KR100329400B1 - 엠베디드-서보,구역-데이타기록디스크드라이브장치에 있어서 스플릿포맷의신뢰할수 있는 시간영역구분회로및그방법 - Google Patents

엠베디드-서보,구역-데이타기록디스크드라이브장치에 있어서 스플릿포맷의신뢰할수 있는 시간영역구분회로및그방법 Download PDF

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Abstract

디스크드라이브의 리드(read)채널의 구분회로(demarcation circuit)는, 서보블록이 어느 곳에 위치하고있는 것과 상관없이, 타임아웃신호가 존재할 때 멀티바이트마킹신호의 리딩에지(leading edge)에 응답하여 인터럽트신호를 발생함으로써, 언제 서보블록이전의 데이타의 마지막바이트가 리드되었는 가를 식별한다. 상기 타임아웃신호는 클럭신호의 지정수가 서보블록의 시작이후에 카운트된 후 발생된다. 멀티바이트마킹신호는 바이트의 지정수가 카운트된 후 발생된다. 서보블록들사이의 바이트의 총수가 바이트의 지정수의 배수가 된다는 것을 확실히 함으로써, 멀티바이트신호는, 시간상의 어떤 시점에서, 데이타의 마지막바이트를 식별한다. 타임아웃신호는 클럭신호의 지정수를 적절하게 선택하고 바이트의 지정수를 리드하는 데 소요되는 시간이 스핀들속도의 변화량으로부터 초래되는 타이밍에러보다 더 큰 것을 확실히함으로씨 마지막 밀티바이트마킹신호를 식별하는데 이용되어질 수 있다.

Description

엠베디드-서보, 구역-데이타 기록 디스크드라이브 장치에 있어서 스플릿포맷의 신뢰할 수 있는 시간영역 구분(demarcation) 회로및 그 방법
발명의 배경
1. 발명의 분야
본 발명은 디스크드라이브장치, 특히 서보블록이전의 데이타의 마지막 바이트값이 서보블록의 위치에 상관없이 언제 판독되는가를 식별하는 구분회로(demarcation circuit)에 관한 것이다.
2. 관련 기술의 설명
자기기록디스크는 각각 논리적으로 다수의 섹터로 나누어진 일련의 동심원형상의 기록트랙상에 데이타를 저장한다. 각 기록트랙은 또한 트랙면상의 리드/라이트(read/write) 헤드의 위치를 제어하기 위한 디스크드라이브의 서보헤드에 의하여 사용되는 다수의 서보블록에 의하여 나누어진다.
엠베디드-서보 기록포맷(embedded-servo recording format)은, 각 트랙내의 서보블록이 인접트랙의 서보블록과 방사상방향으로 상호 일치하도록 하기위하여, 상기 서보블록의 위치를 정하는 디스크포맷으로 잘 알려져 있다. 그 결과로써, 서보블록은 디스크의 중심으로부터 바깥쪽 방사상방향으로 뻗어있는 다수의 파이형상의 영역을 형성한다. 상기 엠베디드-서보기록포맷에 의하면, 섹터들은 전형적으로 서보블록의 바로 뒤에 오도록 위치되는데, 그럼으로써 디스크드라이브의 리드/라이트헤드가 상기 섹터에 억세스하는 것을 인터럽트되지 않도록(uninterrupted) 해준다.
구역-데이타 기록포맷(zoned-data recording format)은 구역(zones)을 형성하도록 다수의 인접트랙을 합쳐 그룹화하는 또다른 디스크포맷으로 잘 알려져 있다. 구역을 형성함으로써, 다수의 똑같은 크기의 섹터들이 디스크상에 형성될 수 있다. 상기 구역-데이타 기록포맷은, 트랙의 주변부와 그 근처의 기록 영역이 트랙의 바깥쪽 방사선 방향으로 이동함으로써 증가한다는 사실을 이용하고 있다. 따라서, 예를들면, 안쪽 구역은 트랙당 50개의 n-비트 섹터를 갖고, 그 반면에 중간 구역은 트랙당 75개의 n-비트 섹터, 바깥쪽 구역은 트랙당 100개의 n-비트 섹터를 갖을 수 있다.
엠베디드-서보블록을 마찬가지로 사용하는 디스크상에 구역 데이타기록을 이용함에 따른 문제점은, 서보 블록이 일반적으로 거의 대부분의 안쪽 구역에서 불규칙적인 형태로 섹터들을 마침내 "쪼개게(splitting)" 된다는 것이다. 제1도는, 엠베디드-서보와 구역-데이타 기록포맷이 이용될 때, 섹터와 서보블록사이의 관계를 나타내는 타이밍도이다.
제1도에 나타난 바와 같이, 제1의 서보블록(10)은 근사적으로 섹터n의 중간에서 발생하고, 그 반면에 제2의 서보블록(12)은 섹터 n+1이 시작된 직후에 발생한다. 따라서, 디스크드라이브의 리드/라이트 헤드가 "스플릿(split)" 섹터로 부터 읽고 있을 때, 상기 디스크드라이브의 데이타 경로 제어회로는, 원치 않는 데이타를 넣는 것을 피하기 위하여 어느 곳에서 상기 데이타를 끝내고 상기 서보블록을시작하는 가를 결정할 수 있어야만 한다.
상기 문제점에 대한 가장 흔한 해결책은, 각 섹터의 시작부분과 상기 섹터를 쪼개는 상기 서보블록의 시작부분 간에 그리고 상기 서보블록의 끝부분과 상기 섹터의 끝부분 간에 기록되어지는 바이트의 갯수를 결정하는 것이며, 그리고 상기 값을 상기 섹터의 ID필드내의 바이트수(byte number)로 저장하는 것이다. 동작하는 동안에, 구분회로(demarcation circuit)는 바이트수를 리드해 넣고 그리고 데이타의 바이트가 디스크로부터 리드되고 있을 때 상기 데이타의 바이트의 갯수를 카운트(count)한다. 따라서, 상기 카운트한 값이 상기 바이트수와 일치할 때, 서보블록이전의 데이타의 마지막 바이트는 리드되고, 상기 구분회로는 리드/라이트 회로의 동작을 일시 중지할 수 있다.
상기 해결책에 대한 주된 불리한 점은, 서보블록의 위치가 ID필드를 "쪼개(split)"게 될 때 그 결과로 생기는 잃어버린 기록영역에 있는 것이다. 만약 ID필드가 쪼개지도록 허용되어지면, 구분회로는 바이트수를 리드할 수가 없으며, 그러므로 카운트해야 할 바이트의 갯수를 결정할 수없다.
따라서, 제1도에 보여진 바와 같이, 서보블록이 ID필드를 쪼갤 때, 섹터의 시작부분은 상기 섹터가 상기 서보블록의 끝부분이후에 시작되도록 하기 위하여 일반적으로 조정되어진다. 그 결과로, 섹터의 원래의 시작위치와 조정된 시작위치간의 기록영역은 일반적으로 잃어버린다. 게다가, 기록영역은 바이트수를 저장하기 위하여 필요로 하는 여분의 오버헤드(overhead)의 결과로써 또한 잃어버려진다.
상기 문제점에 대한 또 다른 해결책은 일련의 서보블럭의 수를 카운트하는기준클럭신호의 갯수를 카운트하는 구분회로를 이용하는 것이다. 특정클럭주파수에서 특정트랙의 서보블럭들 사이에 일어날 수 있는 기준클럭신호의 갯수가 일정하기 때문에, ID필드내에 카운트수를 저장할 필요가 없다. 게다가, ID필드가 카운트수를 저장하기 위하여 더 이상 이용되지 않기 때문에, ID필드를 쪼개는 서보블럭은 문제를 더 이상 나타내지 않게 된다.
따라서, 이런 접근 방법으로, 구분회로는 내부적으로 저장된 클럭카운트수를 리드해내고 그리고 기준클럭신호들이 검출되면 그것들을 카운트한다. 상기 카운트값이 저장된 클럭카운트수와 일치될 때, 서보블럭보다 앞선 데이타의 마지막 바이트는 리드되고 구분회로는 리드/라이트 회로의 동작을 일시 중지 할 수 있다.
이런 접근방법의 주된 불리한 점은 내부적으로 발생되면서 수정발진 제어클럭신호인 기준클럭신호가 데이타의 타이밍이 디스크로 부터 리드되고 있는 것과 같이 데이타의 타이밍을 정확하게 나타내지 못하고 있다는 점이다. 이런 정확도의 결여는 전형적인 디스크데이타복원장치의 스핀들속도에서 발생하는 미소한 변화량으로부터 초래된다.
잘 알려진 바와 같이, 데이타는 각각의 n개의 기준클럭주기동안에 한개의 데이타 비트, 즉, 매 클럭주기마다 한개의 데이타 비트를 라이트함으로써 디스크에 쓰여진다. 그리고 데이타가 일정한 스핀들속도로 디스크에 쓰여질 때, 매 데이타 비트는 특정량의 디스크공간을 소모한다. 그러나, 스핀들속도가 변함으로써, 더 많이 또는 더 적게 디스크공간이 소모되게 된다. 그 결과로씨, 더 많은 또는 더 적은 시간이 매 데이타비트를 리드하는데 필요하게된다.
