる蓄積領域のアドレスを指定することもできる。

この方式の欠点は、情報蓄積システムの効率を低下させることである。なぜなら 、必要な蓄積位置に到達するのに媒体を２回アクセスするのに時間遅延が大きい ためである。すなわち、１回目は必要な蓄積位置をアクセスして欠陥があるとい うフラッグのみをみつけ、２回目にこの欠陥位置の代りに用いられているスペア 位置をアクセスすることになる。

発明の要旨 本発明は、従来技術の蓄積媒体欠陥管理方式の上記及び他の欠点を改善するもの である。

本発明は蓄積媒体の欠陥位置のアクセスを避ける新しい方式を提供している。欠 陥位置のアドレスのテーブルが蓄積媒体に付属していない時には、このテーブル が最初に作られる。蓄積媒体のある位置をアクセスするためのアドレスが得られ ると、得られたアドレスに影響を与える欠陥位置を決定するためにこのテーブル が参照され、この影響を与える欠陥位置についてアドレスが補償される。次に、 この補償されたアドレスによって指定された蓄積位置がアクセスされる。どの欠 陥位置も得られたアドレスに影響を与えない時には、この得られたアドレスによ って指定される蓄積位置がアクセスされる。

テーブルは、欠陥位置のアドレスの順序づけられたリストを含んでいる。補償さ れていないアドレスは仮想アドレスであり、補償されたアドレスは実アドレスで ある。

テーブルが参照されて仮想アドレスに影響を与える欠陥位置が決定され、仮想ア ドレスは影響を与える欠陥位置の数の関数として実アドレスを生じるように翻訳 される。

テーブルを作成するとき、欠陥位置のアドレスが決定され、高速アクセスメモリ に蓄えられるという利点をもつ。

さらに、この方式では新しい欠陥に対してテーブルのアドレスを更新できるとい う利点を持つ。

本方式では、従来技術において必要な蓄積位置へ到達するのに媒体を２回アクセ スしなければならないために生じていたようなシステムの効率の劣化は避けられ ている。システムハードウェアの変更もわずかであり、本発明の方式は実現と保 守が簡単で、多くの実在する蓄積媒体管理システムに組込むのも比較的容易であ る。さらに本発明の方式では、媒体内で新しく発生した、あるいは発見された欠 陥にも対処できる。

本発明の上記及び他の利点は、本発明の一実施例に関する以下の説明と図面とに より、より明確となろう。

図面の簡単な説明 第１図は本発明の一実施例を含む計算機システムのブロック図であり、 第２図は第１図のディスクのブロック図であシ、第３図は第１図のディスクの１ つのシリンダの一部の論理的配置を示す図であり、第４図は第１図ディスクファ イル制御器のＲＡＭの一部の論理的配置を示す図であり、 第５図は第１図のディスクファイル制御器（ＤＦＣ）プロセッサのディスクフォ ーマット化ルーチンの一部のフローチャートの図であり、 第６図は第１図のＤＦＣプロセッサのテーブル生成ルーチンのフローチャートの 図であり、 第７図及び第８図は第１図のＤＦＣプロセッサのアドレス翻訳ルーチンのフロー チャートの図であり、第９図は第１図のＤＦＣプロセッサの新欠陥処理ルーチン のフローチャートの図であり、 第１０図は第１図のＤＦＣプロセッサの更新欠陥テーブル更新ルーチンのフロー チャートの図である。

詳細な説明 次に図面において、第１図は本発明の原理を示すために用いる代表的な計算機シ ステム８を示している。このシステム８は、中央処理装置（ｃｐｕ）１１を含み 、このＣＰＵは計算、論理操作及びシステム８の他のデータ処理動作を行う。Ｃ ＰＵＩＩはプログラム制御のもとで動作する。このＣＰＵ１１ｊ：、システムハ ス１８を介して公知のメモリ１０及びディスクファイル１３と通信するよう構成 された、市販の多数のプログラム可能機械のうちの任意のものを用いることがで きる。プログラムの一部及びＣＰＵＩ　１の動作のために用いられるデータのう ちのあるものはメモリ１０に蓄えられ、ＣＰＵ１１によって高速で用いられる。

プログラムの他の部分及びデータの大部分はディスクファイル１３に蓄えられる 。

ディスク１３は大容量記憶媒体である。メモリ１ｏよシもはるかに大きな蓄積容 量を持つが、情報の書込み及び読出し速度はメモリ１０の場合よりもはるかに遅 いのが普通である。ディスクファイル１３の動作及びそのシステム８の他の部分 とのやりとりは、ディスクファイル制御器（ＤＦＣ）１２によって制御される。

ＤＦＣは、システム８の通信媒体として動作するシステムバス１８に対して、デ ィスクファイル１３のインターフェイスの働きをする。

ＣＰＵＩＩ、メモリ１０及びＤＦＣ１２はバス１８に接続されており、ＣＰＵ１ １、メモリ１０及びＤＦＣ１２は通常の方法によってバス１８を介して相互に通 信する。これらの相互動作及び通信のプロトコルは主としてバス１８の構造によ って決まり、本発明を理解する上では重要ではない。これらは当業者には公知の ものである。

ＤＦＣ１２は市販された任意の装置を用いることができる。ＤＦＣ１２は、後述 する例外を除き、通常の方法で動作する。ＤＦＣ１２はＤＦＣプロセッサ１４及 びＤＦＣメモリ１５を含んでいる。ＤＦＣプロセッサ１４は、バス１８の通信プ ロトコルを構成する信号の発信と受信を行うとともに、ディスクファイル１３の ある位置への情報の書込みやその位置からの情報の読出しのためのアクセス動作 の制御を行う。ＤＦＣメモリ１５は高速アクセスメモリである。ＤＦＣプロセッ サ１４によるＤＦＣメモリ１５のメモリ位置のアクセス時間は、ディスクファイ ル１３のあるメモリ位置のアクセス時間よりもはるかに小さい。ＤＦＣメモリ１ ５は、読出し書込み可能ランダムアクセスメモリ（ＲＡＭ）１５ｂと、読出し専 用メモリ（ＲＯＭ）１５ａの２つの部分から成る。ＤＦＣＲＯＭ１５ａはＤＦＣ プロセッサ１４の動作を制御するプログラムを蓄えている。このプログラムはＤ ＦＣプロセッサ１４が実行する種々のルーチンを含んでおり、そのフローチャー トは第５図−第１０図に示されている。

