KR101012476B1 - 데이터기록/재생장치 및 데이터 기록/재생방법 - Google Patents

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Abstract

재작동의 회피에 의한 전송속도의 저하없이 광범위의 랜덤 및 버스트에러의 정정에 의한 안정한 방식에서 데이터를 재생하기 위한 것이다. 섹터에서 생성된 에러를 정정하기 위한 종래의 C1 에러정정에 더하여 인터섹터 에러를 정정하기 위한 C2 에러정정이 실행된다. C1 및 C2코드를 포함하는 에러정정단위(또는 ECC블록)의 구성은 트랙으로 완전하게 형성된다. 다시 말해서, 하나의 트랙은 도 6 및 8에 나타난 것과 같은 ECC 블록 단위의 기초로서 사용된다. 상기 방법에서, 두 개의 ECC 블록단위는 각 트랙에 존재하지 않는다.

Description

데이터기록/재생장치 및 데이터 기록/재생방법{Data recording/reproduction device and data recording/reproduction method}
본 발명은 랜덤-억세서블 기록매체를 위한 데이터 기록/재생장치, 장치에 의해 채택된 데이터 기록/재생방법과 방법을 실행하는 컴퓨터 프로그램에 관한 것이다. 특히, 본 발명은 하드디스크와 같은 매체의 경우와 같이 자기헤드를 스캔하는 것으로부터 데이터가 판독되고 기입되는 디스크형 기록매체로 사용되는 자기디스크를 위한 데이터기록/재생장치와 장치에 의해 채택되는 데이터기록/재생방법과 그 방법을 실행하는 컴퓨터 프로그램에 관한 것이다.
더욱 상세하게는, 본 발명은 소정의 데이터기억장소에 억세스 하는 시간의 단축을 시도하면서, 안정한 방식으로 데이터가 기록매체로부터 재생되도록 하는 데이터 기록/재생장치와, 장치에 의해 채택되는 데이터기록/재생방법과 그 방법을 실행하는 컴퓨터프로그램에 관한 것이다. 특히, 본 발명은 회전대기상태의 발생과 기록매체로부터 데이터를 프리-패치하는 불필요한 처리에서 탐색동작에 의해 일어나는 지연시간의 발생 없이 안정한 방식으로 데이터가 기록매체로부터 재생되도록 하는 데이터 기록/재생장치와 장치에 의해 채택되는 데이터기록/재생방법과 그 방법을 실행하는 컴퓨터 프로그램에 관한 것이다.
정보처리와 정보통신과 같은 정보기술의 발전으로, 과거에 생성되고 편집된 정보를 재이용할 필요가 생기게 되었다. 상기 이유로, 정보기억기술은 더욱 중요하게 되었다. 지금까지, 각종 매체를 사용하는 정보기록장치는 개발되고 있으며 대중화되고 있다. 정보기록장치에서 사용되는 매체는 자기테이프와 자기디스크를 포함한다.
자기디스크의 예는 자기기록방법을 채택하는 보조기억장치로 사용되는 HDD(하드디스크 드라이브)에 삽입되는 디스크이다. 구동부는 자기매체 몇 부분(pieces)을 수용하여 각각이 기록매체 역할을 한다. 나선형 모터(spindle motor)는 높은 속도에서 기록매체의 부분을 회전시킨다. 자기매체의 각 조각은 니켈이나 인과 같은 물질로 도금된 자기물질로 코팅된다. 자기헤드는 매체의 표면에 데이터에 상응하는 자기화를 발생시킴으로써 데이터를 매체에 기입하거나 매체로부터 데이터를 판독하기 위하여 방사방향으로 회전하는 매체의 표면을 스캔한다.
하드디스크는 이미 일반적이고 광범위하게 대중화되었다. 예를 들어, 하드디스크는 각종 소프트웨어가 설치되고 생성되고 편집된 파일이 기억되는 표준외부기억장치로써 퍼스널컴퓨터에 삽입된다. 하드디스크에 설치된 소프트웨어는 컴퓨터와 응용프로그램을 시작하기 위한 관리시스템(OS)을 포함한다. 보통, 하드디스크를 사용하는 하드디스크 드라이버는 IDE(Integrated Drive Electronics)나 SCSI(Small Computer System Interface)와 같은 표준인터페이스를 통하여 퍼스널컴퓨터의 주장치(main unit)에 접속된다. 파일시스템은 하드디스크의 기억영역을 관리한다. 파일시스템은 관리시스템의 보조시스템이다. 파일시스템은 FAT(File Allocation Table)를 포함한다.
최근에, 하드디스크의 기억용량을 증가시키려는 노력이 진행중이다. 하드디스크의 기억용량을 증가시키려는 노력과 함께, 하드디스크의 응용분야가 방송국으로부터 송신된 AV(시청각)콘텐츠를 기억하기 위한 하드디스크 기록기와 같은 장치를 포함하도록 넓어지고, 콘텐츠를 기억하기 위한 기억부로서 하드디스크의 사용과 컴퓨터의 보조기억장치로서 그것의 종래 사용이 시작되고 있다.
예로서 컴퓨터의 보조기억장치로서의 하드디스크를 사용하는 경우에 의해, 다음 설명은 하드디스크를 물리적으로 포맷하는 방법과 데이터를 하드디스크에 기입하는 작동을 고려한다.
데이터를 하드디스크에 기록하기 위한 파티션으로서, 다수의 원형트랙이 하드디스크에 형성된다. 증가하는 시퀀스번호 0,1 등은 최외주에서 시작하여 최내주 트랙을 향하는 방향으로 트랙번호가 할당된다. 하드디스크의 표면에 생성된 트랙의 수가 많아질수록, 기록매체로서 하드디스크의 기억용량이 증가한다.
또한, 각각의 트랙은 기록단위로서 사용되는 각 섹터로 분할된다. 하드디스크의 데이터를 판독하고 기입하는 통상의 작동은 섹터단위로 실행된다. 섹터의 크기는 매체에서 매체로 변경된다. 그러나, 하드디스크의 섹터크기는 고정값 512바이트로 설정된다. 또한, 매체의 유용성의 효율을 고려하여, 모든 트랙의 기록밀도가 균일하게 되도록 하기 위하여, 각 트랙은 섹터번호로 분할되는데, 하드디스크의 중심으로부터 트랙 위치가 멀어질수록, 트랙에 포함된 트랙번호가 커진다. 트랙에서 하드디스크에 생성되는 원주의 반지름이 커질수록, 원주가 길어지고, 따라서 트랙이 길어지기 때문이다. 상기 방법으로 섹터를 가지는 각 트랙을 제공하는 기술을 '지역 비트 기록(Zone Bit Recording)'방법이라고 한다.
또한, 매체 몇 부분이 직선을 따라 정렬된 그 중심과 함께 서로 중첩되는 구성을 가지는 HDD인 경우에, 동일 트랙번호를 가지는 트랙으로서 매체의 부분 중 하나에 생성되는 각 트랙은 실린더의 벽을 형성하는 트랙으로서 고려될 수 있다. 사실상, 그러한 트랙은 실린더로 참조된다. 실린더를 형성하는 트랙에 할당된 동일 트랙번호는 실린더에 할당된 실린더번호로 사용된다. 트랙번호와 같이, 실린더번호는 시퀀스번호 0,1 등을 증가시키고, 이것은 HDD의 최외주의 실린더에서 시작하여 최내주의 실린더를 향하는 방향으로 실린더에 할당된다. 매체의 2개의 인접한 부분 사이의 갭에 삽입되는 복수의 각 헤드는 싱글 어셈블리로서 한 실린더에서 다른 실린더로 항상 이동한다.
CHS모드는 어드레싱의 한 종류로 주어질 수 있으며, 이것은 목표섹터를 지정하는 방법이다. CHS모드는 C(Cylinder:실린더), H(Head:헤드), S(Sector:섹터)시퀀스에 배열되는 파라미터를 포함하는 포맷에서 목표섹터위치의 PBA와 같이 기록매체의 디스크와 같은 부분에 위치의 PBA(Physical Block Address: 물리적 블록 어드레스)를 지정함으로써 소정의 데이터에 억세스하는 방법이다.
반면에, CHS방법에서, HDD의 호스트의 역할을 하는 컴퓨터의 주장치(main unit)에 지정될 수 있는 CHS 파라미터에 제한이 있고, 제한은 어드레싱이 하드디스크의 기억용량을 증가시키는 것을 유지하도록 하지 않는다. 상기 문제를 해결하기 위하여, LBA(Logical Block Address: 논리블록어드레스)모드가 채택된다. LBA는 각각 0부터 시작하는 실린더번호, 헤드번호와 섹터번호를 포함하는 논리시퀀스번호로서 표현된다.
종래의 HDD에서, 매체로 억세스함으로써 기록매체로부터 데이터를 판독하기 위하여, 먼저, 자기헤드는 탐색작동동안에 매체를 통하여 데이터를 포함하는 목표섹터를 가지는 트랙으로 이동된다. 그리고 나서, 자기헤드는 자기헤드 아래의 위치에 도착하도록 하기 위하여 회전하는 기록매체위에 소정의 섹터를 기다린다. 자기헤드 아래의 위치에 도착하도록 하기 위하여 회전하는 기록매체위에 소정의 섹터를 기다리는 상기 상태를 회전대기라고 한다.