따라서, x개의 기준클럭신호를 카운트하기 위하여 필요로하는 시간이 일정한 상태로 있을 지라도, 타이밍에러는 상기 시간동안에 리드되는 데이타의 비트수가 스핀들속도의 변화량의 함수로써 변하게 될 것이기 때문에 생기게되는 것이다. 그 결과로써, 기준클럭신호는 서보블럭이전의 데이타의 마지막 바이트가 언제 리드되었는 가를 정확하게 식별하도록 이용되어 질 수 없다. 따라서, 어느 필드가 서보블럭에 의하여 쪼개지는 것과 상관없이 섹터내의 데이타를 정확하게 리드할 수 있는 구분회로가 필요하게된다.
발명의 요약
본 발명은 서보블럭들사이에 기록되어지는 다수의 데이타의 바이트의 마지막바이트가 언제 리드되는 가를 나타내 주는 구분회로에 관한 것이다. 그 결과로써, 서보블럭이 섹터를 어느 곳에서 쪼개든지 상관없이, 구분회로는 서보블럭에 의하여 쪼개진 섹터의 각 부분에서 데이타의 마지막바이트가 언제 리드되는 가를 나타낼 수 있다. 따라서, 본 발명은 전에는 사용할 수 없었던 디스크의 일정부분으로부터 데이타가 리드되고 그곳에 쓰여지게 하는 것을 가능하게 하므로, 디스크의 저장능력을 증가시킨다.
본 발명에 따르면, 구분회로는 프레임카운터를 포함하는데, 상기 프레임카운터는 서보블록의 시작이후에 다수의 외부에서-발생된 클럭신호를 카운트하고 클럭신호의 제1의 지정수(first predetermined number)가 카운트된후에 타임아웃신호(time out signal)를 발생한다. 구분회로는 또한 바이트카운터와 멀티바이트카운터를 포함한다. 상기 바이트카운터는 클럭신호의 제2의 지정수가 카운트될 때마다 바이트신호를 발생한다. 그와 유사하게, 상기 멀티바이트카운터는 바이트신호의 지정수가 카운트될 때마다 멀티바이트신호를 발생한다. 본 발명에 의하면, 서보블록들사이에 기록된 다수의 데이타의 바이트는 바이트신호의 지정수의 배수가된다. 최종적으로, 구분회로는 또한 제어회로를 포함하는데, 상기 제어회로는 타임아웃신호가 발생한 이후에 멀티바이트신호가 명백히 나타날 때 인터럽트신호를 발생한다. 상기 인터럽트신호는, 예를들면, 데이타리드동작을 정지시키기 위하여 디스크데이타복원장치에 의하여 이용될 수 있다.
동작하는 동안에, 바이트의 지정수가 검출될 때마다 멀티바이트신호를 발생함으로써, 그리고 바이트의 총수(total number)가 바이트의 지정수의 배수라고 확실하게 함으로써, 시간상의 어떤시점에서, 멀티바이트신호는 데이타의 마지막바이트가 리드해진 것을 나타낼 것이다. 데이타의 마지막바이트를 나타내는 멀티바이트신호는 타임아웃신호를 이용함으로써 식별되어진다.
위에 언급된 바와 같이, 타임아웃신호는 클럭신호의 제1의 지정수가 카운트된 후에 발생된다. 이상적으로, 클럭신호의 제1의 지정수는 타임아웃신호와 데이타의마지막바이트를 나타내는 멀티바이트신호가 동시에 발생하도록 선택될 수 있다.
그러나, 전형적인 디스크드라이브장치의 스핀들속도에서의 변화량은 타임아웃신호와 데이타의 마지막바이트를 나타내는 멀티바이트신호사이의 타이밍에러를 만들어낸다. 상기 타이밍에러는 클럭신호의제1의 지정수를 적절하게 선택함으로써, 바이트의지정수를 리드하는데 소요되는 시간이 타이밍에러보다 크도록 바이트의지정수를 선택함으로써 정정될 수있다.
클럭신호의 제1지정수를 적절히 선택함으로써, 최악의 타이밍에러는 타임아웃신호가 데이타의 마지막바이트를 나타내는 멀티바이트신호 바로이전에 발생할 수 있도록 조정되어질 수 있다. 바이트의 지정수를 리드하는데 소요되는 시간이 총타이밍에러보다 크도록 바이트의 지정수를 적절히 선택함으로써, 마지막멀티바이트신호이웃값은 타임아웃신호이전에 발생할 것이다. 그 결과로써, 타임아웃신호가 명백해진 후에 멀티바이트신호가 발생하는 유일한 경우는 데이타의 마지막바이트가 리드해진 후이다.
프레임카운터는 클럭신호의 제1의 지정수를 로드신호(load signal)에 응답하여 클럭카운트레지스터로 로딩함으로써, 그리고 클럭신호가 검출될 때마다 클럭신호의 제1의 지정수를 감소함으로써 다수의 클럭신호를 카운트할 수 있다.
멀티바이트카운터는, 예를들면, 선택신호에 응답하여 바이트신호의 지정수를 셋팅함으로써, 로드신호 또는 리셋트신호에 응답하여 멀티바이트 카운트수를 리셋팅함으로써, 각 바이트신호에 응답하여 멀티바이트카운트수를 증가시킴으로써, 멀티바이트카운트수가 바이트신호의지정수와 똑같을 때마다 멀티바이트신호를 발생함으로써, 그리고 멀티바이트신호가 발생될 때마다 멀티바이트카운트수를 리셋팅함으로써 바이트신호를 카운트할 수 있다.
첫번째 다른 실시예에서, 구분회로는 또한 동기회로(synchronizer)를 포함하는데, 상기 동기회로는 서보신호가 서보블럭의 리딩에지(leading edge)를 나타내는 곳에서 상기 서보신호가 발생한 후에 클럭신호가 부여될 때 로드신호를 발생한다. 상기 동기회로는 서보신호에서의 어떤 준안정상태를 제거하고 클럭신호의 제1의 지정수가 로드되고 1클럭주기 후에 클럭신호의 제1의 지정수가 처음으로 감소되는 것을 확실하게 해준다.
두번째 다른 실시예에서, 구분회로는 또한 카운트로직회로를 포함할 수 있는데, 상기카운트로직회로는 프레임카운터가 감소신호에 응답하여 카운트하는 곳에서 클럭신호 또는 외부에서발생된스위치신호가 수신될 때마다 감소신호를 발생한다. 이 실시예에서, 스위치신호는 클럭신호의 신호원에서의 각각의 변화를 나타낸다.
디스크드라이브장치는 전형적으로 디스크로부터 리드해진 데이타로부터 복원된클럭신호를 발생하고, 그리고 데이타가 디스크로부터 리드되지 않을 때 기준클럭신호를 대체한다. 상기 디스크드라이브장치는 또한 전형적으로 디스크드라이브장치가 복원된클럭신호와 기준클럭신호사이를 스위치할 때마다 한개의 클럭신호를 빠뜨린다. 따라서, 프레임카운터를 클럭신호의 신호원에서의 변화에 또한 응답하도록 배치함으로써, 카운트의 정확도는 향상된다.
세번째 다른 실시예에서, 구분회로는 동기회로를 포함하는데, 상기 동기회로는 외부에서-발생된서보신호가 발생된 후에 클럭신호가 부여될 때마다 동기신호(sync signal)를 발생한다. 카운트로직회로는 외부에서-발생된 스위치신호와 클럭신호를 수신하고, 그리고 클럭신호가 수신되고 스위치신호가 수신될 때마다 감소신호를 발생한다. 학습회로(learning circuit)는 학습신호와 저장신호가 제1의 논리상태로 세트될 때 각 동기신호에 응답하여 로드신호를 발생하고, 그리고 외부에서-발생된 제어회로의 논리상태가 제1의 논리상태로 세트된 후에 발생하는 첫번째동기신호에 응답하여 제2의 논리상태를 갖는 학습신호를 발생한다. 학습회로는또한 학습신호의 논리상태를 제1의 논리상태로 바꾸어주고, 그리고 제어신호의 논리상태가 제1의 논리상태로 세트된 후에 발생하는 두번째동기신호에 응답하여 제2의 논리상태를 갖는 저장신호를 발생한다. 학습회로는 그런다음 저장신호를 세번째 동기신호가 발생하는 것에 응답하여 제1의 논리상태로 돌아간다. 구분회로는 또한 프레임카운터를 포함하는데, 상기 프레임카운터는 로드신호에 응답하여 클럭카운트수를 로드하고, 각각의 감소신호에 응답하여 클럭카운트수를 감소하고, 그리고 감소신호의지정수가 카운트된 후에 타임아웃신호를 발생한다. 프레임카운터는 또한 학습신호의 논리상태가 제2의 논리상태로 세트될 때 클럭카운트수를 리세트하고, 학습신호의 논리상태가 제2의 논리상태로 세트될때 각각의 감소신호에 응답하여 클럭카운트수를 증가하고, 그리고 저장신호의 논리상태가 제2의 논리상태로 세트될 때 증가된클럭카운트수를 저장한다. 원래의 실시예와 마찬가지로, 세번째 실시예도 또한 위에 기재된 바와같은 기능을 하는 바이트카운터, 멀티바이트카운터 그리고 제어회로를 포함한다.
