JPS62236183A - デイスク制御方式 - 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】

〔目次〕 概要 産業上の利用分野 従来の技術 発明が解決しようとする問題点 問題点を解決するための手段 作用 実施例 （ＩＩ）一実施例の構成 山）一実施例の動作 発明の効果

【概要】

ソフトセクタのディスク装置における欠陥セクタに対す
る交代割付けを、欠陥セクタと隣接する正常なセクタと
をｌ＆１１にして行い、交代セクタの位置を前記１組と
した正常なセクタに記録して欠陥セクタの交代処理を行
う。 （産業上の利用分野） 本発明はディスク制御方式に係り、特にソフトセクタ形
′式のディスク装置において磁化不良の欠陥セクタを、
交代領域のトラックにセクタ単位で交代割付けするよう
にしたものに関する。 ドレス部に記入されているアドレスマークにもとづきセ
クタを検知している。そして磁化不良域の存在する欠陥
セクタにはこの欠陥セクタであることを表示するフラグ
（例えばＦＦ）を記入してこれを表示している。 このようなソフトセクタ形式のディスク装置では、１ト
ラツク上に１個又は複数個の欠陥セクタが存在すると、
そのｌトランク上に存在する全てのセクタを交代領域の
１トラツクへ交代割付けし。 欠陥セクタが存在した１トランクは、以後アクセスして
も所定のセクタの認識が不可能な形式にしている。 〔発明が解決しようとする問題点〕 従って、従来のソフトセクタ形式のディスク装置では、
−個の欠陥セクタのために１トラック全体が使用不能と
なるため、膨大なトラック数の交代領域が必要となり、
その分通常に使用するデータ格納領域が小さくなるとい
う問題点がある。 本発明の目的はこのような問題点を解決するために欠陥
セクタが存在しても１トラック全体を交代割付けせずに
セクタ単位で交代割付けできるようにしたディスク制御
方式を提供するものである。 〔問題点を解決するための手段〕 前記目的を遂行するため１本発明では、第１図に示す如
く、欠陥セクタＦＳが存在するとき、そのセクタに隣接
する正常なセクタＳ０と１Ａｌｌにして、交代領域に交
代セクタ割付けするとともに。 この１組として構成された正常なセクタに交代セクタの
位置並びに１組として構成した磁化不良域の存在するセ
クタ数を記録する。 （作用〕 従って、この欠陥セクタをアクセスするとき。 これと１組として構成された前記正常なセクタより交代
セクタの位置とその数を得るので、これにもとづき交代
セクタ処理を行うことができる。 〔実施例〕 （ａｌ−実施例の構成 本発明の一実施例を第２図〜第４図にもとづき説明する
。 図中、１は中央処理装置、２は主メモリ、３はハードデ
ィスク制御装置、４−０〜４−ｎは磁気ディスク装置で
ある。 ハードディスク制御装置（ＨＤＣ）３は、中央処理装置
１のデータ処理に必要なデータを磁気ディスク装置４−
０〜４−ｎから読み出したり。 書き込んだりする制御を行うものであり、中央処理装置
１あるいは主メモリ２等のホスト側とのインタフェース
処理制御を行うホスト・インクフェース制御部１０と、
主メモリ２を直接アクセス制御するダイレクト・メモリ
１ｉＩＩ１１部１１と、磁気ディスク装置４−θ〜４−
１とのインタフェース処理制御を行うディスク・インタ
フェース制御部１２と、後述するフォーマット制御部１
３を具備している。 フォーマットｓｍ部１３は、ソフトセクタ形式に必要な
アドレス部に記入するフラグ情報を出力制御するもので
ある。ソフトセクタ形式の場合。 部ＡＤには、フラグ情報として第４図に示す如（。 磁化不良域等の理由によりそのセクタが欠陥セクタの場
合にはフラグｒＦＦＪ　　（１６進）が記入され、欠陥
セクタ直前の正常セクタの場合にはフラグｒｏ　ＩＪ　
　（１６進）が記入され、上記以外の正常セクタの場合
にはフラグｒ００Ｊが記入される。 勿論各アドレス部にはこのフラグの外にセクタの論理ア
ドレスが記入される。 山）一実施例の動作 本発明の一実施例の動作を、第５図及び第６図にもとづ
き、他国を参照しつつ説明する。 第５図は磁気ディスクをフォーマツチング処理するとき