일반적으로, 디스크의 기억용량은 트랙밀도 증가와 같이 증가될 수 있고 트랙밀도는 트랙감소의 폭과 같이 커질 수 있다. 따라서, 고도의 정밀도를 가지는 트랙으로부터 데이터를 기입하고 판독하기 위하여, 자기헤드의 위치의 높은 정확성이 요구된다. 상기 요구를 대면하기 위하여, 자기헤드의 위치에 항상 인접하는 서보기술이 목표섹터를 포함하는 트랙의 중심으로 채택된다. 서보기술은 고정된 인터발(interval)에서 각 트랙에 기록된 신호에 기초한다. 상기 신호를 서보패턴이라고 한다. 자기헤드의 사용을 통하여 트랙으로부터 상기 서보패턴을 판독함으로써, 자기헤드가 트랙의 중심에 위치하는지 아닌지를 체크할 수 있다. 서보패턴은 HDD가 제조공정으로 만들어질 때 이미 고도의 정밀성을 가지고 각 트랙에 삽입된다. 서보영역은 실린더번호, 헤드번호와 서보번호와 같은 정보와 자기헤드를 위치시키는 신호를 기록하는데 사용된다.
종래의 많은 HDD는 HDD를 컴퓨터로 접속하도록 의도된 IDE 또는 SCSI와 같은 인터페이스를 채택한다. 기본작동에서, 컴퓨터의 주장치는 인터페이스에 의해 규정된 명령셋을 이용함으로서 디스크구동을 제어한다. 일반적으로, 명령은 억세스되는 섹터의 헤드섹터와 인용된 섹터의 수를 표시하는 LBA를 지정한다.
이러한 명령을 받고, HDD는 지정된 헤드섹터에 억세스하고, 그리고 나서, 억세스될 섹터를 예상함으로써 프리패치(pre-fetch) 시퀀스를 생성하는 동안에 다음의 각 섹터로 억세스한다.
프리패치 시퀀스의 생성에서, 데이터열은 연속하는 어드레스를 가지는 섹터에 저장되는 것으로 가정한다. 보통, 순차적인 어드레스를 가지는 섹터는 연속하는 헤드번호를 가지는 자기헤드에 의해 억세스될 위치에 존재하거나 트랙번호를 가지는 트랙에 존재한다.
대용량의 데이터가 기록매체에 기억된다면, 프리패치 작동은 기록매체로부터 데이터를 판독하기에 효과적인 작동이다.
그러나, 기록영역은 더욱 조각나고 따라서 큰 데이터파일은 데이터가 영역에 분산된 상태에서 서로 물리적으로 분리된 복수의 작은 영역에 기억되어야만 한다. 상기 경우에서, 프리패치작동을 실행하는 것은 소정의 것과 다른 데이터를 우연하게 판독할 것이다. 즉, 프리패치작동은 효과적으로 작동하지 않을 것이다. 이러한 현상은 HDD가 기록매체로부터 데이터를 판독하는 작동을 요구하는 컴퓨터 주장치와 같은 호스트로서 분배하는 파일의 구조를 파악하지 않는 사실에 기인하여 발생할 수 있다.
또한, 호스트에 의한 새로운 억세스요구의 목표섹터는 예상된 섹터의 시퀀스로부터 분리될 것이다. 상기 경우에, 디스크구동은 요구에 지정된 데이터를 포함하는 목표섹터를 포함하는 트랙을 찾는 탐색작동을 실행해야만 한다. 트랙동작으로서, 즉, 목표섹터를 포함하는 트랙을 찾는 탐색작동이 종료되고, 헤드는 억세스하게 되는 섹터를 기다리는 상태로 들어간다. 상기 방법에서, 트랙작동(tracking operation)을 종료하고 억세스하게 되는 섹터를 기다리는데 시간이 걸린다.
데이터버퍼의 기억용량에 의해 허가되는 만큼의 데이터가 유지될 수 있다. 새로운 억세스의 목표섹터가 예상된 섹터의 시퀀스로부터 분리되는 경우가 순차적이거나 산발적으로 일어난다면, 사용되지 않은 데이터 버퍼에서 이미 기억된 데이터 부분이 최근 버퍼에서 기억된 하나로부터 시작하여 순차적으로 버려져야만 한다. 또한, 프리패치작동이 실행되는 동안 탐색작동은 활성화될 수 없다.
상기 설명에서 명백한 바와 같이, 불필요한(wasteful) 프리패치작동에 의한 탐색시간, 회전대기시간과 탐색작동 지연시간은 각각 시간손실일 수 있으며 이것은 불필요한 프리패치작동에서 디스크로부터 판독되는 데이터가 데이터손실일 수 있다.
통상의 디스크구동에서, 디스크의 회전속도는 탐색과 회전대기시간을 줄이기 위하여 올라간다. 이것은, 컴퓨터와 같은 호스트에 의해 다루어지는 데이터의 구조와 양에서 규칙이 없다는 사실에 기인하여 새로운 억세스방법을 채택함으로서 향상시키기는 것이 어렵기 때문이다.
또한, HDD와 같은 종래의 외부기억시스템 대부분은 512바이트를 보통 구성하는 각 섹터부의 에러를 정정한다. 따라서, 각각의 섹터에서 발생하는 랜덤에러는 정정될 수 있다. 그러나 정정 가능 범위를 넘는 에러나 버스트 에러를 정정할 수 없다. 이러한 문제를 해결하기 위해, 재작동은 판독 에러의 수를 확인하기 위한 시도로 소정의 제한 내에서 수행된다.
그러나, 재작동은 디스크회전을 기다리도록 요구된 상태 후에 기록매체로부터 데이터를 다시 판독하기 위하여 실행된다. 따라서, 또 기록매체로부터 데이터를 다시 판독하기 위한 작동은 지연시간을 증가시킨다.
예를 들어, AV 콘텐츠를 다루는 시스템은 고속전송속도가 HD(고해상도)재생처리 또는 특별재생처리를 실행하도록 요구되는 상황에 놓일 것이다.
상기 경우에, 돌이킬 수 없는 판독에러가 섹터에서 탐지되더라도 재작동을 실행하기 위한 시간마진이 없을 것이다. 이러한 시간에, 최신기술에서, 재생처리가 이와 같이 정정되지 않은 채로 에러를 가지고 계속된다. 그 결과, 재생된 데이터의 질이 저하한다.
상술한 문제를 해결하려는 본 발명의 목적은 소정의 데이터의 기억위치로 억세스하는데 짧은 시간이 걸리는 훌륭한 데이터기록/재생장치와 상기 장치에 의해 채택되는 훌륭한 데이터기록/재생방법과 상기 방법을 실행하는 컴퓨터프로그램을 제공하는 것이다.
본 발명의 다른 목적은 전송속도를 낮추지 않는 안정된 방식으로 데이터를 재생할 수 있는 훌륭한 데이터기록/재생장치와 그 장치에 의해 채택되는 훌륭한 데이터기록/재생방법과 상기 방법을 실행하는 컴퓨터프로그램을 제공하는 것이다.
본 발명의 또 다른 목적은 넓은 범위의 랜덤 및 돌발에러를 정정하고 재작동의 기피에 의해 전송속도를 낮추지 않고 안정한 방식으로 데이터를 재생시킬 수 있 는 훌륭한 데이터기록/재생장치와 장치에 의해 채택되는 훌륭한 데이터기록재생방법과 상기 방법을 실행하는 컴퓨터프로그램을 제공하는 것이다.
먼저, 억세스시간을 단축시키는 구성이 이미 특허출원인 자격이 있는 일본특허출원번호 2002-42634의 발명 명세서에 설명된 데이터억세스 제어장치에서 실행된다.(상기 발명은 출원시에 공개되지 않았다.) 스캔작동에서 자기디스크를 통해 자기헤드를 움직이는 동안 데이터억세스 제어장치가 기록매체로 사용되는 자기데이터로부터 판독하고 기입되는 작동이 잘 실행될 수 있다. 일본특허출원번호 2002-42634의 발명 명세서는 본 명세서에서 통합되고 상기 인용된 명세서에서 설명된 발명은 본 발명의 일면으로 간주될 수 있다.
상기 인용된 발명 명세서에서 설명된 데이터 억세스 제어장치에 따라, 자기헤드는 온-트랙-섹터(on-tracked sector)로부터 시작하는 한 트랙과 동일한 양의 데이터를 억세스하는데, 다시 말하여, 억세스단위로서 한 트랙을 사용함으로써, 불확정한 프리패치처리가 삭제될 수 있고 탐색작동을 시작하는 타이밍이 고도의 확실성을 가지고 선택될 수 있다. 또한, 트랙의 어떤 섹터가 트랙에 억세스가 시작되는 온-트랙섹터(on-tracked sector)로 사용될 수 있기 때문에, 회전대기시간은 더 이상 요구되지 않는다. 판독 및 기입 작동이 탐색작동 직후 자기헤드의 어떠한 정해지지 않은 위치로부터 시작될 수 있기 때문이다. 그 결과, 탐색작동횟수가 최소로 줄어들 수 있고 억세스시간이 짧아질 수 있다.