ＤＦＣＲＡＭ１５ｂはＤＦＣプロセッサ１４の動作に必要なデータを蓄えるとと もに、ディスクファイル１３とシステムバス１８との間で転送される情報のため のノ＼ツファメモリの働きもする。

ディスクファイル１３は１つ又はそれ以上のディスクから成る。第１図の例では 、ディスクファイル１３は８ケのディスク１３ａ−１３ｈを含んでいる。ディス ク１３ａ乃至１３ｈは市販されている任意の装置を使用できる。ディスク１３ａ 乃至１３ｈの各々は他のディスクとは独立に動作する。ディスク１３ａ乃至１３ ｈは実質的には同じものであり、従って１つのディスク１３ａのみについて詳し く述べるが、この説明はディスク１３ｂ乃至１３ｈについても当てはすることは 当然である。

ディスク１３ａは、ブロックの形式で第２図に示されている。図示したように、 ディスク１３ａは、磁気情報蓄積媒体となるディスク媒体５０を含んでいる。駆 動モータ５１はディスク媒体５０を常時回転させ、情報の蓄積及び読出しのため にディスク媒体５０の選択された部分をアクセスする読出し・書込みヘット５７ を通過させる。ヘット５７の移動及び１つ又はそれ以上のヘッドの選択はヘット 位置決め選択回路５２によって行われる。

この回路は、ＤＦＣ１２からデータ及び制御ｌくス１９を介して送られる指令に よって制御される。回路５２からＤＦＣ１２への信号の伝送及びディスク１３ａ とＤＦＣ１２との間のデータ伝送もバス１９を介して行われる。

第２図に示されているように、ディスク媒体５０は複数個のディスク板５３から 成る。各板５３には１つのヘット５７が付随している。各板５３の表面は、複数 個の同心円トラック５４に分割されている。すべての板５３において、板の中心 から同じ半径のところにあるトラックを集めると論理的に円筒表面を形成し、こ れをシリンダ５５と呼ぶ。よって、各板５３の各トラック５４はある特定のシリ ンダ５５内にあることになる。各トラック５４はさらに複数個のセグメントに論 理的に分割されておシ、これをセクタ又はブロック５６と呼ぶ。

シリンダ５５、トラック５４及びセクタ５６はディスクパック５０の蓄積位置の 大きさを表わす単位であると考えることができる。よって、ディスクパック５０ のアドレス指定は、まずシリンダ５５を指定して各板５３上の１つのトラックを 選択し、次にヘッドを指定して１つの板５３を選択し、次いでセクタ５６を指定 することになる。単位をさらに細分化すること、すなわちセクタ５６を、識別可 能なより小さな単位に分割することも通常の方法で行うことができる。

ディスク１３ａのメーカは、ディスク１３ａをユーザに引渡す前に、欠陥を見つ けるためのテストを行う。特１３ａに許容される最大欠陥数が含まれている。指 定された最大欠陥数以下であれば、そのディスク１３ａは使用可能であると考え られる。メーカは、ディスク１３ａとともに、ディスク１３ａ内に含まれている 欠陥の場所に関する情報を提供する。第３図の例に示したように、本実施例では 、メーカはこの情報を、ディスク媒体５０の予め定めたトラック５４上に位置す るメーカテーブル（ＭＴ）２１に蓄える。この例では、この位置は最後のシリン ダ５５の最初のトラック５４Ｘであり、このシリンダ５５はＤＦＣ１２によって 専用に用いられ、ディスク１３ａに対して実行されるジョブで利用することはで きない。

メーカテーブル２１に蓄えられている情報は、ディスク媒体５０内の欠陥セクタ のアドレスを含んでいる。メーカは、このアドレスのリスト内に架空アドレスも 蓄えている。架空アドレスは、ディスク１３ａに対して実行されるであろう任意 のジョブのどのアドレスよシも大きな予め定めたアドレスである。たとえば、架 空アドレスは、ディスクファイル１３で使用されると予測される任意の形のディ スク１３ａの任意のトラック５４のアドレスよりも大きなアドレスとすることが できる。この架空アドレスは、アドレスのリストの終りを示すフラグの働きをす る。本実施例では、架空アドレスは、アドレスを定義している２進語のすべての ビットを１にしたものとしている。

本実施例においては、メーカはトラック５４Ｘには欠陥がないことを保証してい る。しかし、別の実施例では、もし予め定めたトラック５４Ｘに欠陥があれば、 メーカはＭＴ２１を予め定めたトラック５４Ｘに蓄えず、トラック５４Ｘが欠陥 を含むという印をつけ、最後のシリンダ５５の別の場所にある欠陥のないトラッ ク５４にＭＴ２１を蓄えることができる。

ディスク１３ａが最初にシステム８に接続される時、ディスク１３ａをフォーマ ット化するための指令がＤＦＣプロセッサ１４に与えられる。これは第５図のブ ロック６０に示されている。この図は本発明に従ったディスクフォーマット化ル ーチンの各ステップをフローチャート形式で示している。ＤＦＣプロセッサ１４ は、ディスク１３ａをフォーマット化する指令に応動し、ブロック６１に示すよ うにメーカテーブル２１から情報を読出しこの情報を、特定のＤＦＣ１２及びシ ステム８が今後用いて行くのにどのフォーマットが最も適切であるかという情報 に変換する。例えば本実施例では、ＤＦＣ１２は、あるトラック内の１つ又はそ れ以上のセクタ５６が欠陥を持つと、そのトラツク５４全体が欠陥トラックであ ると判断するようにしている。従ってＤＦＣプロセッサ１４は、メーカテーブル ２１に与えられている欠陥トラックのアドレスを対応するトラック５４のリスト に変換れるのを除去する。またＤＦＣプロセッサ１４は、欠陥トラックのアドレ スが順番に並ぶようにする。これらの動作はブロック６２にまとめられている。

ＤＦＣプロセッサ１４は、ブロック６３に示すように、このリストに架空アドレ スを付加する。次にＤＦＣプロセッサは、ブロック６４に示すように、フォーマ ット化された情報リストを、第３図の最後のシリンダ５５の２番目のトラック５ ４Ｙに位置する更新欠陥テーブル２２に格納する。

ＤＦＣプロセッサ１４は、更新欠陥テーブル２２のフォーマット化を終えると、 第５図のブロック６５に示したように通常のディスクフォーマット化を続ける。

メーカテーブル２１を用意する代シに、ディスクメーカは、ディスク１３ａ内で 欠陥のあるセクタ５６（図示していない）に単にフラグを付すだけで、ディスク １３ａに関する情報を集中化しない形式で与えることもできる。