본 발명의 특징과 유리한 점은 다음에 기재된 상세한설명과 본 발명의 원리를 이용하고있는 실례적인 실시예를 설명해주는 첨부된 도면에 의하여 더욱 잘 이해될 것이다.
제1도는 엠베디드-서보, 구역-데이타 기록포맷이 이용될 때 섹터와 서보블럭사이의 관계를 나타내는 타이밍도(timing diagram)이다.
제2도는 본 발명에 따르는 구분회로(100)를 나타내는 블록도이다.
제3도는 본 발명의 동작을 나타내는 타이밍도이다.
제4도는 본 발명에 따르는 두번째 다른 실시예를 나타내는 블록도이다.
제5도는 세번째 다른 실시예에 따르는 구분회로(300)를 나타내는 블록도이다.
제6도는 종래의 프로그램된 포맷제어회로의 동작을 나타내는 플로우도이다.
제7도는 엠베디드-서보, 구역-데이타기록포맷의 예를 나타내는 타이밍도이다.
제8도는 본 발명의 다른 관점에 따르는 데이타복원회로(400)를 나태내는 블록도이다.
제9도는 본 발명의 포맷제어회로의 동작을 나타내는 플로우도이다.
제10도는 본 발명의 포맷제어회로의 동작을 나타내는 타이밍도이다.
제11A도및 제11B도는 본 발명의 다른 관점에 따르는 포맷제어회로의 동작을 나타내는 플로우도이다.
상세한 설명
제2도는 본 발명에 따르는 구분회로(100)를 나타내는 블록도이다. 위에 기재된 바와같이, 서보블럭이 섹터를 어느 곳에서 쪼개든지 상관없이, 경계설정회로(100)는 서보블럭에 의하여 쪼개진 섹터의 각 부분에서 데이타의 마지막바이트가 언제 리드되는가를 나타낼 수 있는데, 그럼으로써, 디스크데이타복원장치가 서보블록이전에 데이타리드동작을 정지하도록 해준다.
구분회로(100)는 외부에서-발생된 클럭신호의 지정수가 각각의 서보블록의시작이후 검출되는 시점을 나타내는 클럭카운팅회로를 이용함으로써, 8개의 클럭신호가 검출되는 시점을 나타내는 바이트카운팅회로를 이용함으로써, 바이트의 지정수가 바이트카운터회로에 의하여 검출되는 시점을 나타내는 멀티바이트마킹회로(multi-byte marking circuitry)를 이용함으로써, 그리고 클럭신호의지정수가 검출된후에 바이트의지정수가 검출되는 시점을 나타내는 제어회로를 이용함으로써 데이타의 마지막바이트가 리드되는 시점을 나타낸다.
제3도는 본 발명의 동작을 나타내는 타이밍도이다. 제3도에 나타난 바와같이, 바이트의지정수가 검출될 때마다 멀티바이트마킹신호를 발생함으로써, 그리고 바이트의 총수(total number)가 바이트의지정수의 배수인 것을 확인함으로써, 어느 순간에, 멀티바이트마킹신호는 데이타의 마지막바이트가 리드해진 것을 나타낼 것이다. 그리고나면, 데이타의 마지막바이트를 나타내는 멀티바이트마킹회로는 클럭신호의 지정수가 검출된 이후에 타임아웃신호를 발생함으로써 식별되어 질 수 있다.
이상적으로, 클럭신호의 지정수는 타임아웃신호와 데이타의 마지막바이트를 나타내는 멀티바이트마킹신호가 동시에 발생하도록 선택되어 질 수 있다. 그러나, 위에 기재된 바와같이, 전형적인 디스크드라이브장치의 스핀들속도에서의 변화량은 타임아웃신호와 데이타의 마지막바이트를 나타내는 멀티바이트마킹신호사이에서 타이밍에러를 일으킬 수 있다. 제3도에서 보여지는 바와같이 일련의 클럭신호수에 대해서, 스핀들속도변화량은 타임아웃신호가 최소시간 (TMIN)으로부터 최대시간(TMAX)에이르는 시간범위내에서 발생하게 될 것이다.
본 발명에서, 타이밍에러는 클럭신호의 지정수를 적절하게 선택함으로써, 그리고 바이트의 지정수를 리드하기 위하여 소요되는 시간이 총타이밍에러보다 크도록 바이트의 지정수를 선택함으로써 정정되어진다.
제3도에서 또 보여지는 바와같이, 클럭신호의 지정수를 적절히 선택함으로써, 최대시간(TMAX)은 마지막 멀티바이트마킹신호의 리딩에지(leading edge)바로이전에서 발생할 수 있도록 조정되어질 수 있다. 바이트의 지정수를 리드하기 위하여 소요되는 시간이 타이밍에러보다 크도록 바이트의 지정수를 선택함으로써, 최소시간 (TMIN)은 마지막 멀티바이트마킹신호에 이웃한 리딩에지이후에 발생할 수 있다. 그 결과로써, 타임아웃신호가 명백해진 후에 멀티바이트신호가 발생하는 유일한 경우는 데이타의 마지막 바이트가 리드된 후이다. 따라서, 데이타리드동작은 타임아웃신호가 발생하면 멀티바이트마킹신호의 리딩에지에 응답하여 인터럽트신호를 발생하도록 제어회로를 설계함으로써 정지될 수 있다.
제2도를 살펴보면, 구분회로(100)는 프레임카운터(110)를 포함하는데, 상기 프레임카운터(110)는 각각의 서보블록의 시작이후에 다수의 외부에서-발생된 클럭신호(VCLK)를 카운트하고, 그리고 클럭신호(VCLK)의 지정수가 카운트된 후에 타임아웃신호(VTIME)를 발생한다.
양호한 실시예에서, 프레임카운터(110)는 내부클럭레지스터에 저장된 클럭카운트수를, 뒤에 자세하게 기재된 바와같이, 각각의 서보블록의 시작에서 발생되어지는 로드신호(VLOAD)에 응답하여 내부카운트레지스터에 로딩함으로써, 각각의 클럭신호(VCLK)에 응답하여 클럭카운트수를 한번 감소함으로써 클럭신호(VCLK)의 지정수를 카운트한다. 클럭카운트수가 제로(zero)로 감소된후에, 타임아웃신호(VTIME)는 발생된다. 본 발명의 양호한 실시예에서, 클럭신호(VCLK)는 이용가능할 때의 복원된클럭신호, 그리고 그 이외의 다른 경우에는 기준클럭신호를 나타낸다.
구분회로(100)는 또한 바이트카운터(120)을 포함하는데, 상기 바이트카운터는 8개의 클럭신호(VCLK)가 검출될 때마다 바이트신호(VBYTE)를 발생한다. 상기 바이트신호(VBYTE)는 외부에서-발생된 리셋트신호(VRST또는 VRESET)에 응답하여 비트카운트수를 리세트함으로써, 각각의 클럭신호(VCLK)에 응답하여 비트카운트수를 증가함으로써, 8개의 클럭신호(VCLK)를 검출할 때마다 바이트신호(VBYTE)를 발생함으로써, 그리고 바이트신호(VBYTE)가 발생될 때마다 비트카운트수를 리세트함으로써 발생된다. 상기 리세트신호(VRESET)는, 예를들면, 간단한 칩리세트신호일 수 있다. 제1도를 다시 살펴보면, 양호한 실시예에서, 상기 리세트신호(VRESET)는 각각의 동기신호에 응답하여 발생된다.
제2도를 다시 살펴보면, 멀티바이트카운터(130)는 바이트신호(VBYTE)의 지정수가 검출될 때마다 멀티바이트신호(VGRP)를 발생한다. 리세트신호(VRST) 또는 로드신호(VLOAD)에 응답하여 멀티바이트카운트수를 리세팅하면서, 각각의 바이트신호(VBYTE)에 응답하여 멀티바이트카운트수를 증가하면서, 멀티바이트카운터수가 바이트의 지정수와 같을 때마다 멀티바이트신호(VGRP)를 발생하면서, 그리고 멀티바이트신호(VGRP)가 발생될 때마다 멀티바이트카운터수를 리세팅하면서 멀티바이트신호(VGRP)는 발생된다.
바이트의 지정수가 어떤 값으로 세트될 수 있을지라도, 양호한 실시예에서, 선택신호(VSEL)는 지정수를 1, 2, 3, 또는 4중 어느 한개값으로 세트되어 사용될 수 있다. 따라서, 예를들면, 지정수가 3에 세트되어 있을때 3개의 바이트신호(VBYTE)가 검출될 때마다 멀티바이트신호(VGRP)는 발생될 것이다.