のフローチャートであり、第６図はフローチャートにも
とづき説明する。 ■まず磁化不良等によるディスクの欠陥位置を主メモリ
２にセントする。それからアドレス部へ書き込むアドレ
ス・データを１トランク分主メモリ２にセットする。 ■ＣＰＵ　１はこのアドレスデータを書き込むべきｌト
ラックに欠陥があるか否か主メモリ２をアクセスしてこ
れを検知する。欠陥がなければシリンダの移動の必要か
否か等を判断し、フォーマツチング動作をＩＤＣに指示
する。 ■しかし欠陥セクタがあれば、ＣＰＵＩは欠陥セクタと
その直前の正常セクタに対応する主メモリ上のアドレス
・データに対してフラグ情報の変更を行う、すなわち第
４図に示す如く、欠陥セクタに対してはｒＦＦＪを、そ
の直前の正常セクタに対しては「０１」を記入して、正
常セクタのフラグ「ＯＯ」に対しフラグ情報の変更を行
う。 ■フォーマツチングするとき、シリンダの移動が必要で
あれば、ＣＰＵＩはＨＤＣ３に対して目的シリンダへの
ヘッド移動動作を指示する。これ１トランクのフォーマ
ツチング動作を指示する。 そしてこれによりフォーマツチング動作が行われる。 ■フォーマツチング動作が終了したあとで、ライトした
トラックに欠陥セクタの存在を検出すれば、交代割付は
情報を主メモリ２にセットする。 それからＣＰＵＩはＨＤＣ３に対してライト動作を指示
し、欠陥セクタとその直前の正常セクタのデータ部へ交
代割付情報をライトする。このようにライト動作が終了
し、このようなことが全シリンダについてフォーマツチ
ングが終了すればフォーマット処理が終了する。 Ｂ、リード／ライトの場合を第６図に示すフローライト
動作でなければリード動作であるが、いずれであっても
シリンダの移動が必要か否かを判断し、シリンダの移動
が必要であれば、ＣＰＵＩはＩＤＣ５に対し目的シリン
ダへのヘッド移動動作を指示する。そしてこれによりヘ
ッドの移動動作が終了す−れば、目的シリンダにヘッド
が位置することになる。 ■ＣＰＵＩはＨＤＣ３にリード又はライト動作を指示す
る。このときフラグ情報が「ＯＯ」のアドレス部を検出
し、所定のアドレス先にアクセスする。このときＨＤＣ
３のフォーマット制御部１３からフラグ情報「００」が
出力されてディスクインタフェース制御部１２から伝達
されたアドレス部のフラグ情報と比較され、フラグ情報
が「００」のものが抽出される。このようにして正常終
了すればエンドとなる。 ■しかし正常終了しなければ同一トラックを何度検索し
ても目的のセクタを検出できないのでエラー終結となる
。このときアドレス不一致エラーかチェックし、アドレ
ス不一致エラーでなければ１」に変換して、エラーセク
タに対するリード動作を指示する。これにより欠陥セク
タの直前の正常セクタに対するリード動作が行われ、こ
れが正常終了すれば、そのリードしたデータから交代セ
クタの位置が検出されるので、ＣＰＵＩはＨＤＣ３に対
して交代セクタの位置するシリンダへのヘッド移動動作
を指示する。これによりヘッド移動動作が行われヘッド
の移動が終了すると、プロセッサｌはＨＤＣ３に対し交
代セクタに対するリード又はライト動作を指示する。こ
のリード又はライト動作が正常終了し、リード／ライト
するデータ量が終了すればリード／ライト動作はエンド
となる。 ■しかし前記＠のフラグ情報を「Ｏｌ」に交換したとき
のリード動作が正常でなければ、第６図でなければ一般
エラー処理が行われる。しかしアドレス不一致エラーで
あれば、ＣＰＵＩはＨＤＣ３に対してエラーセクタの属
するトラックの全アドレス部をリードする動作を指示す
る。そしてこのアドレス部のリード動作が終了すれば、
リードしたデータから欠陥セクタと一対で交代割付けさ
れた正常セクタを検出する。ＣＰＵＩはＨＤＣ３に対し
て欠陥セクタと１対で交代割付けされた正常セクタに対
するリード動作を僧示する。このときフラグ情報は「０
１」である、このようにして前記■と同様な制御が行わ
れる。 の又前記＠においてリード／ライトするデータ量が終了
しなければ、第６図その２の■で示す如＜、ＨＤＣ３に
対して交代セクタ割付は元シリンダの位置するシリンダ