この場合メーカテーブル２１は存在しない。このような時には、ディスク１３ａ がシステム８にはじめて接続される時に、システム８からの指令により、ＤＥＣ プロセッサ１４はディスクパック５０の各セグメント５６を読出してフラグの付 けられたセクタ５６であるかどうかを識別し、またもしあればディスク１３ａに 関する他の情報も収集する。このようにして得られた情報は、次に正しくフォー マット化され、欠陥のある蓄積位置アドレスが順に並べられ、架空アドレスが付 加され、フォーマット化され順に並べられた情報が最後のシリンダ５５の２番目 のトラック５４Ｙ上の更新欠陥テーブル２２に蓄えられる。

ディスクファイル１３は、場合によっては、サービスを改善するために再構成す ることがある。たとえば、障害のある、あるいは空いているディスクがディスク ファイル１３から除去され、新しいディスクがディスクファイル１３に付加され て蓄積容量を増加させたり、あるいはシステム８に与える情報を変えるーためや 、システム８に割当てられているタスクのプログラムを変更するためにディスク を取りかえることがある。第１図において、ディスクファイル１３の再構成が行 われると、ＤＦＣ１２が初期化される。ＤＦＣ１２は通常の方法により、ディス クファイル１３を構成するディスク１３ａ乃至１３ｈの数に関する情報やディス ク１３ａ乃至１３ｈの各々の特性に関する情報を蓄えている。各ディスク１３ａ 乃至１３ｈの特性を与える情報はディスクの型を含んでいる。

ディスク１３ａ乃至１３ｈの数を指定する情報及び各ディスク１３ａ乃至１３ｈ を特徴づける情報に基づき、ＤＦＣプロセッサ１４はＤＦＣＲＡＭ１５ｂを初期 化して、その内部にディスクファイル１３の各ディスク１３ａ−１３ｈのそれぞ れについて１つのアクティブジョブテーブル（ＡＪＴ）２５ａ乃至２５ｈを作り 出す。

これを第４図に示す。ＡＪＴ２５ａ乃至２５ｈの各々はＤＦＣＲＡＭ１５ｂの１ つの領域であり、ＤＦＣプロられる。ＡＪＴ２５ａ乃至２５ｈは相互に複写可能 であるため、ディスク１３ａ、に付随するＡＪＴ２５ａのみについて詳しく説明 するが、この説明がＡＪＴ２５ｂ乃至２５ｈにも適用できることはいうまでもな い。

ＡＪＴ２５の一部はフラッグ３０に割当てられている。

ＤＦＣプロセッサ１４はディスク特性情報及び最初に与えられている他の情報に 応動してフラッグ３０のうちのあるものをセットしたりリセットして、後でこの 情報を用いるための準備をする。フラッグ３０の中には、有効欠陥チーフル（Ｖ ＤＴ）フラッグ３０ａ及び新欠陥発見（ＮＤＦ）フラッグ３０ｂが含まれ、これ らは初期化の時にＤＦＣプロセッサ１４によってリセットされる。

この時、ＤＥＣプロセッサ１４は、欠陥テーブルアドレス（ＤＴＡ）３１と呼ぶ Ａ　Ｊ　Ｔ　２５　ａの内容の値も初期化する。ＤＴＡ３１はＤＦＣＲＡＭ１５ ｂの予め定めた部分を指すように初期化される。メモリ１５の該部分は、ディス ク１３ａ（第３図）のＵＤＴ２２内に現在蓄えられている順序づけられたリスト のコピーを蓄える。

この順序づけられたリストのコピーを欠陥テーブル２４ａと呼ぶ。ＤＴＡ３１は 、ＤＦＣＲＡＭ１５ｂの該予め定めた部分の先頭のメモリ位置のアドレスを蓄え ており、ＡＪＴ２５から欠陥テーブル２４ａの最初の内容へのポインタとして働 く。

ＡＪＴ２５はディスク形３３と呼ぶ内容も含んでおり、ＤＦＣプロセッサ１４は 、ここにディスク１３ａの形を識別する情報を蓄える。

初期化が終ると、ＤＦＣ１２は、ディスクファイル１３を用いてＣＰＵ１１で実 行されるプログラムかラノジョブを受けることが可能となる。ここでいうジョブ は、読出し又は書込み動作のいずれであるか、この動作を行わせるのがディスク １３ａ乃至１３ｈのいずれであるか、動作を開始させるディスク１３ａ乃至１３ ｈのアドレス、及び動作を行わせる連続したセクタ５６の数を指定する指令であ る。またこのジョブの発信者、すなわちＣＰＵ１１で実行され、このジョブの実 行を要求しているプログラムの識別も示される。

このジョブによってアドレスされているディスク１３ａ乃至１３ｈはディスク１ ３ａであるものと仮定し、新しく受信されたジョブはＤＦＣプロセッサ１４によ ってＤＥＣＲＡＭ１５ｂ内の待行列（図示していない）チ一時的に蓄えられてい るものとする。

ディスク１３ａが空いているか、あるいはディスク１３ａがジョブの実行を完了 して空きになると、ＤＦＣプロセッサ１４は新しいジョブの実行が可能となる。

これは第６図のブロック７０によって示されている。この図はＤＦＣプロセッサ １４の欠陥テーブル生成ルーチンをブロックの形式で示している。ブロック７１ で示したように、ＤＦＣプロセッサ１４は最初ＡＪＴ２５ａの有効欠陥テーブル （ＶＤＴ）フラッグ３０ａをチェックする。このフラッグがセットされていると 、有効な欠陥テーブル２４ａがディスク１３ａに対してＤＦＣＲＡＭ１５ｂに存 在することを意味し、ＤＦＣプロセッサ１４は、ブロック７５に示すようにジョ ブ実行動作を続ける。

フラッグ３０ａがセットされていないと、ディスク１３ａに対する有効な欠陥テ ーブルはＤＦＣＲＡＭ１５ｂＫ：は存在しないことを意味し、ＤＥＣプロセッサ １４はこれを作る仕事を始める。