구분회로(100)는 제어회로(140)를 포함하는데, 상기 제어회로는 타임아웃신호(VTIME)이 부여된 것(assertion)을 검출한 후 멀티바이트신호(VGRP)의 다음의 부여가 있을 때 인터럽트신호(VINT)를 발생한다. 인터럽트신호(VINT)는 데이타의 마지막바이트가 리드되는 것을, 그리고 디스크데이타복원장치가 정지될 수 있는 것을 나타낸다.
동작하는 동안에, 서보블록이 검출될 때마다, 프레임카운터(110)는 클럭레지스터로부터 클럭카운트수와, 다음클럭신호(VCLK)와 함께, 클럭카운트수를 감소하기 시작한다. 클럭카운트수가 제로로 감소된 후에, 타임아웃신호(VTIME)는 발생된다. 위에 기재된 바와 같이, 클럭카운트수의 값을 적절히 선택함으로써, 타임아웃신호(VTIME)는 데이타의 마지막바이트가 리드되기 바로전에 발생될 수 있다.
동시에, 바이트신호(VBYTE)의 지정수가 검출될 때마다 멀티바이트카운터(130)가 멀티바이트신호(VGRP)를 발생하는 동안에, 바이트카운터(120)는 8개의 클럭신호(VCLK)가 검출될 때마다 바이트신호(VBYTE)를 발생한다. 바이트의 총수가 바이트신호(VBYTE)의 지정수인 것을 확실히함으로써, 멀티바이트신호(VGRP)는 타임아웃신호(VTIME)가 발생된 후 존재하는 유일한 시간은 데이타의 마지막바이트가 리드된 때이다.
첫번째 다른 실시예에서, 구분회로(100)는 동기회로(150)를 또한 포함할 수 있는데, 상기 동기회로는 서보신호(VSERVO)가 서보블록의 리딩에지를 나타내는 곳에서 외부에서-발생된 서보신호(VSERVO)가 발생된 후에 클럭신호(VCLK)가 부여될 때 로드신호(VLOAD)를 발생한다. 동기회로(150)는 로드신호(VLOAD)내의 어떤 준안정상태를 제거하고 클럭카운트수가 로드되고 1 클럭주기 이후에 처음으로 감소되는 것을 확실히 해준다.
위에 기재된 타이밍에러와 더불어, 다른 타이밍에러가 전형적으로 클럭신호(VCLK)를 발생하기위하여 이용되는 스위칭회로에 의하여 생길 수 있다. 위에 기재된 바와같이, 양호한 실시예에서, 클럭신호(VCLK)는 이용가능할 때의 복원된클럭신호, 그리고 그 이외의 다른 경우에는 기준클럭신호를 나타낸다.
상기 신호들이 스위치되면 복원된클럭신호의 위상은 기준클럭신호의 위상과 상호 일치하지 않을 것이기때문에, 종래의 스위칭회로는 전형적으로 오버랩핑한 기준클럭과 복원된클럭펄스를 결합함으로써 긴천이펄스(long transitional pulse)를 발생한다. 그 결과로, 스위치되고 있는 클럭신호의 첫번째리딩에지는 일반적으로 잃어버린다. 따라서, 클럭신호(VCLK)의 신호원이 바뀔 때마다, 클럭카운트수는 1만큼 감소되어진다.
제4도는 본 발명에 따르는 두번째 다른 실시예를 나타내는 블록도이다. 제4도에 보여진 바와같이, 카운트논리회로(160)는 클럭신호(VCLK) 또는 외부에서-발생된 스위치신호(VSWITCH)가 검출될 때마다 감소신호(VDEC)를 발생한다. 본 발명에서, 스위치신호(VSWITCH)는 클럭신호(VCLK)의 신호원이 바뀌는 때를 나타낸다.
동작하는 동안에, 프레임카운터(110)는 감소신호(VDEC)가 검출될 때마다 하나씩 클럭카운트수를 감소한다. 그 결과, 첫번째클럭펄스의 리딩에지가 잃어버려질지라도 클럭카운트수는 클럭신호(VCLK)의 신호원이 스위치될 때마다 하나씩 감소된다.
세번째 다른 실시예에서, 본 발명의 구분회로는 또한 학습회로를 포함하는데, 상기 학습회로는 카운트할 프레임카운터를 재배치(rearrangement)함으로써 클럭카운트수를 결정하고 그리고 일련의 서보블럭사이에서 검출되어지는 클럭신호(VCLK)의 수를 저장한다.
제5도는 세번째 다른 실시예를 나타내는 구분회로(300)의 블록도이다. 제5도에서 보여진 바와같이, 구분회로(300)은 바이트카운터(310), 멀티바이트카운터(320), 제어회로(330), 및 카운트논리회로(340)를 포함하는데, 각각의 기능은 위에 기재된바와 같다. 게다가, 구분회로(300)은 또한 동기회로(350)를 포함하는데, 상기 동기회로는 외부에서-발생된 서보신호(VSERVO)가 발생된 후에 외부에서-발생된 서보신호(VSERVO)가 부여될 때마다 서보블록의 시작을 나타내는 동기신호(VSYN)를 발생한다.
구분회로(300)는 또한 학습회로(360)를 포함하는데, 상기 구분회로는 학습신호(VLEARN)와 저장신호(VST) 양쪽 모두가 로우(low)논리상태로 세트될 때 각각의 동기신호(VSYN)에 응답하여 로드신호(VLOAD)를 발생하고, 그리고 한 쌍의 외부에서-발생된 제어신호(VC1과 VC2)의 논리상태가 하이(high)논리상태로 세트된 후에 발생하는 첫번째동기신호(VSYN)에 응답하여 하이논리상태를 갖는 학습신호(VLEARN)를 발생한다. 게다가 학습회로(360)는 또한 학습신호(VLEARN)의 논리상태를 로우논리상태로 바꾸고, 그리고 제어신호(VC1과 VC2)가 논리하이로 세트된 후에 발생하는 두번째동기신호(VSYN)에 응답하여 제2의 논리상태를 갖는 저장신호(VST)를 발생한다.
학습회로(360)는 제1의 D 래치(플립플롭)(362)를 포함하는데, 상기 제1의 D 래치는 제2의 제어신호(VC2)가 부여될 때 제1제어신호(VC1)의 논리상태를 학습인에이블신호(VLEN)로써 래치하고, 그리고 학습신호의 논리상태가 하이일때 학습인에이블신호(VLEN)를 리세트한다.
학습회로(360)는 또한 논리및 래치회로(364)를 포함하는데, 상기 논리및 래치회로는 학습인에이블신호(VLEN)의 논리상태를 학습신호(VLEARN)로써 래치하고, 그리고 학습인에이블신호(VLEN)의논리상태의 반전(invert)상태를 동기신호(VSYN)에 응답하여 정지신호(VSP)로써 래치한다. 논리및 래치회로(364)는 AND게이트와 제2의 D래치를 포함한다.
따라서, 학습인에이블신호(VLEN)가 논리하이이고 제1의 동기신호(VSYN)가 수신될 때, 학습신호(VLEARN)는 정지신호(VSP)가 로우로 래치된 동안에 하이로 래치된다. 그리고나면 정지신호(SP)는 AND게이트의 출력의 논리상태를 로우로 구동하고, 교대로, 상기 논리상태는 제2의 동기신호(VSYN)가 수신될 때 학습신호(VLEARN)의 논리상태를 로우로 구동한다.
제3의 D래치(366)는 학습신호(VLEARN)의 논리상태를 동기신호(VSYN)에 응답하여 저장신호(VST)로써 래치한다. 제2의동기신호(VSYNCH)가 학습신호(VLEARN)의 논리상태를 하이에서 로우로 변화시킴과 동시에, 제2의 동기신호(VSYNCH)는 또한 스타트신호(VST)를 논리로우에서 논리하이로 변화시킨다. 제2의 동기신호(VSYN)가 학습신호(VLEARN)를논리로우상태로 바꿈으로써, 제3의 동기신호(VSYN)는 스타트신호(VST)를 논리로우상태로 돌려놓는다.
논리회로(368)는 학습신호(VLEARN) 또는 스타트신호(VST)중 하나의 논리상태가 하이인 동안에, 즉, 학습동작의 기간동안에, 로드신호(VLOAD)를 금지(inhibit)하게 한다.
제5도에 보여진 바와같이, 논리회로(368)는 반전(invert)된 동기신호(VSYNI)를 만들기 위하여 동기신호(VSYN)를 반전하는 인버터게이트(370)와, 중간로드신호(VIL)를 만들기 위하여 반전된 동기신호(VSYNI)와 학습신호(VLEARN)와 스타트신호(VST)를 입력으로하는 NOR게이트(372)와, 중간로드신호(VIL)와 외부에서-발생된 리세트신호(VR1)를 입력으로하는 OR게이트(374)를 포함한다.
정상적으로 동작하는 동안에, 학습신호및 스타트신호의 양쪽 모두의 논리상태가 로우이다. 따라서, 동기신호(VSYN)가 발생할 때마다 로드신호(VLOAD)가 부여되도록한다. 게다가, 로드신호(VLOAD)는 또한 리세트신호(VR1)에 의하여 부여될 수 있다.