へのヘッド移動動作を指示する。このヘッド移動動作が
終了すると、ＨＤＣ３に対して交代割付けされたセクタ
の後の正常セクタからのリード又はライト動作が指示さ
れる。 このときフラグ情報は「００」である、このようにして
前記■と同様な制御が行われる。 これらを第１図について説明すれば次のようになる。 即ち、第１図において、シリンダ３．トラック０、セク
タ３（以後ＣＹ３／Ｔｏ／Ｓ３と記す）の欠陥セクタは
、直前の正常なセクタであるシリンダ３．トランク０．
セクタ２（以後ＣＹ３／ＴＯ／Ｓ２と記す）と１組にし
て交代割付けが行われる。交代セクタはシリンダＮ、）
ラック０．セクタ０と１　（以後ＣＹＮ／ＴＯ／３０及
びＣＹＮ／ＴＯ／３１と記す）を割当てるが、この交代
セクタのアドレスをＣＹ３／ＴＯ／３２のデータ領域に
格納する。またＣＹ３／Ｔｏ／３２と１組になっている
欠陥セクタ数も同様にデータ領域へ格納する。尚ＣＹ３
／Ｔｏ／３２のデータ領域へのデータ格納前に、ＣＹ３
／Ｔｏ／３２のアドレス領域のアドレスコードは交代割
付はフラグを付加したアドレスコードに書替える必要が
ある。ざらにＣＹ３／Ｔｏ／３３のアドレス領域は、欠
陥セｌＯの交代割付けもシリンダ５．トラック１．セク
タ８と１組にしてシリンダＮ、）ラック０．セクタ２〜
４に上記と同様に行われる。 前記のようにして交代割付けされたセクタに対するリー
ド／ライト動作での交代セクタ処理をシリンダ３．トラ
ック０上の１６セクタをライトする動作で説明する。 各セクタのデータ領域へのデータ書込みは、セクタ毎の
アドレス領域のアドレスコードを確認して行われる。シ
リンダ３．トラックＯ，セクタ０と１は正常なセクタで
あるからアドレスコードからデータ書込みセレクタと認
識され、データ領域へのデータ書込み動作が行われる。 しかしＣＹ３／Ｔｏ／３２については、アドレスコード
が交代割付はフラグを付加したコードに書込まれている
ため、同一トラックを何度検索しても目的のセクタを検
出できないので、エラー終結してしまう。 この目的セクタ未検出エラーにより交代セクタ処理が次
のように行われる。エラー終結したセクタに対して、交
代割付はフラグを付加したアドレスでリード動作を開始
させる。このリード動作でＣＹ３／Ｔｏ／３２が検出さ
れ、データ領域のれたセクタの交代セクタも含めてライ
ト動作を実行する。交代割付けしたセクタへの動作が終
了したら再びシリンダ３．トラックＯへ戻り、セクタ４
からセクタ１５へのライト動作を行う。 〔発明の効果〕 本発明によれば、セクタにもとづき交代割付けを行うこ
とができるので、トラック単位に交代割付けすることに
より生じる膨大な交代領域の確保が必要ない、そのため
データ格納領域が拡大し。 複数のディスク装置に分割したデータを１台に集約する
ことも可能となり、ディスク装置へのアクセス時間が短
縮される。またデータ格納領域不足による他媒体の複写
も軽減するなど、システム性能の向上を図ることができ
る。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の原理説明図。 第２図は本発明の一実施例構成図。 第３図はセクタ・フォーマット説明図。 第４図は欠陥セクタのアドレス表示説明図。 第５図はフォーマツチング・フローチャート。 第６図はり一ド／ライト・フローチャートを示、　　す
。 」

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. ソフトセクタ形式のディスク装置において、磁化不良域
   の存在するセクタに隣接する正常なセクタに記入する欠
   陥隣接セクタフラグを出力するハード・ディスク制御手
   段（３）を設け、磁化不良域の存在するセクタとそのセ
   クタに隣接する正常なセクタを一組として交代セクタ割
   付けするとともに、この一組として構成された正常なセ
   クタに交代セクタの位置並びに一組として構成した磁化
   不良域の存在を示すセクタ数を記録し、セクタアクセス
   中にその情報をもとに交代セクタ処理するようにしたこ
   とを特徴とするディスク制御方式。