ＤＦＣＲＡＭ１５ｂ内に欠陥テーブル２４ａを作るために、ＤＦＣプロセッサ１ ４は、ブロック７２に示すようにディスク１３ａの更新欠陥テーブル（ＵＤＴ） ２２（第３図）をアクセスし、フロック７３に示すように、アドレスの順序づけ られたリストをそこからＤＦＣＲＡＭｌ　５　ｂのメモリセグメントに転送する 。このセグメントはＡＪＴ２５ａのＤＴＡ３１によって指されているものである 。欠陥テーブル２４ａはこのようにして生成される。ＤＦＣプロセッサ１４は、 ブロック７４に示すように、ＡＪＴ２５ａの有効欠陥テーブルフラッグ３０ａｋ セツトして、ディスク１３ａに対する有効な欠陥テーブルが存在することを表示 する。このようにしてＤＦＣプロセッサ１４は、ディスク１３ａに対する実行を 待っているジョブの実行が可能となり、ブロック７５に示すように、テーブル生 成ルーチンを出て、ジョブ実行動作を続行する。

他の時点においてＤＦＣプロセッサ１４が他のＡＪＴ２５ｂ−２５ｈの有効欠陥 テーブルフラッグ３０ａをチェックした時も、同様の方法で欠陥テーブル２４ｂ 乃至２４ｈをそれぞれ生成する。

第４図において、欠陥テーブル２４ａはディスク媒体５０内に存在する欠陥のあ るトラック５４のアドレスの、順序づけられたリストから成る。欠陥テーブル２ ４ａは、ディスク媒体５０で欠陥のある最初のトラック５４のアドレスを示す内 容２７で始まり、以下欠陥のあるトラックのアドレスが順につづき、欠陥のある 最後のトラック５４のアドレスを示す内容２８に至っている。チーフル２４ａは 、テーブル２４ａの終りを示す架空アドレスを含む内容２９で終っている。

前述のように、ジョブの一部としてＤＦＣプロセッサ１４に供給される情報は、 そのジョブを開示すべきアト１／スを含んでいる。このアドレスは仮想アドレス （ＶＡ）である。なぜなら、このアドレスはディスク１３ａに付随するアドレス の論理的スペクトルの範囲内にはあるが、ディスク１３ａ内の特定の物理的蓄積 位置のアドレスである必要はないためである。この物理的蓄積位置のアドレスを 実アドレス（ＲＡ）と呼ぶ。仮想アドレスを、特定の物理的蓄積位置に対応づけ るために、仮想アドレスは、仮想アドレスを修正し仮想アドレスを実アドレスに 変換する翻訳処理を受けねばならない。特に、仮想アドレスは、ディスクパック ５０内の欠陥に対する対応が取られねばならない。欠陥のある蓄積位置をアクセ スするのは好ましくないため、欠陥のある位置のアドレスを仮想アドレスに割当 てることはできない。たとえば、連続する２つの仮想アドレスは、連続しない実 アドレスに変換され、これによって欠陥のある物理的位置の実アドレスの割当て か避けられて、仮想アドレスは有効で使用可能な論理蓄積位置を示すものとなる 。

セクタ５６は情報の書込み及び読出しにおいては、蓄積の単位であるものと通常 考えられており、ジョブの一部として供給されるアドレスは特定のセクタ５６を 指定する。しかし、欠陥の処理のため、本実施例では任意のセクタ５６に欠陥が あればそのセクタを含むトラック５４の全体が欠陥トラックであるとしているた め、アドレス翻訳の処理は特定のトラック５４を示すアドレス部分て対して実行 され、このトラック５４の特定のセクタを示すジョブアドレスの大佐ビットは無 視される。従って以下の説明で、翻訳又は欠陥補償プロセスに関連して使われる 用語、アドレス、はトラック５４のアドレスを指す。

いうまでもなく、前述のような別の実施例では、情報の読出しと書込みのみでは なく、欠陥補償の目的のためにもセクタ５６を蓄積の単位とすることができ、ア ドレス翻訳処理はショフの一部として供給されるアドレス全体に対して行われ、 その場合、以下の説明で使われる用語アドレスはセクタまで指定する全体のアド レスと解釈することができる。

ＤＦＣプロセッサ１４は、欠陥テーブル２４ａを参照してリストにあげられてい る欠陥のどの位置が仮想アドレスに影響を与えるかを判定し、影響のある欠陥の 場所の分だけ仮想アドレスをシフトして実アドレスとするととによって、ディス ク媒体５０内の欠陥に対して仮想アドレスを補償する。この翻訳処理によって欠 陥のある蓄積位置はスキップされ、仮想アドレスに影響のある欠陥のアドレスに 対応する仮想アドレスは、より大きな実アドレスに対応づけられる。

仮想アドレスを実アドレスに変換するために、ＤＥＣプロセッサ１４は第７図の フローチャートに示した動作を行う。ブロック３６に示すように仮想アドレス（ ＶＡ）を受けとると、ＤＦＣプロセッサ１４はブロック３７に示すように、まず このアドレスが有効な仮想アドレスであるかをチェックする。このアドレスの有 効性は、ジョブによって使用可能なディスク１３ａの最後の蓄積位置の仮想アド レスよりも、受信された仮想アドレスの方が小さいか否かによって判定される。

ディスク媒体５０の使用可能な最後の蓄積位置のアドレスは、ＤＦＣプロセッサ １４により、ＡＪＴ２５ａ内のディスク型３３の内容によって決定される。仮想 アドレスが有効でないと、ＤＦＣプロセッサ１４はブロック６６に示すようにこ のジョブを強制終了し、このジョブの発信者にその旨を知、　らせるメツセージ を送る。

仮想アドレスが有効であると’Ｉ　ＤＦＣプロセッサ１４はその実アドレスへの 翻訳を行う。ブロック３８に示すように、ＤＥＣプロセッサ１４は、仮想アドレ スを増分仮想アドレス（ＩＶＡ）２０と呼ぶ変数に蓄える。ＩＶＡ２０は、ＤＦ ＣＲＡＭ１５ｂ（第４図）メモリ位置であり、ＤＦＣプロセッサ１４によって一 部メモリとして用いられる。これとは別に、ＩＶＡ２０はＤＦＣプロセッサ１４ 内の汎用レジスタ（図示していない）としても良い。

さらにブロック３８で示すように、ＤＦＣプロセッサ１４はアクティブジョブテ ーブル（Ａ　Ｊ　Ｔ　）’　２５　ａ内の欠陥テーブルポインタ３２の内容Ｐを 初期化する。欠陥テーブルポインタ３２は、欠陥チーフル２４ａ内で次の欠陥の アドレスを含む位置を指しており、これは現在の翻訳過程と考えることができる 。まだ欠陥処理を全く行っていない時点では、欠陥テーブルポインタ３２は欠陥 テーブル２４ａの最初の内容２７を指すことになり、このためＤＴＡ３１の内容 をこのポインタに書込むことによって初期化される。さらにブロック３８で示す ように、プロセッサ１４は欠陥カウンタ２６の内容ｄをゼロにリセットする。欠 陥カウンタ２６はＤＦＣＲＡＭ１５ｂ（第４図）のメモリ位置であり、ＤＦＣプ ロセッサ１４により一部メモリとして用いられる。これとは別に、欠陥カウンタ ２６はＤＦＣプロセッサ１４内の汎用レジスタ（図示していない）としても良い 。以下に説明するように、カウンタ２６は、現在翻訳中のＩＶＡ２０の現在の値 に影響を与える欠陥の数を計数するためにＤＦＣプロセッサ１４によって用いら れる。

