JPS63316368A - ディスク記憶装置の交代セクタ処理方式 - 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】 〔目次〕 概要 産業上の利用分野 従来の技術（第５図） 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（第１図）作用 実施例 （ａ）一実施例の構成の説明（第２図）（ｂ）一実施例
の動作の説明（第３図、第４図）（ｃ）他の実施例の説
明 発明の効果 〔概要〕 磁気ディスク装置等のディスク記憶装置の欠陥セクタに
対応して割付けられた交代セクタにリード又ｔよライト
処理を行うディスク記憶装置の交代セクタ処理方式に関
し、 交代セクタの処理のための回転待ちを減少し、処理時間
を短縮することを目的とし、 セクタ形式でデータを格納し、欠陥セクタに対し交代セ
クタが割付けられるディスク記憶部と、該ディスク記憶
部のリードデータ又はライトデータを格納するデータバ
ッファと、該ディスク記憶部に対する指定されたセクタ
のリード又はライト処理を行う制御部とを有し、該制御
部は、指定されたセクタのリード又はライト処理の終了
後、該リード又はライト処理で検出した欠陥セクタに対
応して割付けられた交代セクタのリード又はライト処理
を一括して行うよう構成する。

〔産業上の利用分野〕

本発明は、磁気ディスク装置等のディスク記憶装置の欠
陥セクタに対応して割付けられた交代セクタにリード又
はライト処理を行うためのディスク記憶装置の交代セク
タ処理方式に関する。

磁気ディスクや光ディスク等のディスク記憶装置は、不
揮発性であり、大容量化が可能なことから、広く外部記
憶装置として利用されている。

このようなディスク記憶装置では、ディスク媒体のトラ
ック上に欠陥があっても使用できるように、欠陥のある
セクタを欠陥のない交代セクタに割付ける交代セクタ方
式が用いられている。交代セクタを各シリンダ毎に数セ
クタづつ持つものでは、トランク自体に交代トラックを
割付ける交代トランク方式に比し、ヘッドのシーク時間
分高速化できるという利点がある。

このような交代セクタ方式では、交代セクタ処理に要す
る時間の短縮化が求められている。

〔従来の技術〕

第５図は従来技術の説明図である。

磁気ディスク装置では、磁気ディスクのトラックの後部
位置に交代セクタが割付けられている。

例えば各シリンダ（各ディスク媒体面の同一半径上のト
ラックの集合）毎に最終トラックの後部に数セクタづつ
持たせである。

この磁気ディスクにおいて、第５図（Ａ）に示す如くあ
るトラックが、ｎブロックのセクタと交代セクタから成
っており、セクタａ、ｂが欠陥セクタとすると、これに
対し交代セクタａ′、ｂ′が割付けられる。

従来、このようなトランクのｎブロックを連続してリー
ド又はライト処理するには、第５図（Ｂ）に示す如く、
先頭セクタからｎブロックの連続処理中に、欠陥セクタ
ａを検出すると、回転待ちし、その交代セクタａ′をア
クセスし、更に回転待ちし、次の回転（２回転目）でセ
クタａ＋１より連続処理を続行し、欠陥セクタｂを検出
すると、同様にその交代セクタｂ′をアクセスし、更に
次の回転（３回転目）でセクタｂ＋１より連続処理を続
行するようにしていた。

即ち、従来技術では、連続処理中に欠陥セクタがあると
、直ちに交代セクタのアクセスを行うようにしており、
交代セクタのアクセスに伴い最小でも１回転時間要して
いた。

〔発明が解決しようとする問題点〕

従来技術では、連続処理しようとするプロ・ツク中に、
交代割付けされたセクタがｎ個ある場合には、交代セク
タのアクセスに最小でもディスクの１回転時間が必要な
ため、全ブロックの処理にｎ回転時間要することになり
、交代セクタが設けられていないブロックの処理に比し
ｎ倍の時間を要するという問題があった。