그러나, 학습동작하는 동안에, 학습신호(VLEARN) 또는 스타트신호(VST)중 하나의 논리상태가 하이일때, NOR게이트(372)는 중간로드신호(VIL)가 논리로우를 발생하도록 강요되어진다. 그 결과로써, 로드신호(VLOAD)의 논리상태는 동기신호(VSYN)의제2의, 제3의 발생(occurrence)의 모두에 응답하여 로우가 유지된다.
구분회로(300)는 프레임카운터(380)를 포함하는데, 상기 프레임카운터는 클럭카운트수를 로드신호(VLOAD)에 응답하여 내부카운트레지스터로 로드하고, 각각의 감소신호(VDEC)에 응답하여 클럭카운트수를 감소하고, 그리고 감소신호(VDEC)의 지정수가 카운트된후에 타임아웃신호(VTIME)를 발생한다.
게다가, 프레임카운터(380)는 또한 학습신호(VLEARN)가 하이논리상태에 있을 때 클럭카운트수를 리세트하고, 학습신호(VLEARN)의 논리상태가 하이일 때 각각의 감소신호(VDEC)에 응답하여 클럭카운트수를 감소하고, 그리고 저장신호(VST)의 논리상태가 하이일 때 증가된카운트를 클럭카운트수로 저장한다.
동작하는 동안에, 학습신호(VLEARN)와 저장신호(VST)의 논리상태가 로우일때, 프레임카운터(370)는, 위에 기재된바와같이, 클럭카운트수를 로드신호(VLOAD)에 응답하여 카운트레지스터로 로딩함으로써, 각각의 감소신호(VDEC)에 응답하여 클럭카운트수를 한번 감소함으로써 감소신호(VDEC)의 지정수를 카운트한다. 클럭카운트수가 제로로 감소된 후에, 타임아웃신호(VTIME)가 발생된다.
학습신호(VLEARN)의 논리상태가 하이일 때, 프레임카운터(370)는 학습신호(VLEARN)의 논리상태가 하이로 천이될 때 카운트레지스터를 제로로 리세트함으로써, 감소신호(VDEC)가 수신될 때마다 카운트레지스터를 한번 증가함으로써, 저장신호(VST)의 논리상태가 하이로 천이될 때 클럭레지스터에 카운트를 저장함으로써 클럭카운트수를 결정한다.
제5도에 보여진 바와같이, 클럭수는 또한 학습신호(VLEARN)의 논리상태가 로우이고 외부에서-발생된 저장신호(VST-EX)의 논리상태가 논리하이로 천이될 때 클럭카운트레지스터에 저장될 수 있다. 이러한 조건하에서, 카운트수(CN)는 저장될 것이다. 유사하게, 위에 기재된 바와같이, 학습신호(VLEARN)의 논리상태가 하이이고 저장신호(VST)의 논리상태가 로직하이로 천이될 때, 증가된 카운트수는 저장된다.
위에 기재된 바와같이, 기준클럭신호가 스핀들속도에서의 미소한 변화량때문에 데이타의 타이밍을 정확하게 나타내지 못하기 때문에, 양호한 실시예에서, 클럭신호(VCLK)는 이용가능할 때의 복원된클럭신호, 그리고 그 이외의 다른 경우에는 기준클럭신호를 나타낸다. 그러나, 복원된 클럭신호는 데이타가 디스크로부터 리드되고있을 때에만 단지 이용가능한다.
데이타가 각 섹터의 ID필드로부터 리드되어질지라도, ID필드에 저장된 데이타의 량은 각 섹터의 데이타필드내에 저장된 데이타의 량과 비교해보면 일반적으로 대단하지 않다. 그러나, 전형적인 디스크드라이브장치에 있어서는, 각 섹터의 데이타필드에 저장된데이타는 디스크제어회로의 포맷제어회로가 리드되는 섹터를 식별한 후에만 단지 디스크로부터 리드된다. 따라서, 전형적인 디스크드라이브장치에있어서 모든 실용적인 목적을 충족하기 위해서는, 복원된클럭신호는 리드되는 섹터가 식별되고 테이터필드가 리드된 후에만 단지 가능하다.
예를들면, 제6도는 종래의 프로그램된 포맷제어회로의 동작을 나타내는 플로우도이다. National Semiconductor Model No. DPC-260와 같은 표준디스크제어회로의 포맷제어회로는 다른 섹터포맷을 이용할 수 있도록 포로그램될 수 있다.
제6도에 보여진 바와같이, 동작은 섹터펄스를 검출함으로서 단계S1에서 전형적으로 시작된다. 섹터펄스가 검출된 후에, 동작은 포맷제어회로가 섹터의 ID필드를 리드하는 단계S2로 이동한다. 단계S3에서, 포맷제어회로는 해당 섹터가 리드되는 섹터인지 여부와 해당 ID필드가 에러를 포함하는지 여부를 결정한다. 만약 해당 섹터가 리드되는 섹터가 아니고, 또는 해당 ID필드가 에러를 포함하고 있다면, 동작은 단계S1으로 돌아가고 다음 섹터펄스가 검출될 때까지 기다린다.
만약 검출된 섹터가 리드되는 섹터이라면, 포맷제어회로는 데이타 전달회로, 에러검사회로를 인에이블하고, 그리고 단계S4에서 데이타필드내에 저장된 데이타를 리드한다. 섹터의 마지막이 단계S5에서 검출되어진 후에, 포맷제어회로는 단계S6에서 에러가 발생했는지 여부를 결정한다.
데이타에 에러가 없다면, 동작은 단계S7로 이동하는데, 이 단계에서 포맷제어회로는 현재 리드(read)된 섹터가 리드할 마지막 섹터인지 여부를 결정한다. 그렇지 않다면, 포맷제어회로는 단계S8에서 현재의 섹터수를 증가하고 단계S1으로 돌아가서 다음 섹터 펄스를 기다린다.
제7도는 엠베디드-서보, 구역-데이타 기록포맷의 보기를 나타내는 타이밍도이다. 제7도에 보여진바와같이, 서보블록(SB)은 섹터m과 섹터m+1 사이의 중간에 위치되어진다. 위에 기재된바와같이, 본 발명의 구분회로는 서보블록(SB)이 검출될 때 클럭신호(VCLK)를 카운트하기 시작할 것이다.
따라서, 만약 섹터m+1가 리드할 섹터이라면, 서보블록(SB)과 섹터m+1의 시작 사이에 발생된 클럭신호(VCLK)는 기준클럭신호를 나타낼 것이다. 그 결과, 각 섹터의 데이타필드내에 저장된 데이타가 리드되도록 해주는 포맷제어회로가 필요하게 되는데, 그렇게함으로써 리드되는 섹터가 리드할 섹터인지여부와 상관없이, 복원된클럭신호를 발생한다.
제8도는 본 발명의 다른 관점에 따르는 데이타복원회로(400)를 나타내는 블록도이다. 제8도에 보여진바와같이, 구분회로(400)는 클럭복원회로(410)를 포함하는데, 그 클럭복원회로는 일련의 클럭신호(VCLK)를 발생하고, 그리고 스위치신호(VSWITCH)가 부여될 때 기록디스크로부터 리드된 입력포맷된 데이타스트림(DS)를 지나치고(passing) 출력포맷된 데이타스트림(FDS)을 만들어낸다. 양호한 실시예에서, 클럭신호(VCLK)는 스위치신호(VSWITCH)가 부여될 때 복원된 클럭신호를, 스위치신호(VSWITCH)가 부여되지 않을 때 기준클럭신호를 나타낸다.
데이타복원회로(400)는 또한 포맷제어회로(412)를 포함하는데, 상기 포맷제어회로는 섹터펄스신호(VSEC)가 검출될 때 스위치신호(VSWITCH)를 부여하고, 출력포맷된 데이타스트림(FDS)를 검출하고, 그리고 ID필드내에 저장된 데이타를 리드하고,리드하고 있는 섹터의 섹터수를 결정한다.
포맷제어회로(412)는 또한 데이타필드의 시작에서 스위치신호(VSWITCH)를 부여하고, 리드하고 있는 섹터수가 리드할 섹터수와 일치하는지 여부와 상관없이 데이타필드내에 저장된데이타를 리드하고, 리드하고 있는 섹터의 섹터수가 리드할 섹터의 섹터수와 일치하지 않을 때 데이타필드내에 저장된 데이타를 무시하고, 그리고 리드하고 있는 섹터의 섹터수가 리드할 섹터의 섹터수와 일치할 때 데이타필드내에 저장된 데이타에 응답하여 포맷되지않은 데이타스트림(unformatted data stream; UDS)을 발생한다. 게다가, 회로(412)는 또한 인터럽트신호(VINT)에 응답하여 지정된시간동안 스위치신호(VSWITCH)를 부여하지 않는다.
또한 제8도에 보여진 바와같이, 구분회로(414)는 서보신호(VSERVO)가 검출될 때마다 클럭신호(VCLK)를 카운트하고, 그리고 지정수의 클럭신호가 검출된 후에는 인터럽트신호(VINT)를 발생한다.