ブロック３９に示すように、ＤＦＣプロセッサ１４は次にポインタ３２の内容Ｐ をカウンタ２６の計数値ｄたけ増分する。ＤＦＣプロセッサ１４はこのポインタ ３２の増分された内容を欠陥テーブル２４ａへのポインタとして用い、このポイ ンタによって指される欠陥テーブル２４ｇの内容を、ＩＶＡ２０の内容と比較す る。

カウンタ２６の内容ｄはセロであるため、ポインタ３２は欠陥テーブル２４ａの 最初の内容２７を指しており、またＩＶＡ２０は仮想アドレスを保持しているた め、ＤＦＣプロセッサ１４はディスク媒体５０の最初の欠陥のアドレスを仮想ア ドレスと比較する。

もし欠陥のアドレスがＩＶＡ’２０の内容よシも太きければ、この仮想アドレス はディスク媒体５０内のどの欠陥によっても影響を受けず、ＤＥＣプロセッサ１ ４はブロック＋１、＋２．４４及び４５に示した動作を行う。

しかし、欠陥のアドレスがＩＶＡ２０の内容より小さいかこれに等しいと、仮想 アドレスは欠陥の影響を受ける。これに応動して、ＤＦＣプロセッサ１４はブロ ック４０に示すようにカウンタ２６の計数値ｄをまたけ増分し、ブロック３９に 示されている動作をくりかえして、次の欠陥も仮想アドレスに影響を与えるが否 かを判定する。すなわち、仮想アドレスはディスク媒体５００２番目の欠陥のア ドレスと比較される。

ブロック３９及び４０に示された動作は、欠陥テーブル２４ａの内容で仮想アド レスよシも大きいものが見つかるまで繰返えされる。これが見つかった時点では 、カウンタ２６の計数値ｄは、仮想アドレスに影響を与える欠陥の数を示してい る。ＤＦＣプロセッサ１４は次てブロック４１で示されている動作を行う。

ブロック４１で示されているように、ＤＥＣプロセッサ１４は、欠陥テーブルポ インタ３２の内容Ｐをカウンタ２６の計数値ｄだけ増分し、ポインタ３２は欠陥 テーブル２４ａの内容で仮想アドレスを始めて越える内容を指すことになる。さ らにＤＦＣプロセッサ１４はＩＶＡ２０をカウンタ２６の計数値ｄたけ増分して 仮想アドレスをシフトし、仮想アドレスを、欠陥蓄積位置の数たけ先行する実ア ドレスの値に増分する。

次に、ＤＥＣプロセッサ１４は、ブロック４２に示すように、増分された仮想ア ドレスと、欠陥テーブル２４ａの内容で欠陥チーフルポインタ３２の内容Ｐによ って指されている位置の内容とを比較する。この比較の目的は、影響を与える欠 陥を補償するためにシフトしたことによって、さらに先にある欠陥によって仮想 アドレスが影響を受けるようになったか否かを調べるものである。ＩＶＡ２０の 内容が、ポインタ３２の内容Ｐによって現在指されている欠陥のアドレスより小 さければ、増分された仮想アドレスはシフトしたことによって別の欠陥の影響を 受けることにはならなかったことになる。

しかし、ＩＶＡ２０の内容がポインタ３２によって指きれている欠陥のアドレス より大きいか等しいと、増分された仮想アドレスはそのシフトのために別の欠陥 の影響を受けることになる。従ってＤＦＣプロセッサ１４はブロック４３に示す ようにカウンタ２６の計数値ｄをゼロにリセットし、ブロック３９から始まる前 述の動作を行うために戻り、増分された仮想アドレスに影響を与える欠陥の数を 調べる。

ブロック３９乃至４３に示されている一連の動作は、ブロック４２に示したよう な増分された仮想アドレスとポインタ３２の内容Ｐによって指されている欠陥の アドレスとの比較により、仮想アドレスの増分によってももはや欠陥による影響 は受けないことが判明する寸でＤＦＣプロセッサ１４によって繰返される。これ が判明すると、ブロック４４に示すように増分された仮想アドレスは実アドレス （ＲＡ）となり、第４図に示すようにＡＪＴ２５ａ内で実アドレス３４と名づけ られた位置に蓄えられる。ＤＦＣプロセッサ１４はブロック４５に示すようにデ ィスク１３ａのヘッド位置決め・選択回路５２（第２図）に対してこの実アドレ スによってアドレスされるディスク媒体５０のトラックを探索するよう指令を出 して、第７図のルーチンを終了する。次にＤＦＣプロセッサ１４は他のディスク １３ｂ−１３ｈのサービスを行う。

回路５２はアドレスきれたトラック５４を見出すと、ＤＦＣプロセッサ１４に信 号を送シ、探索が完了したことを知らせる。ＤＦＣプロセッサ１４はこの時点で この位置及びこれに続く蓄積位置をアクセスしてジョブを実行することができる 。

前述のように、ジョブは複数個の一連の連続した仮想位置への動作を要求する場 合もあり、ジョブの実行は１つ以上のトラック５４に及ぶことがある。第１のト ラック５４へのジョブの実行が完了して第２のトラック５４へ移る時、ＤＦＣプ ロセッサ１４はこの第２のトラック５４が正常で使用可能か、あるいは欠陥があ ってスキップすべきかを判定しなければならない。第２のトラック５４が正常で あれば、、ＤＦＣプロセッサ１４は単に第１のトラック５４の実アドレスをまた け増分して第２のトラック５４のアドレスを得る。しかし第２のトラック５４に 欠陥があると、、ＤＦＣプロセッサ１４は第１のトラック５４の実アドレスをま たけ増分して欠陥のある第２のトラック５４をスキップし、第３のトラック５４ の実アドレスを得る。もし第３のトラック５４にも欠陥があると、第１のトラッ ク５４の実アドレスは３たけ増分されて第３のトラック５４もスキップされ、以 下同様にして正常なトラック５４が見つかる寸で続けられる。第２の正常なトラ ック５４の仮想アドレスは変化しておらず、また第１のトラック５４の実アドレ スがどれだけの欠陥トラック分だけスキップされているかとは無関係に第２のト ラックの仮想アドレスは第１のトラックの仮想アドレスに連続しているため、第 ２のトラック５４の仮想アドレスは第７図に関連して述べたのと類似の方法によ シ、影響のある欠陥の数だけシフトすることによって欠陥を補償することができ る。このような処理は、ショブの実行が１つのトラック５４から別のトラックへ 移るたびに行われる。