또한, 상기 인용된 명세서에서 설명한 데이터 억세스 제어장치가 전형적으로 섹터데이터포맷을 사용한다. 섹터데이터포맷에 따라, 트랙에 데이터를 기입하는 억세스의 시간에, 상대위치정보의 부분이 순차적으로 트랙의 섹터에 할당되고, 트랙에 억세스가 시작되는 것으로부터 섹터와 함께 시작하고, 상대위치정보의 부분(pieces)은 어떤 한 섹터에서 기입된 데이터의 한 부분에서 각각 포함된다. 또한, 데이터 억세스 제어장치는 상대위치정보(relative-position information)를 재기억할 수 있는 ECC 구성의 기록된 데이터포맷을 사용한다. 따라서, 기입조작 요구 오리지네이터(originator)는 기입억세스의 목표섹터로서 디스크에 존재하는 섹터의 어드레스를 알 필요가 없다. 기입작동요구 오리지네이터의 한 예는 HDD에 접속된 컴퓨터와 같이 호스트장치이다. 또한, 트랙으로부터 데이터를 판독하는 억세스시간에, 트랙의 섹터로부터 각각 판독되는 데이터의 부분은 전형적으로 상대위치 어드레스에 따라 버퍼메모리에 기억되고 그 결과 데이터 부분은 억세스가 시작되는 섹터의 위치에 관계없이 원(original)데이터를 얻기 위하여 어셈블될 수 있다. 또한, 작은 사이즈의 데이터를 따르는 상대위치 어드레스를 이용함으로써, 기억영역이 효율적으로 이용될 수 있다.
또한, 본 발명의 제 1측면에 따라서, 최소 억세스단위로 사용되는 각 섹터 중 하나에 기록되고 소정의 양으로 데이터를 분리시킴으로서 섹터에 분배되는 중심이 같은 기록트랙을 각각 포함하는 디스크형 기록매체에 데이터를 기록하는 데이터기록/재생장치가 제공된다. 데이터기록/재생장치는 디스크형 기록매체로부터 데이터를 기록하고 재생하는 기록재생수단과,
디스크형 기록매체의 기록트랙 중 소정의 하나에 기록/재생수단을 전송하는 전송수단과,
소정의 기록트랙에 전송되는 기록/재생수단에 억세스할 수 있는 제 1섹터로서 소정의 기록트랙에 존재하는 트랙 중 하나로부터 억세스를 시작함으로써 하나의 기록트랙과 동일한 양의 데이터를 억세스하는 것의 제어를 실행하는 억세스 제어수단과,
하나의 기록트랙과 동일한 양의 억세스된 데이터의 제 1의 소정데이터량단위에서 발생된 에러를 정정하는 제 1에러정정코드를 발생시키는 제 1에러정정코드 발생수단과,
복수의 제 1의 소정데이터량단위에서 발생된 에러를 정정하는 제 1에러정정코드를 발생시키는 제 2에러정정코드 발생수단을 포함한다. 발생된 제 1에러정정코드와 발생된 제 2에러정정코드를 포함하는 오직 하나의 에러정정코드블럭이 기록트랙의 각각에 생성된다.
또한, 본 발명의 제 1측면을 따르는 데이터기록/재생장치에는 제 1에러정정코드에 기초하는 하나의 기록트랙과 동일한 양의 억세스된 데이터의 제 1의 소정데이터량단위에 발생된 에러를 정정하기 위한 제 1에러정정수단, 제 2에러정정코드에 기초하는 복수의 제 1의 소정데이터량단위에서 발생된 에러를 정정하기 위한 제 2에러정정수단이 설치될 것이다.
본 발명의 제 1측면을 따르는 데이터기록/재생장치에 따라, 제 1에러정정코드의 단위를 사용함으로써, 에러정정범위의 랜덤에러가 정정될 수 있다. 제 2에러정정코드의 단위를 사용함으로써, 반면에, 에러정정범위를 넘어서 랜덤 및 버스트에러는 정정될 수 있다. 따라서, 보다 안정한 시스템이 설치될 수 있다.
데이터기록/재생장치에서, 제 1 또는 제 2에러정정코드 발생수단은 리드-솔로몬 엔코드방법(Reed-Solomon encode method)의 채택에 의해 각각 제 1 또는 제 2에러정정코드를 발생시킬 수 있다.
또한, 제 1 또는 제 2에러정정수단은 트랙의 존재로부터 두개 이상의 에러정정블록을 방지하고 하나 또는 복수의 트랙으로써 에러정정블록을 완전하게 형성하도록 형성될 것이다. 다시 말해서, 하나의 디스크원주 또는 복수의 디스크원주로서 에러정정블록을 완전하게 형성함으로써, 소정데이터를 기억하기 위한 기록위치에 억세스되는 시간이 짧아질 수 있다. 또한, 각 트랙에 두 개 이상의 에러정정코드블록이 존재하지 않기 때문에, 에러정정코드구성이 복수의 트랙단위로 이루어지더라도 회전대기를 초래하지 않는 데이터억세스제어를 실행할 수 있다.
디스크형 기록매체에서, 복수의 트랙은 생성되고 각 트랙은 복수의 섹터로 분리된다.
데이터기록/재생장치의 실행을 제공하는 것도 가능하며 여기서, 디스크형 기록매체에 데이터를 기입하는 시간에, 억세스 제어수단은 순차적으로 상대위치어드레스를 소정의 기록트랙에 섹터를 할당하는데 섹터로서 소정의 기록트랙에 포함된 섹터 중 하나와 함께 시작하는 순서로 할당하며, 기입 억세스가 시작되는 것으로부터, 디스크형 기록매체로부터의 데이터 부분을 판독하는 시간에, 소정의 기록트랙에서의 트랙으로부터 판독된 데이터 부분은 상대위치 어드레스를 기초로 재위치된다.
디스크형 기록매체의 기록영역에 상기 데이터억세스제어의 실행에 의해, 온- 트랙섹터가 자기헤드에 억세스할 수 있는 제 1섹터로서 지정되는 자기헤드 바로 밑의 기록트랙에 온-트랙섹터로부터 시작하는 하나의 트랙과 동일한 양을 가지는 데이터로 이루어진다. 다시 말해서, 억세스단위로서 한 트랙을 가짐으로써, 불확실한 프리패치 처리는 삭제될 수 있고 탐색작동을 시작하는 타이밍은 높은 확실성을 가지고 결정될 수 있다. 또한, 기록트랙으로 억세스가 트랙의 어떠한 섹터로부터 시작될 수 있기 때문에, 트랙으로 데이터를 판독하고 기입하는 작동은 탐색작동의 끝에서 자기헤드에 의해 이르는 섹터로서 트랙에 포함된 어느 섹터로부터 시작될 수 있어서 회전대기가 삭제될 수 있다. 그 결과, 탐색작동의 횟수가 최소로 감소될 수 있고 따라서 억세스 시간이 단축될 수 있다. 따라서, 본 발명의 제 1측면을 따르는 데이터기록/재생장치에 따라, 넓은 범위의 랜덤 및 버스트에러가 정정되어 재작동이 삭제될 수 있다. 그 결과, 데이터는 전송속도를 낮출 필요 없이 안정한 방식으로 재생될 수 있다.
디스크형 기록매체는 각 기록트랙에 포함된 섹터의 수가 디스크형 기록매체의 방사형 방향에서 기록트랙의 위치에 의존하여 변경되는 지역 비트 기록방법(Zone Bit Recording method)을 따른다.
상기 경우에, 제 1 또는 제 2에러정정수단은 지역에서 지역으로 변화하는 에러정정블록구성을 채택한다. 상기와 같이 소정의 디스크 구획문자에서 지역에 의존하는 변경 가능한 에러정정블록을 구성함으로써, 에러정정가능성은 디스크의 모든 원주가 균일해지도록 할 수 있고 효과적인 디스크 포맷이 생성될 수 있다.
또한, 제 1 또는 제 2에러정정수단은 지역변경정보에 따라 하나에서 다른 것 으로 에러정정블록의 구성을 변경시킬 것이다.
또한, 에러정정블록의 구성은 제 2에러정정코드단위의 구성 또는 제 1에러정정코드단위의 구성을 변경함으로써 변경될 수 있다.
더욱이, 제 1에러정정코드단위의 역할을 하는 섹터의 구성은 섹터를 구성하는 바이트수와 섹터의 패리티 카운트를 변경함으로써 변경될 수 있다.
또한, 제 2에러정정코드단위의 구성은 제 2에러정정코드단위를 구성하는 섹터의 수와 단위에 포함된 패리티 섹터의 수를 변경함으로써 변경될 수 있다.
또한, 에러정정코드의 과잉한 소정의 한계를 초과하지 않는 만큼 에러정정블록의 구성은 여분의 에러정정코드를 포함할 것이다.
또한, 에러정정블록은 제 1 또는 제 2에러정정코드단위의 인터리브구조를 채택할 것이다. 에러정정블록의 블록에서 인터리브구조를 채택함으로써, 하드웨어구성을 고려하여 안정한 시스템을 실행할 수 있다.
또한, 제 1 또는 제 2에러정정수단이 제 1 및 제 2에러정정코드단위를 선택하는 데이터기록/재생장치의 실행을 제공하는 것도 가능해지는데, 소정의 명령에 의존하는 오직 제 1에러정정코드단위 또는 오직 제 2에러정정코드단위를 선택하는 것이다.