本発明は、交代セクタの処理のための回転待ちを減少し
、処理時間を短縮することのできるディスク記憶装置の
交代セクタ処理方式を提供することを目的とする。

〔問題点を解決するための手段〕

第１図は本発明の原理説明図である。

第１図（Ａ）中、１は制御部であり、ディスク記憶部に
対する指定されたセクタのリード又はライト処理を行う
ためのもの、２はデータノトノファであり、ディスク記
憶部のり一ドデータ又はライトデータを格納するための
もの、３はディスク記憶部であり、磁気ディスク装置等
で構成され、第１図（Ｂ）に示す如く、セクタ形式でデ
ータを格納し、欠陥セクタａ、ｂに対し交代セクタａ′
、ｂ′が割付けられるものである。

制御部１は、第１図（Ｂ）、（Ｃ）に示す如く、指定さ
れたセクタのリード又はライト処理の終了後に、該リー
ド又はライト処理で検出した欠陥セクタａ、ｂに対応し
て割付けられた交代セクタａ′、ｂ′のリード又はライ
ト処理を一括して行うようにしている。

〔作用〕

本発明では、指定セクタの連続処理中は、欠陥セクタを
検出しても、これに対する交代セクタの処理を行わずに
、当該処理終了後一括して交代甚りタの処理を行うよう
にしている。従って、第１図（Ｂ）の如く、全ブロック
の処理後回転待ちなしに交代セクタのリード／ライト処
理ができ、処理時間を短縮できる。

このような方式を用いても、データバッファ２を設けて
いるので、データバッファ２でデータの順序を入れ替え
ることにより、上位からは従来通り交代セクタのない順
序のデータとすることができる０例えば、リードなら、
第１図（Ｂ）において全ブロック（セクタ）のリード後
、交代セクタａ′、ｂ′をリードし、データバッファ２
中のセクタａ、ｂの位置に交代セクタａ′、ｂ′の内容
を書込めばよく、ライトなら、全ブロックのライトにお
いて、セクタａ、ｂをライトせず、全ブロックのライト
後、データバッファ２中のセクタａ、ｂに書込む内容を
交代セクタａ′、ｂ′にライトすればよい。

（実施例〕 （ａ）一実施例の構成の説明 第２図は本発明の一実施例構、成図である。

図中、第１図で示したものと同一のものは同一の記号で
示してあり、４ａはホストインターフェイス制御回路で
あり、ホスト（上位）とデータ、コマンド等のやりとり
を制御するもの、４ｂはＳ／Ｐ　（シリアル／パラレル
）変換器であり、ディスク記憶部（磁気ディスク装置）
３からのシリアルデータをパラレルデータに変換し、バ
スＤ−ＢＵＳに送出し、バスＤ−ＢＵＳのパラレルデー
タをシリアルデータに変換して磁気ディスク装置３へ送
出するものである。

ｌＯはバンファコントローラであり、ＲＡＭで構成され
たデータバッファ２のリード／ライト制御を行うもので
あり、アドレスカウンタ１０ａを持つもの、１１はフォ
ーマットコントローラであり、磁気ディスク装置３から
のインデックス信号（ディスク１回転毎に発生）とセク
タ信号（各セクタに到達毎に発生）をタイミング信号と
し、磁気ディスク装置３のリードデータ中の各セクタの
ＩＤ部の内容を調べるもの、１２はセクタカウンタであ
り、インデックス信号によりリセットされ、セクタ信号
を計数して、ディスクの回転位置を検出するためのもの
、１３はプロセッサであり、マイクロプロセッサ（ＭＰ
Ｕ＞で構成され、第３図に示すリード／ライト処理をプ
ログラムの実行によって行うもの、１４はメモリ　（Ｒ
ＡＭ）であり、ＭＰＵ１３の動作に必要なデータを格納
するためのものであり、交代セクタのアドレスとバッフ
ァ２上のポインタ値を格納するエリア１４ａが設けられ
ているもの、１５はＲＯＭであり、ＭＰＵｌ３の動作に
必要なプログラム、パラメータ等を格納しておくもので
ある。