포맷제어회로(412)는 종래의 포맷제어회로의 제어코드명령세트(control code instruction set)를 수정함으로써 형성될 수 있고, 코우스트모드(coast mode)를 인에이블하고 각 섹터의 끝에서 코우스트모드를 디스에이블(disable)하는 코우스트명령을 포함하게 된다.
제어코드명령세트는 또한, 코우스트모드에 있는 동안에, 데이타전달을 인에이블하는 명령이 디스에이블되도록, 데이타에 에러를 검사하는 명령이 "에러없음(no error)"상태로 돌아가도록, 동작의 끝을 검사하는 명령이 "동작의 끝이 아님(not end of operation)"상태로 돌아가도록, 그리고 동작의 끝을 검사하는 명령이 다음의 섹터를 찾기 위하여 "섹터수(sector number)"를 증가하는 것을 금지하도록 하기위하여 수정되어 진다.
게다가, 포맷제어회로를 위하여 사용자가 정의한 포로그램은 리드하고 있는 섹터의 섹터수가 리드할 섹터의 섹터수와 일치하지 않을 때 코우스트모드를 선택하기 위하여, 그리고 데이타필드내에 저장된 데이타를 리드하기 위하여 수정되어진다.
예를 들면, 제9도는 본 발명의 포맷제어회로의 동작을 나타내는 플로우도이다. 제9도에 보여진 바와같이, 동작은 섹터펄스를 검출함으로써 단계S100에서 일반적으로 시작한다. 섹터펄스가 검출되어진 후, 동작은 단계S101로 이동하는 데, 이 단계에서 포맷제어회로회로는 섹터의 ID필드를 리드한다. 단계S102에서, 포맷제어회로는 해당섹터가 리드할 섹터인지 여부와 ID필드가 에러를 포함하고 있는지 여부를 결정한다. 만약 해당 섹터가 리드할 섹터가 아니라면, 또는 ID필드가 에러를 포함하고 있다면, 동작은 단계S103으로 이동하고, 이 단계에서 코우스트모드를 인에이블하고, 그런다음 단계S104로 이동하고, 이 단계에서 데이타필드내의 데이타가 리드된다.
만약 검출된 섹터가 리드할 섹터이라면, 포맷제어회로는 단계S105에서 데이타전달회로와 에러검사회로를 인에이블하고, 그런다음 단계S104에서 데이타필드내에 저장된 데이타를 리드한다. 섹터의 끝이 단계S106에서 검출된 후, 포맷제어회로는 코우스트모드가 단계S107에서 인에이블되는지 여부를 결정한다.
코우스트모드가 인에이블된 후, 동작은 단계S108로 이동하고, 이 단계에서 포맷제어회로는 에러가 발생되었는지 여부를 결정한다. 에러가 발생되었는지 여부와 상관없이, 동작은 단계S109로 이동하는데, 이 단계에서 상기 회로는 마지막섹터가 리드되었는지 여부를 결정한다. 마지막섹터가 리드되었는지 여부와 상관없이, 동작은 단계S110으로 이동하는데, 이 단계에서 섹터증가수는 증가되지 않는다. 다음으로, 동작은 단계S111로 이동하는데, 이 단계에서 코우스트모드는 선택되지 않는다. 이 이후에, 동작은 단계S100으로 돌아가서 다음 섹터펄스를 기다린다.
만약 코우스트모드가 인에이블되지 않았다면, 동작은 단계S112로 이동하는 데, 이 단계에서 상기 회로는 에러가 발생했는지 여부를 결정한다. 만약 데이타에 에러가 없다면, 동작은 단계S113으로 이동하는 데, 이 단계에서 포맷제어회로는 마지막 섹터가 리드되었는지 여부를 결정한다. 만약 마지막 섹터가 리드되지 않았다면, 포맷제어회로는 단계S114에서 섹터수를 증가하고, 그런다음 단계S100으로 돌아가서 다음 섹터펄스를 기다린다.
제10도는 본 발명의 포맷제어회로의 동작을 나타내는 타이밍도이다. 섹터 5-8 을 리드할 것이라고 가정하고 섹터들 사이의 간격(gap)을 무시한다면, 제10도는 코우스트모드가 아닌 경우, 섹터 5-8에 있는 데이타가 리드되고 있을 때 복원된클럭신호가 단지 존재하는 것을 나타낸다. 반면에, 코우스트모드인 경우, 복원된클럭신호는 배드(bad)섹터를 포함하여 모든 섹터가 리드되고 있는 동안에 존재한다.
따라서, 본 발명에서, 포맷제어회로는 코우스트모드가 동작되는 때 각각의섹터에 저장된 모든 데이타를 리드하고, 위에 기재된 바와같이, 데이타전달명령을 디스에이블하면서 원치않는 섹터들로 부터 리드된 데이타를 무시한다.
본 발명의 다른 관점에서, 사용자정의프로그램은 n 섹터가 리드되고 있는 동안에, 어느 섹터인지 상관없이, 코우스트모드에 의해 시스템의 다양한 타이밍 매개변수(parameters)가 결정될 수 있도록 또한 수정되어 질 수 있다.
예를 들면, 제11A도및 제11B도는 본 발명의 이런 관점에 따르는 포맷제어회로의 동작을 나타내는 플로우도이다. 제11도에 보여진 바와같이, 동작은 코우스트모드를 선택함으로써 단계S200에서 일반적으로 시작된다. 다음으로, 동작은 단계S201로 이동하는 데, 이 단계에서 포맷제어회로는 섹터펄스를 검출한다. 섹터펄스가 검출된후, 동작은 단계S202로 이동하는 데, 이 단계에서 포맷제어회로는 섹터의 ID필드를 리드한다. 단계S203에서, 포맷제어회로는 해당 섹터가 리드할 섹터인지 여부와 ID필드에 에러가 포함되어있는지 여부를 결정한다. 어느 섹터가 리드되었는가에 상관없이 또는 만약 ID필드에 에러가 포함되어 있다면, 동작은 단계S204로 이동하는 데, 이 단계에서 데이타필드에 있는 데이타는 리드된다.
섹터의 끝이 단계S205에서 검출되어진 후, 포맷제어회로는 에러가 단계S206에서 발생했는지 여부를 결정한다. 에러가 발생했는지와 상관없이, 동작은 단계S207로 이동하는 데, 이 단계에서 섹터증가수는 증가되지 않는다. 다음으로, 코우스트모드는 단계S208에서 선택되지 않는다. 이런 다음, 상기 회로는 n번째 섹터펄스가 단계S209에서 검출되었는지 여부를 결정한다. 만약 n번째 섹터펄스가 검출되지 않았다면, 동작은 단계S200으로 돌아간다. 만약 n번째 섹터펄스가 검출 되었다면, 동작은 단계S300으로 이동한다. 단계S300에서 단계S314까지는 제9도에 대하여 위에 기재된 바와 같다. 도시되어 있지 않을 지라도, 제9도, 제11A도, 제11B도에 나타난 포맷제어회로의동작은 인터럽트신호가 검출되었는지 여부를 결정하기 위하여 매 단계이후에 체크된다.
여기에 기재된 본 발명의 실시예에 대한 또 다른 다양한 형태가 본 발명을 실시하는 데 적용될 수 있다고 이해되어진다. 다음의 청구범위는 본 발명의 범위를 정의하고, 청구의 범위에 속하는 모든 방법과 장치는 본 발명내에 포함되어야한다.

Claims (18)

  1. 서보블록들사이에 기록된 복수의 데이타바이트중에서 언제 데이타의 마지막바이트가 리드되었는 지를 나타내는 구분회로(demarcation circuit)에 있어서,
    하나의 서보 블록의 시작후 외부에서 발생되는 복수의 클럭신호를 카운트하고 클럭신호의 제1지정수가 카운트된 후 타임아우트신호를 발생시키는 프레임카운터;
    클럭신호의 제2지정수가 카운트될 때마다 바이트신호를 발생시키는 바이트카운터;
    바이트신호의 지정수가 카운트될 때마다 멀티바이트신호를 발생시키는 멀티바이트카운터로서, 상기 서보블록들사이에 기록된 복수의 데이타바이트는 바이트신호의 지정수의 배수가 되는 멀티바이트카운터; 및
    상기 타임아우트신호가 발생된 후 상기 멀티바이트신호가 부여될 때 인터럽트신호를 발생하는 제어회로를 포함하고,
    상기 타임아우트신호가 발생하는 시간과 상기 데이타의 마지막바이트가 리드되는 시간사이의 시간 차이로부터 발생되는 타이밍에러는, 상기 클럭신호의 제1의지정수를 적절히 선택하고, 바이트의 지정수를 리드하는데에 소요되는 시간이 상기 타이밍에러보다 더 크도록 바이트의 지정수를 선택함으로써 정정되는 것을 특징으로 하는 구분회로.
  2. 제1항에 있어서, 상기 클럭신호가 기준 클럭신호와 복구된 클럭신호를 포함하는 것을 특징으로 하는 구분회로.