ディスク媒体５０の欠陥に対し、一連の仮想アドレスを補償するためのＤＦＣプ ロセッサ１４の動作が第８図のフローチャートに示されている。ブロック４７に 示すように、ジョブの実行が１つのトラック５４から次のトラック５４へ移るこ とがＤＦＣプロセッサ１４に知らされると、ＤＦＣプロセッサ１４はブロック４ ８に示されているように、先行する翻訳処理の結果としてＩＶＡ２０に蓄えられ ている該１つのトラックの実アドレスを１だけ増分し、この値をＩＶＡ２０に再 び蓄える。ブロック４９に示すように、次にＤＦＣプロセッサ１４は工ＶＡ２０ に蓄えられているアドレスが有効なアドレスであるか否か、すなわちＩＶＡアド レスがジョブによって使用できるディスク媒体５０の最後の蓄積位置の実アドレ スより小さいか否かをチェックする。ＩＶＡアドレスが有効でなければ、ＤＦＣ プロセッサ１４はブロック６７に示すようにジョブを強制終了し、ジョブの発信 者にそのことを伝えるメツセージを終ル。

ＩＶＡアドレスが有効であると、ＤＦＣプロセッサ１４はこれを、欠陥のない次 のトラック５４の実アドレスに翻訳する。ブロック６８に示すように、ＤＦＣプ ロセッサ１４は、ＩＶＡ２０の内容と欠陥テーブルポインタ３２の内容Ｐで指さ れている欠陥のアドレスとを比較し、それらが等しいか否かを調べる。これらが 等しいと、ＩＶＡ２０の内容によってアドレスされているトラック５４は、ポイ ンタ３２によって指されている欠陥の影響を受け、このトラック５４は欠陥トラ ックでありスキップしなければならない。この目的のために、フ゛ロ゛ンク６９ で示すようにＤＦＣプロセッサ１４はポインタ３２の内容Ｐを１だけ増分させ、 欠陥チーフル２４ａの次の欠陥のアドレスを指させる。次いでＤＦＣプロセッサ １４はブロック４８で示される動作を繰返し、■ｖＡ２０の内容を１だけ増分し て欠陥のあるトラック５４をスキップさせる。ブロック４９に示すように、ＤＦ Ｃプロセッサ１４は再びＩＶＡアドレスの有効性をチェックし、アドレスが有効 であればＩＶＡアドレスとポインタ３２で指されている欠陥のアドレスとを比較 し、このトラック５４にも欠陥があるか否かを調べる。ブロック４Ｂ−４９及び ６７−６９で示され一’ｒいる動作は、ＩＶＡアドレスが有効でないと判定され てブロック６７でジョブが終了させられるか、あるいは欠陥のないトラック５４ がブロック６８で見つかるまでＤＦＣプロセッサ１４によって繰返される。

欠陥のないトラック５４が見つかると、ブロック５８で示すようにＩＶＡアドレ スが実アドレス（ＲＡ）となシ、ＤＦＣプロセッサ１４はこの正常なトラック５ ４の実アドレスをＡＪＴ２５ａの実アドレス３４位置（第４図）に蓄える。

通常、ＤＦＣプロセッサ１４による上記のルーチンの実行は、ディスク媒体５０ の回転速度に較べると高速であるため、正常なトラック５４の実アドレスは、そ のトラック５４の開始点第１のセクタ５６が対応するへ゛ンド５７を通過する前 に決定できる。よって、ディスク媒体５０の１回転分の遅延がトラック５４のア クセスのために入ることはなく、このトラック５４は、トラ゛ンクに付随するヘ ット５７をＤＦＣプロセッサ１４によって単に駆動するのみでアクセスすること ができる。これに対する例外は、正常なトラック５４が、先行する正常なトラッ ク５４のあったシリンダとは別のシリンタ゛上にある時に生じる。この場合には 、ヘッド位置決め・選択回路５２によるヘッド５７の再位置決めが必要である。

このために、ブロック７７で示すように、ＤＦＣプロセッサ１４は、同じか又は 異ったシリンダ゛５５のいずれのアクセスが要求されているかを判定する。前の アクセスと同じシリンダ５５がアクセスされるのであれば、フ′ロック７８で示 すように、ＤＦＣブロセ゛ンサ１４は回路５２にヘット５７を切換えるよう指示 して第８図のノし−チンから抜は出す。ＤＦＣプロセ゛ノサ１４はこの直後に、 必要なトラック５４をアクセスできる。

しかし、前にアクセスされていたのとはｆｆ１Ｊのシリンダ′５５がアクセスさ れる場合には、ＤＦＣブロセ゛ンサ１４はブロック５９に示すように、へ゛ンド 位置決め・選択回路５２（第２図）に対してこのトラ゛ンク５４を探索するよう 指令を出してから、第８図のＪルーチンを終了する。

回路５２がＤＦＣプロセッサ１４に対してトラック５４の探索が終了したことを 知らせると、ＤＦＣプロセッサ１４は、このトラック５４に対するジョブの実行 が可能となる。

ジョブを終了し、ジョブの発信者へその旨を知らせた後、ＤＦＣプロセッサ１４ はレディ状態となり、ディスク１３ａに対する新しいジョブの実行が可能となる 。

メーカテーブル２１の作成の後に、新しい欠陥がディスクパック５０に現れるこ とがある。ＤＦＣプロセッサ１４が、欠陥テーブル２４ａにはアドレスが記載さ れていない新しい欠陥位置を発見すると、ＤＥＣプロセッサ１４は、第９図にフ ローチャートが示されている新欠陥処理ルーチンを実行する。ブロック８０に示 されているように、ＤＦＣプロセッサ１４が新しい欠陥位置に遭遇した時、この 位置の実アドレスは、最後の翻訳処理の結果としてＩＶＡ、２０（第４図）に残 されている。ＤＦＣプロセッサ１４は、ブロック８３で示すように、新しく見つ かった欠陥位置のアドレスｉ、ＡＪＴ２５ａ内の新欠陥用一時メモリ（ＴＳＮＤ ）と呼ぶ内容と比較し、この新しい欠陥がすでに発見されていたか否かを判定す る。