２０．２１は各々ボートであり、データバッファ２とホ
ストインターフェイス制御回路４ａＳＳ／Ｐ変換器４ｂ
との間に設けられ、データの通過制御を行うもの、Ｃ−
ＢＵＳはＭＰＵ１３のバスであり、ＭＰＵ１３と、ホス
トインターフェイス制御回路４　ａ　ｓバッファコント
ローラ１０、フォーマットコントローラ１１、セクタカ
ウンタ１２、ＲＡＭ１４、ＲＯＭ１５を接続し、これら
の間でデータ、コマンドのやりとりを行うもの、Ｄ−Ｂ
ＵＳはデータバスであり、データバッファ２とホストイ
ンターフェイス制御回路４ａ、Ｓ／Ｐ変換器４ｂ及びフ
ォーマットコントローラ１１を接続し、データのやりと
りを行うものである。

尚、データバッファ２はデュアルボー）ＲＡＭ（ランダ
ム・アクセス・メモリ）で構成され、ディスク記憶部３
は磁気ディス゛り装置で構成されている。

又、磁気ディスク装置３以外のものは、磁気ディスク制
御装置を構成し、第１図の制御部１はバッファコントロ
ーラ１０、フォーマットコントローラ１１、セクタカウ
ンタ１２、ＭＰＵ１３、ＲＡＭ１４、ＲＯＭ１５に相当
する。

（ｂ）一実施例の動作の説明 第３図は本発明の一実施例処理フロー図、第４図は本発
明の一実施例動作説明図である。

以下、第２図構成の動作を第３図の処理フロー図に従っ
て説明する。

尚、ホストからホストインターフェイス制御回路４ａを
介しリード又はライトのコマンドと、処理すべきセクタ
アドレス、ライトならライトデータが到来しており、Ｍ
ＰＵ１３はこれに基づいて、図示しないシーク制御回路
を介し磁気ディスク装置３に指定されたトランク（シリ
ンダ）にヘッドをシーク動作せしめたものとし、以下リ
ード動作について説明する。

■　ＭＰＵ１３はセクタカウンタ１２の内容を読み取り
、回転位置を検出する。

■　この検出によって、処理すべき先頭アドレスの１セ
クタ前に達したと判定すると、ＭＰＵｌ３はフォーマッ
トコントローラ１１を起動し、リードを開始する。

■　磁気ディスク装置３からのリードデータはＳ／Ｐ変
換部２を通してデータバスＤ−Ｂｕｓに送られ、リード
データ中の各セクタのＩＤ部の内容がフォーマットコン
トローラ１１で期待値と比較される。

■　この比較により、ＩＤ部が不一致、即ちＩＤ部上の
欠陥セクタフラグにより期待値との不一致が検出される
と、欠陥セクタであるから、次にＩＤ部の交代割付済フ
ラグによって欠陥セクタに対し交代セクタが割付けられ
ているかを調べ、割付けられていないと、エラーとして
終了する。

一方、割付けられていれば、フォーマットコントローラ
１１が停止し、ＭＰＵ１３に割込みを発生する。ＭＰＵ
１３は、割込み検出時フォーマットコントローラ１１に
スタックされたセクタのＩＤ部のデータより交代割付光
の物理アドレスを抽出し、更にバッファコントローラＩ
Ｏより当該セクタのデータ部を格納するためセットした
バッファ２のアドレスカウンタ１０ａのポインタ値Ｐを
読出し、この交代セクタの物理アドレスとバッファ２の
ポインタ値ＰをＲＡＭ１４のエリア１４ａに格納する。

そして、バッファ２の当１亥セクタのデータの格納エリ
アを飛ばすべく、ＭＰＵ１３は、バッファコントローラ
１１のアドレスカウンタ１０ａのポインタ値Ｐを更新し
、ステップ■に戻る。