또한, 제 1 또는 제 2에러정정수단은 제 2에러정정코드단위를 제외하고 오직 제 1에러정정코드단위로 이루어진 에러정정블록을 가질 수 있다.
한 예로서, 트랙사이즈와 비교하여 충분히 큰 사이즈를 가지는 데이터를 고려하고 소정값과 적어도 동일한 전송속도를 필요로 한다. 상기 데이터의 한 예 가 AV 콘텐츠이다. AV 콘텐츠는 제 1 및 제 2에러정정코드단위를 포함하는 에러정정블록에 놓인다. 반면에, 엄격한 방식에서 높은 전송속도를 필요로 하지 않는 다른 데이터는 오직 제 1에러정정코드단위를 포함하는 에러정정블록에 놓인다. 상기 다른 데이터의 예는 헤더정보와 통상의 컴퓨터파일이다. 상술한 바와 같이 기록된 다른 종류의 데이터에 다른 포맷을 적용함으로써, 판독 및 기입작동은 고도의 효율성을 가지고 실행될 수 있다.
또한, 본 발명의 제 2측면에 따라서, 최소 억세스단위로 사용되는 각 섹터 중 하나에 기록되고 소정의 양으로 데이터를 분리시킴으로서 섹터에 분배되는 중심이 같은 기록트랙을 각각 포함하는 디스크형 기록매체에 데이터를 기록하고 디스크형 기록매체로부터 데이터를 재생하는 데이터기록/재생장치가 제공된다. 데이터기록/재생방법은 디스크형 기록매체의 기록트랙 중 소정의 하나에 디스크형 기록매체로부터 데이터를 기록 및 재생하는 기록/재생수단을 전송하고,
소정의 기록트랙에 전송되는 기록/재생수단에 억세스할 수 있는 제 1섹터로서 소정의 기록트랙에 존재하는 섹터 중 하나로부터 억세스를 시작함으로써 하나의 기록트랙과 동일한 양의 데이터를 억세스하는 것의 제어를 실행하고,
디스크형 기록매체에 데이터를 기록하는 작동에서 각 기록트랙의 제 1에러정정코드와 제 2에러정정코드를 포함하는 오직 하나의 에러정정블록을 발생시키는 단계로서, 상기 제 1에러정정코드는 하나의 기록트랙과 동일한 양의 억세스된 데이터의 제 1의 소정데이터량단위에서 발생된 에러를 정정하고, 상기 제 2정정코드는 복수의 제 1의 소정데이터량단위에서 발생된 에러를 정정하는 단계를 포함한다.
또한, 본 발명의 제 3측면에 따라서, 데이터기록/재생장치는 소정의 기록트랙에 전송되는 기록/재생수단에 억세스할 수 있는 제 1섹터로서 소정의 기록트랙에 존재하는 섹터 중 하나로부터 억세스를 시작함으로써 하나의 기록트랙과 동일한 양의 데이터로 억세스하는 것의 제어를 실행하는 억세스 제어수단과,
하나의 기록트랙과 동일한 양의 억세스된 데이터의 제 1의 소정데이터량단위에 발생된 에러를 정정하기 위한 제 1에로정정코드를 발생시키기 위한 제 1에러정정코드 발생수단과,
복수의 제 1의 소정데이터량 단위로 발생된 에러를 정정하기 위한 제 2에러정정코드를 발생시키기 위한 제 2에러정정코드 발생수단을 포함하여 제공된다. 발생된 제 1에러정정코드와 발생된 제 2에러정정코드를 포함하는 오직 하나의 에러정정코드블록이 각 기록트랙을 위해 발생된다.
또한, 본 발명의 제 4측면에 따라서, 최소 억세스단위로 사용되는 각 섹터 중 하나에 기록되고 소정의 양으로 데이터를 분리시킴으로서 섹터에 분배되는 중심이 같은 기록트랙을 각각 포함하는 디스크형 기록매체에 데이터를 기록하고 디스크형 기록매체로부터 데이터를 재생하는 데이터기록/재생장치가 제공된다.
데이터기록/재생장치는 디스크형 기록매체로부터 데이터를 기록하고 재생하는 기록재생수단과,
디스크형 기록매체의 기록트랙 중 소정의 하나에 기록/재생수단을 전송하는 전송수단과,
상기 소정의 기록트랙에 전송된 상기 기록/재생수단에 첫째로 억세스할 수 있는 상기 섹터 중 하나와 시작하는 순서로 상기 소정의 기록트랙에 상기 섹터로 상대위치 어드레스를 순차적으로 할당하고 하나의 기록트랙과 동일한 양의 데이터를 기입하고, 상기 디스크형 기록매체로부터 상기 데이터를 재생할 때에 상기 소정의 기록트랙에 전송되는 상기 기록/재생수단에 첫째로 억세스할 수 있게 되는 상기 섹터 중 하나로부터 개시하는 상기 소정의 기록트랙에 상기 트랙으로부터 하나의 기록트랙과 동일한 양의 데이터를 판독하는 것의 제어를 실행하기 위한 억세스 제어수단과,
상대위치어드레스와 함께 디스크형 기록매체에 데이터를 기입하는 사간에 기록된 데이터를 포함하는 소정의 에러정정코드를 발생시키기 위한 에러정정코드 발생수단을 포함한다.
본 발명의 어느 한 측면에 따라서, 하나의 헤드 또는 복수의 헤드를 이용함으로써 데이터와 서보를 기억하는데 사용되는 각 트랙으로써 다르게 포맷되는 복수의 트랙을 포함하는 기록매체로부터 데이터를 기입하고 판독하는 작동을 실행하는 구동장치에 의해 채택되는 제어방법이 제공된다. 제어방법은 지정된 트랙을 찾는 탐색작동을 시작하는 구동장치를 구동하는 처리, 지정된 트랙으로 헤드의 온-트랙을 수행하는 구동장치를 구동하는 처리, 지정된 트랙에서 시작섹터의 ID를 지정하지 않고 하나의 트랙과 동일한 양의 데이터를 지정된 트랙에 기입하는 구동장치를 구동하는 처리를 포함하는 것에 기초하는 구성을 가질 것이다.
본 발명에 의해 제공되는 특성과 장점과 본 발명의 또 다른 목적은 도면을 참고하는 본 발명의 실시예를 설명하는 다음의 상세한 설명의 검토로부터 명백해질 것이다.
도 1은 본 발명의 실시예에 의해 실행되는 HDD(10)의 전체구조의 모델을 나타내는 도이다.
도 2는 전형적인 지역비트기록방법을 나타내는 방법이다.
도 3은 실시예에 의해 실행되는 HDD(10)가 인터페이스(17)에 의해 HDD(10)에 접속된 호스트(50)로부터 받은 명령에 따라서 데이터를 디스크에 기입할 때 발생되는 전형적인 통신을 나타내는 도이다.
도 4는 실시예에 의해 실행되는 HDD(10)가 인터페이스(17)에 의해 HDD(10)에 접속된 호스트(50)에 의해 받은 명령에 따라서 디스크로부터 데이터를 판독할 때 발생되는 전형적인 통신을 나타내는 도이다.
도 5는 디스크제어기(13)의 내부구조를 상세하게 나타내는 도이다.
도 6은 실시예에 의해 제공되는 ECC블록의 전형적인 구조를 나타내는 도이다.
도 7은 실시예에 의해 제공되는 ECC블록의 다른 전형적인 구조를 나타내는 도이다.
도 8은 도 6과 7에 나타난 ECC블록을 사용하는 자기디스크(21)의 전형적인 디스크 포맷구조의 모델을 나타내는 도이다.
도 9는 실시예에 의해 실행되는 HDD(10)에서 자기디스크(21)의 트랙에 존재하는 각 섹터의 전형적인 포맷의 모델을 나타내는 도이다.
도 10은 다른 전형적인 섹터포맷의 모델을 나타내는 도이다.
도 11은 실시예에 의해 제공되는 ECC블록의 구성으로 인터리브의 전형적인 적용을 나타내는 도이다.
도 12는 실시예에 의해 제공되는 ECC블록의 구성으로 인터리브의 전형적인 적용을 나타내는 다른 도이다.
도 13은 지역에서 지역으로 변경되는 ECC블록의 디스크포맷의 모델을 나타내는 도이다.
도 14는 지역에서 지역으로 변경되는 ECC블록의 다른 실시예를 나타내는 도이다.
도 15는 디스크에 데이터를 기입하는 처리에서, 디스크제어기(13)에서 실행되는 처리작동을 표현하는 플로우차트를 나타낸다.
도 16은 디스크에 데이터를 판독하는 처리에서, 디스크제어기(13)에서 실행되는 처리작동을 표현하는 플로우차트를 나타낸다.
* 도면의 주요부분에 대한 부호설명
10. HDD 11. CPU
14. 버퍼RAM 17. 디스크제어기
25. 프리앰프 31. CPU 인터페이스
32. 호스트제어기 33. 버퍼제어기
34. 서보제어기 35. 디스크포매터
36. ECC 제어기 50. 호스트
본 발명의 실시예는 아래 도를 참고하여 상세하게 설명된다.
도 1은 본 발명의 실시예에 의해 실행되는 HDD(10)의 전체구조의 모델을 나타내는 도이다.