  3. 제2항에 있어서, 상기 프레임카운터는, 로드신호에 응답하여 클럭카운트레지스터로 상기 클럭신호의 제1의지정수를 로딩하고, 각각의 클럭신호에 응답하여 상기 클럭신호의 제1의지정수를 감소함으로써 상기 클럭신호를 카운트하는 것을 특징으로 하는 구분회로.
  4. 제3항에 있어서, 상기 멀티바이트카운터는, 선택신호에 응답하여 바이트신호의 지정수를 세팅하고, 상기 로드신호 또는 리세트신호에 응답하여 멀티바이트카운트수를 리세팅하며, 각 바이트신호에 응답하여 상기 멀티바이트카운트수를 증가시키고, 상기 멀티바이트카운트수가 상기 바이트신호의 지정수와 동일할 때 상기 멀티바이트신호를 발생시키며, 상기 멀티바이트신호가 발생될 때마다 상기 멀티바이트카운트수를 리세팅함으로써 바이트신호를 카운트하는 것을 특징으로 하는 구분회로.
  5. 제4항에 있어서, 서보블록의 리딩에지를 나타내는 외부에서 발생되는 서보신호가 발생된 후 상기 클럭신호가 부여될 때 상기 로드신호를 발생시키는 동기회로를 더 포함하고, 상기 동기회로는 상기 로드신호에서 준안정상태(metastability)를 제거하는 것을 특징으로 하는 구분회로.
  6. 서보블록들 사이에 기록된 복수의 데이타바이트중에서 언제 마지막 데이타바이트가 리드되었는 지를 나타내는 구분회로(demarcation circuit)에 있어서,
    외부에서 발생되는 클럭신호가 수신될 때마다 그리고 외부에서발생되는 스위치신호가 수신될 때마다 감소신호를 발생하는 카운트논리회로;
    서보 블록의 시작후 상기 감소신호를 카운트하고, 감소신호의 지정수가 카운트된 후에 타임아웃신호를 발생하는 프레임카운터;
    클럭신호의 지정수가 카운트될 때마다 바이트신호를 발생하는 바이트카운터;
    바이트신호의 지정수가 카운트될 때마다 멀티바이트신호를 발생시키는 멀티바이트카운터로서, 상기 서보 블록들 사이에 기록된 복수의 바이트는 상기 바이트신호의 지정수의 배수가 되는 멀티바이트카운터; 및
    상기 타임 아우트신호가 발생된 후 상기 멀티바이트신호가 부여될 때 인터럽트신호를 발생하는 제어회로를 포함하고,
    상기 타임아웃신호가 발생하는 시간과 상기 데이타의 마지막바이트가 리드되는 시간사이의 시간 차이로부터 발생되는 타이밍에러는, 상기 클럭신호의 제1의지정수를 적절히 선택하고, 바이트의 지정수를 리드하는 데에 소요되는 시간이 상기 타이밍에러보다 더 크도록 바이트의 지정수를 선택함으로써 정정되는 것을 특징으로 하는 구분회로.
  7. 제6항에 있어서, 상기 클럭신호가 기준클럭신호와 복구된클럭신호를 포함하는 것을 특징으로 하는 구분회로.
  8. 제7항에 있어서, 상기 프레임카운터가 로드신호에 응답하여 클럭카운트레지스터내로 상기 클럭신호의 제1지정수를 로딩하고, 각각의 클럭신호에 응답하여 상기 클럭신호의 제1의지정수를 감소함으로써 상기 클럭신호를 카운트하는 것을 특징으로 하는 구분회로.
  9. 제8항에 있어서, 상기 멀티바이트카운터는, 선택신호에 응답하여 상기 바이트신호의 지정수를 세팅하고, 상기 로드신호 또는 리세트신호에 응답하여 멀티바이트카운트수를 리세팅하며, 각 바이트신호에 응답하여 상기 멀티바이트카운트수를 증가시키고, 상기 멀티바이트카운트수가 상기 바이트신호의 지정수와 동일할 때 상기 멀티바이트신호를 발생시키며, 상기 멀티바이트신호가 발생될 때마다 상기 멀티바이트카운트수를 리세팅함으로써 상기 바이트신호를 카운트하는 것을 특징으로 하는 구분회로.
  10. 제9항에 있어서, 서보블록의 리딩에지를 나타내는 외부에서 발생되는 서보신호가 발생된 후 상기 클럭신호가 부여될 때 상기 로드신호를 발생시키는 동기회로를 더 포함하고, 상기 동기회로는 상기 로드신호에서 준안정상태(metastability)를 제거하는 것을 특징으로 하는 구분회로.
  11. 서보블록들사이에 기록된 복수의 데이타바이트중에서 언제 마지막 데이타바이트가 리드되었는 지를 나타내는 구분회로(demarcation circuit)에 있어서,
    외부에서 발생되는 서보신호가 발생한 후에 외부에서 발생되는 클럭신호가 부여될 때마다 서보블록의 시작을 나타내는 동기신호를 발생하는 동기회로;
    외부에서 발생되는 스위치신호와 상기 클럭신호를 수신하고, 상기 클럭신호가 수신될 때마다 그리고 상기 스위치신호가 수신될 때마다 감소신호를 발생하는 클럭논리회로;
    학습(learning)신호와 저장신호 모두가 제1의 논리상태로 세트될 때 각 동기신호에 응답하여 로드신호를 발생하고, 외부에서 발생되는 제어신호의 논리상태가 제1의 논리상태로 세트된 후 발생하는 제1의 동기신호에 응답하여 제2의 논리상태를 갖는 학습신호를 발생하며, 상기 학습신호의 논리상태를 상기 제1의 논리상태로 바꾸고, 그리고 상기 제어신호의 논리상태가 상기 제1의 논리상태로 세트된 후 발생하는 제2의 동기신호에 응답하여 제2의 논리상태를 갖는 저장신호를 발생하는 학습회로;
    상기 로드신호에 응답하여 클럭카운트수를 로드하고, 각 감소신호에 응답하여 상기 클럭카운트수를 감소하며, 감소신호의 지정수가 카운트된후 타임아웃신호를 발생하고, 상기 학습신호의 논리상태가 상기 제2의 논리상태로 세트될 때 상기 클럭카운트수를 리세트하며, 상기 학습신호의 논리상태가 상기 제2의 논리상태로 세트될 때 각 감소신호에 응답하여 상기 클럭카운트수를 증가하고, 상기 저장신호의 논리상태가 상기 제2의 논리상태로 세트될 때 상기 증가된 클럭카운트수를 저장하는 프레임카운터;
    클럭신호의 지정수가 카운트될 때마다 바이트신호를 발생하는 바이트카운터;
    바이트신호의 지정수가 카운트될 때마다 멀티바이트신호를 발생하는 멀티바이트카운터; 및
    상기 타임아웃신호가 발생한 후 상기 멀티바이트신호가 부여될 때 인터럽트신호를 발생하는 제어회로를 포함하고,
    상기 타임아웃신호가 발생되는 시간과 상기 데이타의 마지막바이트가 리드되는 시간사이의 시간 차이로부터 발생되는 타이밍에러는, 상기 클럭신호의 제1의지정수를 적절히 선택하고, 바이트의 지정수를 리드하는 데에 소요되는 시간이 상기 타이밍에러보다 더 크도록 바이트의 지정수를 선택함으로써 정정되는 것을 특징으로 하는 구분회로.
  12. 서보블록들사이에 기록된 복수의 데이타바이트중에서 언제 마지막 데이타바이트가 리드되었는 지를 나타내는 방법에 있어서,
    하나의 서보 블록의 시작후 외부에서 발생되는 복수의 클럭신호를 카운트하는 단계;
    클럭신호의 제1지정수가 카운트된 후 타임아웃신호를 발생하는 단계;
    클럭신호의 제2지정수가 카운트될 때마다 바이트신호를 발생하는 단계;
    바이트신호의 지정수가 카운트될 때마다 멀티바이트신호를 발생하는 단계로서, 상기 서보블록들사이에 기록된 복수의 데이타바이트는 바이트신호의 지정수의배수가 되는 단계;
    상기 타임아웃신호가 발생한 후 상기 멀티바이트신호가 부여될 때 인터럽트신호를 발생하는 단계를 포함하고,
    상기 타임아웃신호가 발생되는 시간과 상기 데이타의 마지막바이트가 리드되는 시간상이의 시간 차이로부터 발생되는 타이밍에러는, 상기 클럭신호의 제1의지정수를 적절히 선택하고, 바이트의 지정수를 리드하는 데에 소요되는 시간이 상기 타이밍에러보다 더 크도록 바이트의 지정수를 선택함으로써 정정되는 것을 특징으로 하는 방법.