■　一方、ステップ■で、ＩＤ部と期待値との一致が検
出されると、当該セクタの１０部に引続くデータ部の内
容が、バッファコントローラｌＯのアドレスカウンタ１
０ａのポインタ値Ｐの示すバッファ２のエリアに格納さ
れる。

ＭＰＵ１３はセクタカウンタ１２を監視し、処理すべき
連続ブロックの最終セクタに到達したかを判定し、到達
していなければ、バッファコントローラ１０のアドレス
カウンタ１０ａのポインタ値Ｐを更新し、ステップ■に
戻り、次のセクタのリード処理を行う。

■　ステップ■で、ＭＰＵ１３は最終セクタに到達と検
出すると、フォーマットコントローラ１１を停止する。

次に、ＭＰＵ１３はＲＡＭ１４のエリア１４ａを調べ、
連続処理中に交代割付済のセクタが存在したかを判定す
る。

交代割付済のセクタが存在していなければ、交代セクタ
処理は不要なので終了する。

■　逆に、交代割付済のセクタが存在していると判定す
ると、ＭＰＵ１３はＲＡＭ１４より、ステップ■で格納
しておいたバッファ２における欠陥セクタのアドレスポ
インタ値Ｐとその欠陥セクタに対する交代セクタの物理
アドレスを読出し、バッファコントローラ１０に当該ア
ドレスポインタ値Ｐをセットする。

■　そして、ＭＰＵ１３は、交代セクタの物理アドレス
に基づいて、セクタカウンタ１２の回転位置を検出し、
当該物理アドレスの１セクタ前に達したことにより、フ
ォーマントコントローチ１１を起動する。

従って、交代セクタのデータはＳ／Ｐ変換器４ｂを介し
データバスＤ−Ｂｕｓに送られ、バッファ２のポインタ
値で示す指定アドレス空間に交代セクタのデータが格納
される。

ＭＰＵ１３は、ＲＡＭ１４のエリア１４ａを調べ、交代
割付は済セクタの処理終了かを調べ、終了していなけれ
ば、次の交代セクタのリードのため、ステップ■に戻る
。

一方、終了であれば、このリード処理を終了し、ホスト
インターフェイス制御回路４ａからリード終了を通知し
、データバッファ２のリードデータをホスト側へ送り出
す。

これを前述の第５図（Ａ）又は第１図（Ｂ）の例のもの
で説明すると、第４図（Ａ）に示す如く、バッファ２に
は、ポインタ値Ｐに従って、ポインタ値の示すアドレス
空間に各セクタのデータが格納されていく。そして、セ
クタａを欠陥セクタと判定すると、そのポインタ値Ｐ　
”　Ｐ　ｌ　と交代セクタａ′の物理アドレスをＲＡＭ
１４にセーブし、交代セクタ処理を行わず、ポインタ値
を１ブロック分更新してＰ３とする。

即ち、欠陥セクタａを検出した時点では、バッファ２の
アドレスポインタ値はＰＩで停止し、欠陥セクタａのデ
ータとして交代セクタａ′のデータを後から挿入するた
めに、アドレスポインタをＰ８に更新し、ａ＋ｌセクタ
より再びリード処理を開始する。

更に欠陥セクタｂを検出した場合も同様であり、ｎブロ
ックのリード処理終了後には、第４図（Ａ）に示す如く
、欠陥セクタａ、ｂを除いた他の全てのセクタのデータ
がバッファ２に格納される。

次に、ＲＡＭ１４に格納したアドレスポインタと物理ア
ドレスを用いて交代セクタのリード処理を行う、即ち、
交代セクタａ′の内容をリードし、バッファ２のアドレ
スポインタ値Ｐ、の示すアドレス空間に交代セクタａ′
の内容をセントする。

このため、交代セクタａ′のアクセスに先立ち、アドレ
スポインタ値Ｐ１をバッファコントローラ１０にセット
し、物理アドレスに従って交代セクタａ′をリードし、
第４図（Ｂ）の如く、交代セクタａ′のリードデータを
挿入する。