도면에 나타낸 바와 같이, HDD(10)는 CPU(중앙처리장치)(11), ROM(Read Only Memory)/RAM(Random Access Memory)(12), 디스크제어기(13), 버퍼RAM(14), 데이터판독/기입제어부(15)와 서보제어부(16)를 포함한다.
CPU(11)는 HDD(10)에서 실행되는 작동의 일반적인 제어를 실행하기 위하여 ROM/RAM(12)에서 기억된 제어코드를 실행한다.
디스크제어기(13)는 인터페이스(17)에 의해 HDD(10)로 접속된 호스트로부터 명령을 받는다. 호스트 자체는 도면에 나타내지 않는다. CPU(11)는 명령을 처리하고, 디스크제어기(13)는 명령에 따라서 하드웨어 작동을 실행하기 위하여 데이터 판독/기입 제어부(15) 및/또는 서보제어부(16)를 요구한다.
자기디스크(21)에 기입된 데이터처럼 인터페이스(17)를 통해 호스트로부터 받은 데이터와 호스트로 전송되는 자기디스크(21)로부터 판독되는 데이터는 임시 베이시스에의 버퍼RAM(14)에 기억된다.
데이터 판독/기입제어부(15)는 프리앰프(25) 방식으로 자기디스크(21)에 실제적으로 기록되는 데이터패턴을 생성하기 위하여 자기디스크(21)에 기록되는 데이터로 엔코딩/모듈레이션 처리를 실행한다. 반대로, 데이터 판독/기입제어부(15)는 프리앰프(25)를 통하여 자기디스크(21)로부터 받고 판독된 데이터에 디모듈레이 션 처리를 실행한다.
서보제어부(16)는 서로 동기하여 보이스코일모터(VCM)(23)와 나선모터(SPM)(24)를 구동한다. VCM(23)은 자기헤드(22)가 장착된 암(arm)을 움직이는 모터이다. 자기헤드(22)는 자기디스크(21)에 기록 및 재생하는 소자이다. 따라서, VCM(23)은 자기디스크(21)의 목표트랙의 도메인으로 자기헤드(22)를 움직이도록 제어된다. 또한, 자기헤드(22)를 이미 상술한 바와 같이 자기디스크(21)에 설치된 서보패턴에 기초한 소정위치로 이동하는 탐색작동이 실행하도록 제어 또한 실행된다.
데이터를 기록하기 위한 영역으로서 다수의 동일중심 트랙은 자기디스크(21)에 생성된다. 전형적으로, 연속트랙번호(0,1 등)가 자기디스크(21)의 최외주 트랙에서 최내주 방향으로부터 시작하여 트랙에 할당된다. 각 트랙은 섹터로 더 분리된다. 데이터는 섹터단위에서 자기디스크(21)에서 기입 및 판독되고, 이것은 판독 및 기입작동의 최소단위이다.
섹터에서 데이터량은 전형적으로 512바이트로 고정된다. 섹터에 기록된 데이터에 부가하여, 섹터는 실질적으로 헤더와 에러정정코드의 정보와 같이 부가정보를 포함한다.
트랙 당 섹터의 번호는 ZBR(지역 비트 기록)방법에 따라서 원주에서 원주로 변경된다. 상세하게, 트랙이 놓인 원주가 길어질수록, 즉, 트랙위치가 바깥일수록, 트랙의 섹터번호가 커진다. 다시 말해서, 트랙 당 섹터번호는 자기디스크(21)의 모든 원주에 걸쳐서 균일하지 않다. 대신, 자기디스크(21)의 기록면은 방사방향으로 배열된 복수의 지역으로 분리되고, 섹터번호가 모든 지역에서 균일하게 된다.
구동부는 복수의 자기디스크(자기판)가 직선을 따라 정렬된 자기디스크의 중심으로 더미를 형성하도록 쌓이는 구성을 가질 수 있다. 도면에 나타내지 않은 상기 구성에서, 동일 트랙번호를 가지는 트랙으로서 자기디스크의 하나에 생성되는 각 트랙은 실린더의 벽을 형성하는 트랙으로 간주될 수 있고, 이것은 트랙에 할당된 트랙번호로서 동일 실린더번호를 사용함으로써 확인된다.
도 2는 전형적인 ZBR방법을 나타내는 도이다.
도면에 나타난 전형적인 ZBR방법에 따라서, 디스크는 세 지역으로 분리되는데, 즉, 번호(0,1,2)가 지역에 순차적으로 할당된 지역번호인 자기디스크(21)의 최외주로부터 시작되는 순서로 배열되는 지역(0,1,2)이다. 지역 각각은 복수의 트랙을 포함한다.
예를 들어, 지역(0, 1, 2)은 각각 섹터(32, 16, 8)를 포함한다. 나선모터(24)의 회전속도가 일정하기 때문에, 디스크회전 당 억세스된 지역의 번호가 지역에서 지역으로 변화한다. 지역에 의존하는 기록/재생 클락신호의 진동수가 변경됨으로 인해, 그러나, 기록선밀도가 소정범위내에 제한될 수 있고 디스크 당 기록용량이 증가될 수 있다.
실시예에 의해 제공된 HDD(10)에서, 자기헤드(22)가 온-트랙섹터로부터 시작되는 1트랙과 동일한 양의 데이터에 억세스한다. 동일트랙에서 각 트랙으로 고정된 트랙번호를 할당하는 대신에, 섹터의 상대위치에 의한 섹터번호는 섹터로 할 당될 수 있다. 상기 방법에서, 억세스는 트랙의 어떤 섹터로부터 시작될 수 있다. 다시 말해서, 억세스단위로서 트랙을 사용함으로, 프리패치작동과 같은 불확정 요소를 수반하는 처리를 제거할 수 있고 높은 확실성을 가지고 탐색작동을 활성화시키는 타이밍을 결정할 수 있다. 또한, 억세스가 트랙의 어떠한 섹터로부터 시작될 수 있다면, 회전대기가 더 이상 필요 없다. 따라서, 탐색작동횟수가 최소로 감소될 수 있고 억세스시간은 단축될 수 있다.
소정트랙에 데이터를 기입하는 작동에서, 기입억세스가 시작되는 섹터와 관련된 위치의 정보가 트랙의 각 섹터에 할당된다.
소정트랙의 데이터를 판독하는 작동에서, 반면에, 판독억세스가 시작되는 작동이 섹터로부터 시작되고, 데이터는 상대위치 섹터번호에 기초한 버퍼RAM(14)에 기억된다. 따라서, 데이터를 판독하는 작동이 어떤 섹터로부터 시작될 수 있다.
자기디스크(21)의 포맷을 상술한 바와 같은 구성으로 설계함으로써, HDD(10)는 회전대기 없이 기능할 수 있다. 그 결과, 디스크의 소정섹터로 억세스하는 시간을 줄일 수 있다.
도 3은 HDD(10)가 인터페이스(17)에 의해 HDD(10)에 접속된 호스트(50)로부터 받은 명령에 따라서 데이터를 디스크에 기입할 때 발생되는 전형적인 통신을 나타내는 도면이다.
먼저, 호스트(50)는 데이터를 기입하라는 명령을 HDD(10)로 내린다. 명령에 따라서, HDD(10)는 어드레스 영역의 정보를 호스트(50)로 전송한다. 어드레스 영역은 현재 억세스 시퀀스로부터 시작하는 탐색작동의 최소시간을 또한 인식한 다.
HDD(10)의 응답을 받고, 호스트(50)는 HDD(10)으로 응답에서 지정된 어드레스 영역의 사이즈에 대응하는 양의 콘텐츠 데이터를 전송한다. 보통, 어드레스 영역의 사이즈는 바이트, 섹터 등의 용어로 표현된다. 그리고 나서, HDD(10)는 트랙단위의 자기디스크(21)에 콘텐츠데이터를 기입한다.
상술한 바와 같이, 데이터를 트랙으로 억세스하는 시간에서, 상대위치정보의 부분은 트랙의 섹터로 할당되는데, 트랙의 억세스가 시작되는 섹터와 함께 시작된다. 따라서, 호스트(50)는 정확한 기입위치를 특별히 알 필요가 없는데, 여기서 보통 실린더번호, 헤드번호, 섹터번호 등의 용어로 표현되고, 그러므로, 명령에서 정확한 기입위치와 같이 지정할 필요가 특별히 없다.
또한, 호스트(50)에서 정보를 얻은 어드레스영역은 간단해질 수 있다. 어드레스 영역의 간단한 정보의 한 예는 호스트(50)의 명령에 의해 요구된 것으로써 자기디스크(21)에 기입되는 콘텐츠로 할당되는 콘텐츠번호이다. HDD(10)는 미리 전환표를 준비한다. 전환표는 자기디스크(21)의 콘텐츠번호와 물리적 기억위치사이의 관계를 나타낸다. 디스크억세스가 상기 실시예에서 트랙단위에서 생성되기 때문에, 자기디스크(21)의 콘텐츠번호와 물리적 기억위치사이의 관계를 나타내는 전환표는 아래와 같이 전형적으로 나타낸 것일 수 있다.