新しい欠陥が前に発見されていなければ、ＤＦＣプロセッサ１４は、ブロック８ ４で示すように、新しく発見された欠陥位置のアドレスをＩＶＡ２０から取シ出 してＴＳＮＤ３５に蓄える。ＩＶＡアドレスをＴＳＮＤ３５に蓄えることにより 、ＴＳＮＤ３５の前の内容はとわされる。ＤＦＣプロセッサ１４は、ブロック８ ８に示すように、欠陥が見つかったためにジョブの実行が不可能になったことを そのジョブの発信者に知らせる。次にＤＦＣプロセッサ１４は、ブロック８９に 示すように、ジョブ発信者からの応答を待つ。

本実施例では、ジョブ発信者は、ここで現れた欠陥が単なる過渡的現象ではない ことを確めるために、ＤＦＣプロセッサ１４に対して新しい欠陥を発見したジョ ブの実行の再試行を指示する。この欠陥が再び現れることがなければ、ＤＦＣプ ロセッサ１４は通常の方法でジョブを実行する。

しかし、ＤＦＣプロセッサ１４が再び同じ欠陥をみつけると、再びブロック８０ において第９図のルーチンへ入って来る。ブロック８３で示すようにＤＦＣプロ セッサ１４は再び新しい欠陥位置のアドレス（ｚＴｓＮＤ３５の内容と比較する 。この時は比較は一致し、この欠陥はすでに見つかっていたものであることが示 される。ブロック８５に示すように、ＤＥＣプロセッサ１４は、この条件に応動 して欠陥位置のアドレスを、ＡＪＴ２５ａ内の新欠陥用一時メモリ（ＴＳＮＤ） ３５から、ディスク１３ａの最後のシリンダ５５の第２のトラック５４Ｙ（第３ 図）に位置する新欠陥の一時リスト（ＴＬＮＤ）２３へ転送する。ブロック８６ に示すように、ＤＦＣプロセッサ１４は新欠陥用一時メモリ３５内の欠陥のアド レスのところに架空アドレスを書込み、またブロック８７で示すようにＡＪＴ２ ５ａのフラッグ３０内の新欠陥発見（ＮＤＦ）フラッグ３０ｂをセットする。ブ ロック８８に示すように、ＤＥＣプロセッサ１４は、欠陥が見つかったためにジ ョブが実行できなくなったことをそのジョブの発信者に再び伝え、ブロック８９ に示すようにジョブ発信者からの応答を待つ。

ジョブの発信者はシステム動作に対するジョブの重要度に関する判断を行い、そ の結果全ＤＦＣプロセッサ１４に伝える。ジョブが重要でないと判断されると、 ＤＦＣプロセッサ１４は他のジョブの実行をつづける。この他のジョブの実行中 にＴＬＮＤ２３に新しい内容が追加されることもある。しかし、予め定めた何ら かの基準によってそのジョブが重要であると判定されると、ＤＦＣプロセッサ１ ４はすべてのジョブ処理を中止し、ディスク１３ａはサービス外に置かれる。

ディスク１３ａがサービスからはずされると、すなわちディスク１３ａに対する ジョブが実行されなくなると、システムはＤＦＣ１２に指令を出し、ディスク１ ３ａの更新欠陥テーブル（ＵＤＴ）２２（第３図）を更新するように指示するこ とができる。これは第１０図のブロック９０に示されている。この図ＨＤＦＣプ ロセッサ１４の更新欠陥テーブル更新ルーチンをフローチャートで示すものであ る。ＤＦＣプロセッサ１４は更新欠陥テーブル更新ルーチンへ入ると、ブロック ９１に示すようにＡＪＴ２５ａの有効欠陥テーブル（ＶＤＴ）フラッグ３０ａ（ 第４図）をリセットする。次にＤＦＣプロセッサ１４は、ブロック９２に示すよ うに、更新欠陥テーブル２２及び新欠陥の一時リスト（ＴＬＮＤ）２３の内容を ディスク１３ａから読出す。次にブロック９３で示すように、ＤＦＣプロセッサ １４は新しい欠陥の情報を更新欠陥テーブル２３に組合む。すなわち新しい欠陥 情報を更新欠陥テーブル２２の内容の間に挿入して欠陥のアドレスの正しい順序 を保つことにより、欠陥トラックのアドレスの順序づけられた新しいリストを作 成する。次にブロック９４で示すように、ＤＦＣプロセッサ１４は更新された情 報を更新欠陥テーブル２２に戻し、新欠陥の一時リスト２３をクリアする。この 後、ブロック９５に示すように、ＤＥＣプロセッサ１４はＡＪＴ２５ａ内の新欠 陥発見（ＮＤＦ）フラッグ３０ｂ’ｒリセツトし、ブロック９６に示すように更 新欠陥テーブル更新ルーチンを抜は出す。これでディスク１３ａは再びサービス 可能となる。

いうまでもなく、以上に述べた実施例の種々の変更や修正が可能なことは当業者 には明かである。たとえば、欠陥がある場合、これを含むトラック全体ではなく セクタのみを使用不可能として取扱うことができる。また本発明の方式はテープ のようなディスク以外の蓄積媒体でも用いることができる。このような変更や修 正は本発明の精神と範囲を逸脱することなく可能である。従って、このような変 更や修正は本発明の請求の範囲内に含まれてしまう。