交代セクタａ′のアクセス終了後同様にアドレスポイン
タをＰ、にセントし、交代セクタｂ′のアクセスを行う
。

このようにして、交代セクタ処理を一括してリード処理
の後に行うことにより、回転待ちなしに交代セクタ処理
ができ、ｎヶの交代セクタがあっても１回転分の時間で
全処理が終了する。

この場合、データバッファ２の容量は１回転分のデータ
容量、即ちｌトラック分以上であることが好ましく、１
トラック分以下の場合１トランク分のブロックのリード
が要求された時、余分な回転待ちが発生し、処理効率が
低下する場合がある。

又、交代セクタａ′、ｂ′の相対位置として、ａ′、ｂ
′が隣接したセクタであると、セクタａ′、５２間での
ポインタの更新が間に合わないおそれがある。従って、
交代セクタは２セクタ毎に割付けることが望ましい。

（−Ｃ）他の実施例の説明 上述の実施例では、リード処理について説明したが、ラ
イト処理の場合も同様である。

即ち、第３図のフロー図において、セクタのリードとあ
るところをライトすればよい、又、第４図においては、
ポインタ値の歩進でデータバッファ２のライトデータが
セクタａの前までライトされ、セクタａで欠陥セクタと
すると、同様にアドレスポインタ値Ｐ、と交代セクタａ
′の物理アドレスがＲＡＭ１４にセーブされ、交代セク
タａ′のライト処理を行われず、ポインタ値がＰ！に飛
んで、ライト処理が続行され、セクタｂについても同様
である。

そして、ライト処理の終了後、ポインタ値Ｐ。

のバッファ２のライトデータが読み出され、交代セクタ
ａ′にライトされ、同様にバッファ２のポインタ値Ｐ３
のライトデータが交代セクタｂ′にライトされる。

又、磁気ディスクを例に説明したが、光ディスク等の他
の周知のディスク記憶装置にも適用できる。

更に、各シリンダの最終トラックに、交代セクタを割付
けた例で説明したが、各トランクに割付けてもよく、ま
た特定のシリンダに交代セクタを割付けるようにしても
よい。

この場合、交代セクタに関わるシーク動作が１回でよい
ので、処理時間が大幅に短縮できる。

以上本発明を実施例により説明したが、本発明は本発明
の主旨に従い種々の変形が可能であり、本発明からこれ
らを排除するものではない。

〔発明の効果〕

以上説明した様に、本発明によれば、交代セクタの処理
のための回転待ちが少なくなり、処理時間を大幅に短縮
することができるという効果を奏し、更に、連続処理中
に存在する交代割付けされたセクタの数によらず、一定
の時間で処理できるという効果を奏し、例えばｎヶの交
代セクタが割付けられても、最大ｎ回の回転待ち時間が
不要となり、ディスク記憶装置のアクセスタイム向上に
寄与するところが大きい。

【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図は本発明の一実施例処理フロー図、第４図は本発
明の一実施例動作説明図、第５図は従来技術の説明図で
ある。 図中１−制御部、　　　２−・−データバッファ、３−
・・ディスク記憶部、 ａ、ｂ−・欠陥セクタ、 ａ′、ｂ′・〜・交代セクタ。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 セクタ形式でデータを格納し、欠陥セクタに対し交代セ
   クタが割付けられるディスク記憶部（３）と、 該ディスク記憶部（３）のリードデータ又はライトデー
   タを格納するデータバッファ（２）と、該ディスク記憶
   部（３）に対する指定されたセクタのリード又はライト
   処理を行う制御部（１）とを有し、 該制御部（１）は、指定されたセクタのリード又はライ
   ト処理の終了後、 該リード又はライト処理で検出した欠陥セクタに対応し
   て割付けられた交代セクタのリード又はライト処理を一
   括して行うことを 特徴とするディスク記憶装置の交代セクタ処理方式。