<표 1>
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전환표는 CHS 방법에 따라서 섹터번호를 포함하지 않는다는 것에 주의한다. 데이터를 트랙에 기입하는 억세스 사이에, 상대위치정보의 부분은 순차적으로 트랙의 섹터에 할당되는데, 트랙으로 기입억세스가 상술한 바와 같이 시작되는 것으로부터 섹터와 함께 시작되고, 트랙으로부터 데이터를 판독하려는 억세스 시간에, 데이터는 판독억세스를 시작하기 위한 섹터와 같이 트랙에 포함된 섹터와 관련 없이 섹터의 상대위치의 정보에 기초하여 재위치될 수 있다. 따라서, 전환표에서 억 세스-시작섹터를 지정할 필요가 없다.
전환표는 버퍼RAM(14)에 기억된다. 디스크제어기(13) 또는 CPU(11)는 자기디스크(21)에 기입된 데이터가 호스트(50)로부터 송신되는 때에 정보를 소프트웨어의 실행에 의해 전환표에 기입한다.
도 4는 실시예에 의해 실행된 HDD(10)가 인터페이스(17)에 의해 HDD(10)에 접속된 호스트(50)에 의해 받은 명령에 따라서 자기디스크(21)로부터 데이터를 판독할 때 발생되는 전형적인 통신을 나타내는 도이다.
먼저, 호스트(50)는 자기디스크(21)에서 HDD(10)으로 데이터를 판독하는 명령을 내린다. 명령은 판독되는 콘텐츠의 번호를 지정한다.
명령에 따라서, HDD(10)가 판독되는 콘텐츠의 번호에 기초한 전환표에서 목표트랙을 확인하고, 자기헤드(22)를 이동하는 탐색작동을 실행한다(표 1 참고). 그리고 나서, 데이터가 목표트랙으로 데이터를 기입하는 작동에서 기입명령에 응답하듯이 발생된 어드레스-영역 시퀀스에 따라서 자기디스크(21)로부터 전송된다.
따라서, 자기디스크(21)에서 데이터를 판독하는 작동의 요구에서, 호스트(50)는 소정콘텐츠의 오직 한 번호를 지정할 필요가 있다. 다시 말해서, 호스트(50)는 콘텐츠의 정확한 기입위치(PBA)를 알 필요가 없다. 일반적으로, PBA는 실린더 번호, 헤드번호 및 섹터번호를 포함한다.
상술한 바와 같이, 실시예에 의해 제공된 HDD(10)에서, 자기헤드(22)는 온-트랙섹터로부터 시작하는 트랙(1)과 동일한 양의 데이터를 억세스한다. 억세스단위로서 트랙을 이용함으로써, 프리패치작동과 같은 불확실한 소자를 수반하는 처 리를 제거하고 높은 정확도를 가지고 탐색작동을 활성화하는 타이밍을 결정할 수 있다. 또한, 트랙으로의 억세스는 트랙의 어떠한 섹터로부터 억세스를 시작함으로써 생성될 수 있다. 다시 말해서, 판독 또는 기입작동은 어떠한 헤드위치로부터 시작될 수 있고, 회전대기를 일으킴 없이, 자기헤드(22)가 탐색작동직후 위치된다. 그 결과, 탐색작동의 횟수가 최소로 감소될 수 있고 억세스 시간이 단축될 수 있다.
그러한 디스크 억세스작동을 수행하기 위하여, 디스크제어기(13)는 CPU(11)에 의한 명령을 처리한 결과에 따라서 하드웨어 작동을 실행하도록 데이터 기입/판독 제어부(15) 및/또는 서보제어부(16)를 요구한다.
도 5는 도 1에 나타난 HDD(10)를 실행된 디스크제어기(13)의 상세한 내부구성을 나타내는 도면이다.
도면에 나타난 바와 같이, 디스크제어기(13)는 CPU 인터페이스(31), 호스트제어기(32), 버퍼제어기(33), 서보제어기(34), 디스크포매터(35) 및 ECC제어기(36)를 포함한다. 도면에서, 각 이중선은 데이터의 흐름을 나타낸다는 것에 주의한다.
CPU 인터페이스(31)는 CPU(11) 및 ROM/RAM(12)의 인터페이스이다. CPU 인터페이스(31)는 호스트로부터 명령을 받은 것을 CPU(11)에게 알려주고 명령처리결과를 출력하기 위하여 CPU(11)를 기다린다.
호스트제어기(32)는 인터페이스(17)를 통하여 호스트의 통신을 실행하는 소자이다.
버퍼제어기(33)는 버퍼RAM(14)과 디스크제어기(13)의 데이터 변경을 제어하 기 위한 소자이다.
서보제어기(34)는 VCM(보이스 코일 모터)(23)과 SPM(나선모터)(24)의 작동을 제어함으로써 자기디스크(21)의 서보패턴으로부터 서보정보를 패치하고 서보정보를 서보제어부(16)로 제공한다.
디스크포매터(35)는 자기디스크(21)에 버퍼RAM(14)으로부터 데이터를 기입하고 자기디스크(21)로부터 데이터를 판독하기 위한 제어를 실행하는 소자이다.
ECC 제어기(36)는 버퍼RAM(14)에서 기억된 데이터로부터 ECC코드를 발생시키는데, ECC코드를 기입작동에서 데이터로 부가하고 판독작동에서 버퍼RAM(14)에 기억된 데이터에 포함된 에러를 정정한다.
상술한 구성의 실시예에 의해 충족된 HDD(10)를 계획함으로써, 회전대기가 없는 데이터 억세스 제어를 실행할 수 있다. 따라서 높은 데이터 전송속도를 가지는 시스템을 구성할 수 있다.
그런데, 종래의 HDD 시스템의 대부분에서, 에러정정이 오직 각 섹터단위로 실행되고, 이것은 512바이트 데이터와 정보비트를 포함한다. 다시 말해서, 각 섹터에서 발생된 랜덤에러가 정정된다고 하더라고, 종래의 HDD 시스템은 정정할 수 있는 에러의 범위를 넘어서는 랜덤에러와 버스트에러 또는 인접섹터 사이에서 경계를 넘어서는 에러의 롱시퀀스를 정정할 수 없는 문제점이 있다.
이러한 경우에, 전형적으로, 에러정정은 소정의 한계를 초과하지 않는 값으로 에러횟수를 줄이기 위하여 재작동을 수행함으로써 실행될 수 있다. 그러나, 각 재작동은 기본적으로 1트랙과 동일한 양의 데이터를 다시 억세스하는데 걸리는 여분의 시간에 의해 억세스 시간이 증가한다. 종료에서, 재작동이 실행될 때, 억세스 시간은 증가하고, 상술한 바와 같이 트랙단위에서 데이터를 억세스하는 기술을 채택함으로써 억세스 시간을 단축시키는 노력의 효과를 줄인다. 그 결과, 자기디스크(21)의 데이터를 판독하는 작동은 지연시간을 일으킨다.
HD(고해상도)데이터를 재생하는 처리 또는 특별한 재생처리와 같은 AV 콘텐츠를 다루는 처리에서, 높은 전송속도가 요구된다. 상기 경우에, 회복할 수 없는 판독에러가 발생하더라도 재작동이 실행될 시간마진이 없을 것이다. 상기 경우의 현대기술에서, 판독에러를 정정하지 않고 처리가 계속된다. 그 결과, 재생된 픽쳐의 질이 불가피하게 나빠진다.
상기 문제점을 해결하기 위하여, 상기 실시예에서 ECC 구성이 아래와 같이 설계된다. 안정한 방식에서 데이터를 재생하기 위하여, 에러가 정정되지 않는 경우의 수를 줄이는 노력이 행해지는데, 재작동이 실행되는 것이 요구된다.
보다 상세하게, 상기 실시예는 각 섹터의 에러를 정정하는 종래의 C1 정정기술에 더하여 인터섹터 에러를 정정할 수 있는 C2 정정기술을 채택한다. 또한, 트랙이 채택된 C1 및 C2 에러정정기술을 따르는 에러정정부(또는 ECC 블록)로 사용되는 구성으로 발명된다. 다시 말해서, ECC 블록단위는 베이스와 같이 1트랙을 사용한다. 다시 말해서, 2 ECC 블록단위가 트랙에 존재하는 경우가 없다.
C1 및 C2를 포함하는 ECC블록단위가 1트랙 서클로 완전하게 형성되기 때문에, 억세스단위로서 1 트랙을 가지고 회전대기가 필요 없는 데이터 억세스 제어를 실행할 수 있다. 다시 말하면, 소정의 데이터를 기억하기 위한 위치로 억세스 시간을 단축할 수 있다. 또한, 2 ECC 블록단위가 트랙에 존재하는 경우가 없기 때문에, ECC 구성이 복수의 트랙단위를 포함한다 하더라도 회전대기를 필요로 하지 않는 데이터 억세스 제어를 또한 실행할 수 있다.
일본특허공보 No. 2000-08988, 일본특허공보 No. 2000-293944 및 일본특허공보 No. 2000-278645는 데이터형에 의존하는 c1 패리티에 더하여 c1 패리티 및 c2 패리티를 부가하는 구성을 설명한다는 점에 주목한다. 1999. 8. 27에 제출된 US 특허출원 No. 384613에 대응하는 일본특허공보 No. 2000-08988가 주목된다. 본 발명은 종래 기술이 높은 전송속도를 보장하는 관점으로부터 개발되는 측면을 가진다. 상기 명세서는 일본특허공보 No. 2000-081988, 대응미국특허출원 시리얼번호 384613, 일본특허공보 No. 2000-293944 및 일본특허공보 No. 2000-278645의 콘텐츠를 통합시킨다.