ＦＩＧ　／ づ舊スワＩ莱シト ｒｔｃ、、−’ ＦＩＧ、ｊ ＦＩＧ、　７ ＦＩＣ９８ ＦＩＧ、　９ 国際調査報告

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. １．　アドレス可能位置を持ちまた付随する欠陥位置のアドレスのテーブルを持 つ蓄積媒体をアクセスする方法にあ・いて、 該蓄積媒体内の位置をアクセスするためのアドレスを得るステップと、 該得られたアドレスに影響を与える欠陥位置を決定するために該チーフルを参照 するステップと、該得られたアドレスに影響を与える該欠陥位置に対して該得ら れたアドレスを補償するステップと、該補償されたアドレスによって指定される 位置において該蓄積媒体をアクセスするステップとを特徴とする方法。 ２、　アドレス可能位置を待つ蓄積媒体をアクセスする方、去にち・いて、 欠陥Ｕ［ｔのアドレスのチーフルを作成するステップと、該蓄積媒体内の位置を アクセスするためのアドレスを得るステップと、 該得られたアドレスに影響を与える欠陥位置を決定するために該テーブルを参照 するステップと、該得られたアドレスに影響を与える該欠陥位置に対Ｃて該得ら れたアドレスを補償するステップと、該補償されたアドレスによって指定される 位置において該蓄積手段をアクセスするステップとを特徴とする方法。 ３、　アドレス可能な位置を持ちまた付随する欠陥位置のアドレスのテーブルを 持つ蓄積媒体をアクセスする方法において、 該蓄積媒体内の位置をアクセスするためのアドレスを得るステップと、 該得られたアドレスに影響を与える欠陥位置を決定するために該テーブルを参照 するステップと、少くとも１つの欠陥位置が該得られたアドレスに影響を与える ならば、該影響を与える欠陥位置に対して該得られたアドレスを補償するステッ プと、少くとも１つの欠陥位置が該得られたアドレスに影響を与えるならば、該 補償されたアドレスによって指定される位置において該蓄積媒体をアクセスする ステップと、欠陥位置が該得られたアドレスに影響を与えないならば、該得られ たアドレスによって指定される位置において該蓄積媒体をアクセスするステップ とを特徴とする方法。 ４、　アドレス可能位置を持つ蓄積媒体をアクセスする方法において、 欠陥位置のアドレスのテーブルを作成するステップと、該蓄積媒体内の位置をア クセスするだめのアドレスを得るステップと、 該得られたアドレスに影響を与える欠陥位置を決定するために該テーブルを参照 するステップと、少くとも１つの欠陥位置が該得られたアドレスに影響を与える ならば、該影響を与える欠陥位置に対して該得られたアドレスを補償するステッ プと、少くとも１つの欠陥位置が該得られたアドレスに影響を与えるならば、該 補償されたアドレスによって指定される位置において該蓄積媒体をアクセスする ステップと、欠陥位置が該得られたアドレスに影響を与えないならば、該得られ たアドレスによって指定される位置において該蓄積媒体をアクセスするステップ とを特徴とする方法。 ５、　請求の範囲第２項又は第４項の方法において、該テーブルを作成する該ス テップが、 該蓄積媒体から欠陥の場所に関する情報を読出すステップと、 該場所情報を欠陥位置のアドレスのリストに変換するステップと、 該テーブルを形成するために該リストをメモリ手段に蓄えるステップとを含んで いることを特徴とする方法。 ６、　請求の範囲第２項又は第４項の方法において、該テーブルを作成する該ス テップが、 該蓄積媒体から欠陥の場所に関する情報を読出すステップと、 該場所情報を欠陥位置のアドレスのリストに変換するステップと、 該リストを該蓄積媒体の予め定めた位置に蓄えるステップと、 該テーブルを形成するために、該リストを該予め定めた位置から高速アクセスメ モリ手段に選択的に転送するステップとを含んでいることを特徴とする方法。 ７、　請求の範囲第６項の方法において、該リストを蓄える該ステップの前に、 該リストの終りを示すアドレスを該リストに付加するステップが行われることを 特徴とする方法。 ８、　請求の範囲第２項又は第４項の方法において、該チーフルを作成するステ ップが、 該蓄積媒体の予め定めた場所から欠陥位置のアドレスのリストを読出すステップ と、 該テーブルを形成するために該リストを高速アクセスメモリ手段に転送するステ ップとを含んでいることを特徴とする方法。 ９、　請求の範囲第８項の方法において、該リストを読出すステップが、 該リストの最後を示すために該リストに含まれているアドレスを読出すステップ を含んでいることを特徴とする方法。 １０、請求の範囲第１項、又は第２項、又は第３項又は第４項の方法において、 該テーブルを参照するステップが、該テーブルからのアドレスを選択するステッ プと、該選択されたアドレスが該得られたアドレスに影響を与えるか否かを判定 するために該選択されたアドレスを該得られたアドレスと比較するステップとを 含んでいることを特徴とする方法。 １１・　請求の範囲第１項、又は第２項、又は第３項・又は第４項の方法におい て、該テーブル内のアドレスが順序づけられていることと、該テーブルを参照す る手段が、該テーブルからのアドレスを選択するステップと、該選択されたアド レスを得るために該テーブルをアクセスするステップと、 該選択されたアドレスが該得られたアドレスに影響を与えるか否かを判定するた めに該選択されたアドレスを該得られたアドレスと比較するステップと、該選択 されたアドレスが補償されていないアドレスに影響を与えている間について、該 テーブル内の順序で選択される該選択されたアドレスに対し上記の２ステツプを 繰返すステップとを含んでいることとを特徴とする方法。 １２、請求の範囲第１項、又は第２項、又は第３項、又は第４項の方法において 、該得られたアドレスを補償する該ステップが、影響を与える欠陥位置の数だけ 該得られたアドレスをシフトするステップを含んでいることを特徴とする方法。 １３、請求の範囲第１項、又は第２項、又は第３項、又は第４項の方法において 、該得られたアドレスを補償する該ステップが、影響を与える欠陥位置の数だけ 該得られたアドレスを増分させるステップを含んでいることを特徴とする方法。 １４、請求の範囲第１項、又は第２項、又は第３項１又は第４項の方法において 、該テーブル内のアドレスが順序づけられていることと、該テーブルを参照する 該ステップが、該得られたアドレスよシ値の小さい該テーブル内のアドレスの数 を決定するステップを含んでいることとを特徴とする方法。 １５、請求の範囲第１項、又は第２項、又は第３項１又は第４項の方法において 、該テーブル内のアドレスが順序づけられていることと、該テーブルを参照する ステップ及び該得られたアドレスを補償するステップが、該テーブルから第１の アドレスを選択するステップと、該選択されたアドレスを得るために該テーブル をアクセスするステップと、 該選択されたアドレスが該得られたアドレスより大きいか否かを判定するために 該選択されたアドレスを該得られたアドレスと比較するステップと、該得られた アドレスの値より大きくない該テーブル内のアドレスの数を決定するために、該 テーブルから次のアドレスを選択し該選択されたアドレスが該得られたアドレス より大きくない時に該テーブルをアクセスする該ステップに戻るステップと、 該得られたアドレスを該数だけ増分し、該数がゼロでない時に該テーブルをアク セスする該ステップに戻るステップと、 該得られたアドレスに等しい補償されたアドレスを発生するステップとを含んで いることとを特徴とする方法。