  13. 서보블록들사이에 기록된 복수의 데이타바이트중에서 언제 마지막 데이타바이트가 리드되었는 지를 나타내는 방법에 있어서,
    외부에서 발생되는 클럭신호가 수신될 때마다 그리고 외부에서 발생되는 스위치신호가 수신될 때마다 감소신호를 발생하는 단계;
    서보블럭의 시작 후 상기 감소신호를 카운트하는 단계;
    감소신호의 지정수가 카운트된 후 타임아웃신호를 발생하는 단계;
    클럭신호의 지정수가 카운트될 때마다 바이트신호를 발생하는 단계;
    바이트신호의 지정수가 카운트될 때마다 멀티바이트신호를 발생하는 단계로서, 상기 서보블록들사이에 기록된 복수의 데이타바이트는 바이트신호의 지정수의 배수가 되는 단계;
    상기 타임아웃신호가 발생한 후 상기 멀티바이트신호가 부여될 때 인터럽트신호를 발생하는 단계를 포함하고,
    상기 타임아웃신호가 발생하는 시간과 상기 데이타의 마지막바이트가 리드되는 시간사이의 시간 차이로부터 발생되는 타이밍에러는, 상기 클럭신호의 제1의지정수를 적절히 선택하고, 바이트의 지정수를 리드하는 데에 소요되는 시간이 상기 타이밍에러보다 더 크도록 바이트의 지정수를 선택함으로써 정정되는 것을 특징으로 하는 방법.
  14. 서보블록들사이에 기록된 복수의 데이타바이트중에서 언제 마지막 데이타바이트가 리드되었는 지를 나타내는 방법에 있어서,
    외부에서 발생되는 서보신호가 발생한 후에 외부에서 발생되는 클럭신호가 부여될 때마다 서보블록의 시작을 나타내는 동기신호를 발생하는 단계;
    상기 클럭신호가 수신될 때마다 그리고 외부에서 발생되는 스위치신호가 수신될 때마다 감소신호를 발생하는 단계;
    학습(learning)신호와 저장신호 모두가 제1의 논리상태로 세트될 때 각 동기신호에 응답하여 로드신호를 발생하는 단계;
    외부에서 발생되는 제어신호의 논리상태가 제1의 논리상태로 세트된 후 발생하는 제1의 동기신호에 응답하여 제2의 논리상태를 갖는 학습신호를 발생하는 단계;
    상기 학습신호의 논리상태를 상기 제1의 논리상태로 바꾸고, 그리고 상기 제어신호의 논리상태가 상기 제1의 논리상태로 세트된 후 발생하는 제2의 동기신호에응답하여 제2의 논리상태를 갖는 저장신호를 발생하는 단계;
    상기 로드신호에 응답하여 클럭카운트수를 로드하는 단계;
    각 감소신호에 응답하여 상기 클럭카운트수를 감소하는 단계;
    감소신호의 지정수가 카운트된 후 타임아웃신호를 발생하는 단계;
    상기 학습신호의 논리상태가 상기 제2의 논리상태로 세트될 때 상기 클럭카운트수를 리세트하는 단계;
    상기 학습신호의 논리상태가 상기 제2의 논리상태로 세트될 때 각 감소신호에 응답하여 상기 클럭카운트수를 증가하는 단계;
    상기 저장신호의 논리상태가 상기 제2의 논리상태로 세트될 때 상기 증가된 클럭카운트수를 저장하는 단계;
    클럭신호의 지정수가 카운트될 때마다 바이트신호를 발생하는 단계;
    바이트신호의 지정수가 카운트될 때마다 멀티바이트신호를 발생하는 단계; 및
    상기 타임아웃신호 및 상기 멀티바이트신호 모두가 동시에 존재하는 경우 인터럽트신호를 발생하는 단계를 포함하며,
    상기 타임아웃신호가 발생되는 시간과 상기 데이타의 마지막바이트가 리드되는 시간사이의 시간 차이로부터 발생되는 타이밍에러는, 상기 클럭신호의 제1의 지정수를 적절히 선택하고, 바이트의 지정수를 리드하는 데에 소요되는 시간이 상기 타이밍에러보다 더 크도록 바이트의 지정수를 선택함으로써 정정되는 것을 특징으로 하는 방법.
  15. 각 섹터가 ID(identification)필드와 데이타필드를 갖고 있는, 기록디스크상에 형성된 복수의 섹터에 저장된 데이타를 리드하는 데이타복원장치에 있어서,
    복수의 클럭신호를 발생하고, 스위치신호가 부여될 때 상기 기록디스크로 부터 리드된 입력포맷된데이타스트림을 패스함으로써 출력포맷된 데이타 스트림을 발생시키는 클럭복원회로로서, 상기 복수의 클럭신호는 상기 스위치신호가 부여될 때 복원된 클럭신호를 나타내고 상기 스위치신호가 부여되지 않을 때 기준클럭신호를 나타내는 클럭복원회로;
    섹터펄스신호가 검출될 때 상기 스위치신호를 부여하고, 상기 포맷된 데이타스트림을 검출하며, 상기 ID필드내에 저장된 데이타를 리드하여 현재의 섹터수를 결정하고, 상기 데이타필드의 시작에서 상기 스위치신호를 부여하여 상기 현재의 섹터수가 검색섹터수와 동일하는지의 여부와 상관없이 데이타필드내에 저장된 데이타를 리드하며, 상기 현재의 섹터수가 상기 검색섹터수와 동일하지 않을 때 데이타필드내에 저장된 데이타를 무시하고, 상기 현재의 섹터수가 상기 검색섹터수와 동일할 때 데이타필드내에 저장된 데이타에 응답하여 포맷되지않은 데이타스트림을 발생하며, 그리고 인터럽트신호가 부여될 때 지정된시간동안 상기 스위치신호를 부여하지 않는 포맷제어회로;
    서보신호가 검출될 때마다 상기 복수의 클럭신호를 카운트하고, 클럭신호의 지정수가 검출된 후 상기 인터럽트신호를 발생하는 구분(demarcatioon)회로를 포함하는 것을 특징으로 하는 데이타복원장치.
  16. 제15항에 있어서, 상기 구분회로는,
    상기 클럭신호중 하나가 수신될 때마다 그리고 상기 스위치신호가 수신될 때마다 감소신호를 발생하는 카운트논리회로;
    서보클럭의 시작 후 상기 감소신호를 카운트하고, 감소신호의 지정수가 카운트된 후 타임아웃신호를 발생하는 프레임카운터;
    클럭신호의 지정수가 카운트될 때마다 바이트신호를 발생하는 바이트카운터;
    바이트신호의 지정수가 카운트될 때마다 멀티바이트신호를 발생하는 멀티바이트카운터로서, 서보블록들사이에 기록된 복수의 데이타바이트는 바이트신호의 지정수의 배수가 되는 멀티바이트카운터; 및
    상기 타임아웃신호가 발생한 후 상기 멀티바이트신호가 부여될 때 상기 인터럽트신호를 발생하는 제어회로를 포함하는 것을 특징으로 하는 데이타복원회로.
  17. 각 섹터가 ID(identification)필드와 데이타필드를 갖고 있는, 기록디스크상에 형성된 복수의 섹터에 저장된 데이타를 리드하는 방법에 있어서,
    섹터펄스를 검출하는 단계;
    상기 섹터펄스가 검출될 때 상기 ID필드에 저장된 데이타를 리드하는 단계;
    상기 ID필드로 부터 현재의 섹터수를 결정하는 단계;
    상기 현재의 섹터수가 검색섹터수와 동일하는지의 여부를 결정하는 단계;
    상기 현재의 섹터수가 상기 검색섹터수와 동일하지 않을 때 또는 상기 ID필드가 에러상태에 있을 때 데이타전달 및 에러검사를 디스에이블하는 단계;
    상기 현재의 섹터수가 상기 검색섹터수와 동일할 때 데이타전달 및 에러검사를 인에이블하는 단계;
    상기 데이타필드에 저장된 데이타를 리드하는 단계;
    상기 섹터의 끝을 결정하는 단계;
    상기 데이타전달 및 에러검사가 인에이블되었는지의 여부를 결정하는 단계;
    상기 데이타전달 및 에러검사가 인에이블되었을 때 마지막섹터가 리드되었는지의 여부를 결정하는 단계; 및
    상기 마지막섹터가 리드되지않았을 때 상기 검색섹터수를 증가하는 단계를 포함하는 것을 특징으로하는 방법.
  18. 제17항에 있어서,
    데이타전달 및 에러검사를 디스에이블하는 단계;
    섹터펄스를 검출하는 단계;
    상기 섹터펄스가 검출되었을 때 상기 ID필드내에 저장된 데이타를 리드하는 단계;
    상기 ID필드내에 저장된 데이타가 리드된 후 상기 데이타필드내에 저장된 데이타를 리드하는 단계;
    상기 섹터의 끝을 결정하는 단계;
    상기 섹터의 끝이 결정될 때 데이타전달 및 에러검사를 인에이블하는 단계;및
    n번째 펄스가 검출되었는지의 여부를 결정하는 단계를 더 포함하는 것을 특징으로 하는 방법.
KR1019950703553A 1993-12-23 1994-12-15 엠베디드-서보,구역-데이타기록디스크드라이브장치에 있어서 스플릿포맷의신뢰할수 있는 시간영역구분회로및그방법 KR100329400B1 (ko)

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US08/173794 1993-12-23
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