다음은 상기 기술한 에러정정처리가 실행될 때 디스크 제어기(13)에서 행해지는 동작을 설명한다.
먼저, 디스크 제어기(13)는 CPU(11)로부터 포매터 제어정보와 지역전환 ECC제어정보를 받는다.
포매터 제어정보는 탐색(seek) 동작이 발견된 트랙상의 데이터가 억세스가능하게 된 뒤, 선두의 섹터로부터 억세스를 개시하고, 1트랙에 동등한 분량의 억세스를 행하기 위한 디스크 포맷에 관한 정보이다. 포매터 제어정보는 CPU 인터페이스(31)를 통하여 디스크 포매터(35)에 보내진다. 여기서, 데이터 포매터가 생성된다.
한편, 지역전환 ECC 제어정보는 트랙단위로서 완결되는 ECC 정보의 설정을 위한 정보이다. 이 때문에, 지역이 하나에서 다른 것으로 전환하면 트랙당의 섹터수도 또한 전환하므로, ECC 정보의 설정이 변경되는 것이 필요하다. 지역전환 ECC 제어정보는 CPU 인터페이스(31)를 통하여 ECC 제어기(36)에 공급된다. 그러면, ECC 제어기(36)는 ECC 구성을 설정하고 버퍼RAM(14)에 억세스함으로써 소정의 ECC 처리를 행한다.
도 6은 본 실시예에서 제공되는 ECC블록의 전형적인 구성예를 나타내는 도면이다. 자기디스크(21)에서, 각각 1트랙을 기준단위로 한 ECC 블록이 형성되어 있다. 도면에 나타낸 전형적인 구성에서, 자기 디스크(21)는 지역으로 분할되어 있다. 이 도면은 지역(n)에서의 ECC 블록을 나타낸다. 지역(n)내의 소정의 트랙의 1원주는 ECC블록의 구성단위로 사용된다. ECC 블록은 각각의 섹터의 에러를 정정하는 C1코드, 섹터간의 에러를 정정하는 C2코드를 포함하고 있다.
도 7은 본 실시예에서 제공되는 ECC 블록의 다른 전형적인 구성을 나타내고 있다. 도면에 나타내는 전형적인 구성예에서는, 자기디스크(21)는 지역으로 분할된다. 도면은 지역(m)에서 ECC 블록을 나타낸다. 도 6에 나타낸 구성예와 도면에 나타낸 구성예에서의 다른 점은, 도 7에 나타낸 구성의 경우, 지역(m)에서의 3트랙 원주가 ECC 블록의 구성단위로 사용된다. ECC 블록은 각각의 섹터의 에러를 정정하는 C1코드, 섹터간의 에러를 정정하는 C2코드를 포함하고 있다.
도 6 및 도 7에 나타낸 구성예에 있어서도, C1과 C2코드를 포함하는 에러정정단위로서 사용되는 ECC 블록단위는 기준단위로서 1트랙을 가지고, 트랙에 2 ECC 블록이 존재하는 경우는 없다.
도 8은 도 6 및 도 7에 나타낸 ECC 블록을 사용하는 자기 디스크(21)의 디스크 포맷구조의 예를 나타내는 도면이다. 그러나, ECC 정정부호로서, 심볼길이 8의 리드 솔로몬 부호가 사용된다. 다음의 설명에서, ECC 정정부호로서, 심볼길이 8의 리드 솔로몬 부호가 사용되는 것으로 한다.
어느 자기 디스크의 지역에서 트랙 써클당 유효 섹터수는 144섹터로 한다. 1섹터는 3바이트 길이의 헤더, 512바이트 크기의 데이터, 4바이트의 CRC(Cross Check Code) 및 36바이트로 구성하는 부가 코드 C1을 포함하고, 3인터리브로 구성되어 있다.
도 8에 나타낸 구성의 예에서, 섹터 0∼127까지의 128섹터가 데이터 영역으로 할당되고, 섹터 128∼143까지의 16섹터가 C2영역으로 할당되어 있다.
이와 같은 구성에서, 1개의 ECC블록은 합계 144섹터로 구성되고, 이 지역에서 1트랙 써클을 차지하고, 트랙단위를 실현시킨다.
이 예에서 에러정정능력은 다음과 같이 연구되고 있다. 랜덤에러를 정정하기 위해 C1을 사용함으로써, 섹터당 18바이트의 정정이 가능하다. 바이트 소멸정보가 얻어지는 경우, 36바이트의 정정이 가능하다. 더욱이, 버스트 에러를 정정하기 위해 C2를 이용함으로써 8섹터까지의 길이에 대한 에러정정이 가능하다. CRC의 결과를 이용함으로써, 16섹터까지의 길이의 에러정정이 가능하게 된다.
도 8에 나타낸 예에서 인터리브는 기술되지 않는다. 그러나, 심볼길이 8의 리드 솔로몬 부호의 경우에, 512바이트의 크기를 갖는 데이터에 대한 인터리브를 적용하는 것이 후술하는 것 같이 필요하다.
도 9는 자기 디스크(21)의 트랙에 존재하는 각각의 섹터 포맷의 일예를 나타내는 도면이다.
도면에 나타내는 것 같이, 섹터는 섹터의 상대위치를 나타내는 상대위치 데이터, 데이터 본체, 섹터영역 전체에 존재하는 에러를 정정하는 ECC로 구성된다.
상대위치 데이터, 데이터 본체 및 ECC는 기록범위뿐만 아니라 에러정정범위로서 취급한다. 상대위치 데이터는 헤더로서 에러정정범위에 포함되면, 에러 정정을 행함으로써, 에러가 섹터에서 발생된 랜덤에러인 경우라도 상대위치 데이터가 복귀될수 있다. 그래서, 원활한 디스크 억세스 동작을 실현할수 있다.
일반적으로, 섹터는 섹터의 주소를 기록하기 위한 ID 필드를 가진다. 그러나, 절대위치 대신 상대위치에 정보를 기록하므로, ID 필드의 크기를 축소할수 있다. 그래서, ID필드 크기의 감소에 의해 섹터에서 데이터 본체에 할당된 필드의 크기가 크게 된다. 그 결과, 기억 영역이 매우 유효하게 활용될 수 있다.
트랙에 데이터를 기입하는 동작에서, 기입 억세스가 개시되는 섹터를 시작으로, 트랙에서 섹터의 상대위치에 대한 정보가 섹터에 할당된다. 그러면, 각각의 섹터에 기입되는 데이터와 섹터의 상대위치에 대한 정보로서 섹터에 할당된 정보에 근거해서 ECC 데이터가 생성된다. 결국, 각각의 섹터에 대하여, 섹터의 상대위치에 대한 정보로서 할당된 정보, 섹터에 기입되는 데이터 및 ECC 데이터가 각각 섹터의 필드인 상대 위치 필드, 데이터 필드 및 ECC 필드에 기록된다. 기입 억세스를 개시한 섹터에서 시작하여 트랙상의 데이터 기입동작을 실행하므로, 회전 대기는 요구되지 않는다.
한편, 트랙에서 데이터를 판독하는 동작에 있어서, 억세스를 개시한 섹터에서 시작하여 트랙에서 데이터를 판독하는 동작이 또한 실행된다. 그러면, 트랙에서 판독된 데이터는 섹터의 상대위치 필드에서 얻어진 정보에 의거하여 결정된 저장위치에서 버퍼RAM(14)에 저장된다. 따라서, 트랙에서 데이터를 판독하는 동작이 임의의 섹터로부터 시작되어도, 데이터는 버퍼RAM(14)에서 상대위치에 대한 정보에 의거하여 결정된 저장위치에 재배치된다. 그래서, 데이터가 트랙에 기록된 원래의 순서대로 데이터가 복원된다. 또한, 판독 억세스를 개시한 섹터에서 시작하여 트랙에서 데이터를 판독하는 동작이 실행되므로, 회전 대기는 요구되지 않는다.
또 다른 예로서, 트랙에서 데이터를 판독하는 동작에서, 판독억세스를 개시한 섹터로부터 트랙에서 데이터를 판독하는 동작이 실행되고, 1트랙에 상당하는 양의 전체의 데이터가 버퍼RAM(14)에 임시적으로 저장된다. 그 후, 버퍼RAM(14)에서 판독하는 순서는 상대위치 필드에 의해 얻어진 섹터위치에 대한 정보로서 데이터와 함께 버퍼RAM(14)에 저장된 정보에 의거하여 변경한다. 따라서, 데이터가 트랙에 기록되어 있는 원래의 순번대로 데이터가 복원될수 있다.
다른 예로서, 트랙에서 판독을 행하는 동작에서, 판독 억세스를 개시한 섹터에서 시작하여 트랙에서 판독된 데이터는 버퍼RAM(14)에 저장된다. 판독 억세스가 개시되는 특정 섹터에 할당된 상대위치에 대한 정보가 특정 섹터의 상대위치 필드로부터 검출된다. 이러한 정보가 검출될 때, 특정 섹터에서 판독된 데이터는 외부 목적지로 직접 출력된다. 1트랙에 동등한 분량의 데이터를 출력동작이 완료됨으로써, 버퍼RAM(14)에 저장되어 있는 데이터가 외부 목적지로 직접 출력될수 있다. 이와 같이, 외부 목적지로 데이터를 출력하는 동작의 연장시간이 삭감될수 있다.
도 10은 실시예에 의해 실행된 HDD(10)에서 자기디스크(21)의 트랙에 존재하는 각각의 섹터의 다른 전형적인 포맷의 예를 나타내는 다이어그램이다.
상기 서술한 전형적인 포맷과 마찬가지로, 섹터는 섹터의 상대 위치를 나타내는 상대위치 데이터, 데이터본체 및 섹터의 전체 영역에 존재하는 에러를 보정하는 ECC를 포함한다. 상대위치 데이터, 데이터본체 및 ECC는 에러정정범위로서 취급된다. 그러나, 도 9에 나타낸 예와 다르게, 상대위치 필드는 기록범위에 포함되지 않는다. 기록범위에서 상대위치 데이터를 배제시킴으로써, 섹터에서 데이터 본체에 할당된 필드크기가 상기 서술된 포맷과 비교하여 상대위치필드의 크기에 의해 증가될 수 있다. 그 결과, 기록영역은 매우 유효하게 활용될수 있다.
트랙에 데이터를 기입하는 동작에서, 기입 억세스가 실행되는 섹터에서 시작하여 트랙에서 섹터의 상대위치에 대한 정보가 섹터에 할당된다. 그러면, ECC 데이터는 각각의 섹터에 기입되는 데이터와 섹터의 상대위치에 대한 정보로서 섹터에 할당된 정보에 근거해서 생성된다. 결국, 각각의 섹터에 대하여, 섹터에 기입되는 데이터와 ECC 데이터만이 각각 섹터의 필드인 데이터 필드 및 ECC 필드에 기록된다. 기입억세스를 시작하는 섹터에서 시작하여 트랙에 데이터를 기입하는 동작이 실행되기 때문에, 회전 대기는 필요하지 않다.
한편, 트랙에서 데이터를 판독하는 동작에서, 판독억세스를 시작하는 섹터에서 시작하여, 이 정보는 각각의 섹터에 기입되지 않으므로 각각의 섹터의 상대위치에 대한 정보를 재생성하기 위한 ECC 정보를 이용하여 각각의 섹터에서 에러가 정정된다. 그러면, 트랙에서 판독된 데이터는 트랙에서 섹터의 상대위치에 대한 정보에 의거하여 결정된 저장위치에 저장된다. 이와 같이, 트랙에서 데이터를 판독하는 동작이 트랙의 임의의 섹터에서 시작될지라도, 데이터는 버퍼RAM(14)에 재배치된다. 그래서, 데이터가 트랙에 기록되는 원래의 순서대로 데이터가 재저장될수 있다. 또한, 판독 억세스를 개시하는 섹터에서 시작하여 트랙에서 데이터를 판독하는 동작이 실행되므로, 회전대기는 요구되지 않는다.
도 11 및 도 12는 본 실시예에서 제공되는 ECC 블록 구성에 인터리브를 적용한 예를 나타내는 각각의 도면이다.
도 11 및 도 12는, 3바이트 길이의 헤더, 512바이트 길이의 데이터 및 4바이트 길이를 갖는 CRC로 구성되는 섹터(_n)에 대하여 인터리브를 적용한 것을 나타낸다. 섹터는 12바이트의 길이를 갖는 ECC C1 코드부를 포함하는 분할부로서 기능하는 각각 3개의 인터리브로 분할된다.
명확하게 하기 위해, 3바이트 길이의 헤더, 512바이트 길이의 데이터 및 4바이트 길이를 갖는 CRC에 대해서, 인터리브 0은 1바이트 길이의 헤더, 171바이트 길이의 데이터, 1바이트 길이의 CRC 및 12바이트 길이의 패러티를 포함한다. 동일하게, 인터리브 1은 1바이트 길이의 헤더, 171바이트 길이의 데이터, 1바이트 길이의 CRC 및 12바이트 길이의 패러티를 포함한다. 그러나, 인터리브 2는 1바이트 길이의 헤더, 170바이트 길이의 데이터 필드, 2바이트 길이의 CRC 및 12바이트 길이의 패러티를 포함한다.
섹터의 위치는 아래와 같이 할당된다.
위치(0, 1, 2)는 각각 인터리브(0, 1, 2)로 할당된다. 위치(3, 4, 5)는 인터리브(0, 1, 2) 등으로 다시 할당된다. 4바이트 길이를 가지는 CRC는 3바이트 길이를 가지는 헤더와 512바이트 길이를 가지는 데이터에 부가된다. 순차적으로 발생된 C1 코드는 또한 할당된다.
도 11은 인터리브의 분배를 나타내는 도이다. 도 12는 헤더, 데이터, CRC 코드와 C1 코드의 바이트로 메모리 어드레스(0 내지 554)의 할당을 나타내는 도이다.
도 11 또는 12에 나타난 헤더, 데이터, CRC 코드 및 C1 코드는 도 8에 나타낸 각 섹터를 형성한다. 상세하게, 1섹터로 요약되는데, 3바이트인 헤더, 512바이트인 데이터, 4바이트 길이의 CRC 및 36바이트 길이의 ECC C1 코드는 자기디스크(21)의 섹터에 기록되는 주요소를 형성한다.
실제로 기록된 데이터의 구성은 프리앰블(preamble), 동신호 및 포스트앰블(post-amble)과 같은 부가정보를 더 포함한다. 섹터단위의 다른 전형적인 구성은 CRC 필드가 없는 포맷 및 헤더파일이 없는 포맷을 포함한다.
인터리브의 구성은 주로 하드웨어 구성에 기초하여 결정될 수 있다. 8의 심볼길이를 가지는 리드-솔로몬 코드(Reed-Solomon code)에서, 인터리브 구조는 예를 들어, 도 11에 나타난 바와 같이 C1 방향(즉, 섹터방향)에 적용된다.
상술한 바와 같이 인터리브는 인터-섹터(ECC)로 사용되는 C2 코드에 적용될 수 있다. 상기 경우에, 트랙의 인터리브 구조는 도 11에 나타낸 데이터필드의 바이트를 위한 섹터를 대신하고 C2 방향에서 섹터를 레이아웃함으로써 획득될 수 있다(즉, 섹터방향에 수직한 방향). 상기 방법에서, 섹터 인터리브 구조와 유사한 트랙인터리브 구조와 동일한 효과를 실현할 수 있다.
상술한 바와 같이, 트랙단위로서 ECC블록을 완전하게 형성함으로써, 회전대기가 필요 없는 데이터 억세스 제어를 실행할 수 있다. 또한, ECC블록과 같은 (C1+C2)구조를 채택하고 ECC블록과 같은 인터리브 구조를 더 채택함으로써, 광범위 및 버스트에러의 랜덤에러를 정정할 수 있게 된다. 그 결과, 데이터 전송속도가 재작동에 따라 감소되는 것을 방지할 수 있는 안정한 시스템을 구축할 수 있다.
상기 실시예에서, 섹터는 512바이트를 포함한다. 그러나, 섹터를 구성하는 바이트수가 512로 제한된다는 것이 주의된다. 예를 들어, 섹터는 1024 또는 2048바이트의 길이를 가지는 데이터를 기록하는데 또한 사용될 수 있다. 그러한 섹터길이의 경우에 또한, 상술한 방법과 동일하게 각 섹터의 ECC블록 또는 인터-섹터 ECC를 실행할 수 있다.
그런데, 트랙단위로 완전하게 형성된 ECC블록에서, 하나에서 다른 하나로 자기디스크(21)의 지역의 전환에서, 트랙 당 섹터수는 또한 잘 변한다. 따라서, 균일한 ECC 패리티 비트 카운트의 구성에서, 에러정정기능이 지역에서 또한 크게 변하는 것은 가능성의 범위 내에 있다.
상기 문제를 해결하기 위하여, ECC블록의 구성은 에러정정코드의 여분이 소정범위 내로 한정되는 만큼 지역에서 지역으로 또한 변경될 수 있다. 그 결과, 에러정정의 가능성이 자기디스크(21)의 모든 원주를 통해 균일하게 저항을 가지고 실행될 수 있다.
도 13은 지역 사이에서 변화되는 ECC블록에 대한 디스크 포맷의 모델을 도시한 도면이다.
도면에 도시한 바와 같이, 자기 디스크(21)의 기록면은 서로 다른 섹터수를 가지는, 지역으로 분할되어 있다. 구체적으로 기술하면, 지역(0, 1, 2)은 각각 32, 16과 8개의 섹터를 가지고 있다. 회전속도는 모든 지역에 대해서 균일하다. 지역사이에서 동작클락 주파수를 변경시킴으로써, 선기록밀도는 모든 지역에 대해서 일정 범위 내에 한정될 수 있다.
이 경우에는, C1코드가 ECC로서 각 섹터에 부가되어 있다. C1코드의 구성은 모든 섹터에 대해서 고정되어 있고 균일하다. 구체적으로 기술하면, 도 11과 도 12에 도시된 구성은 C1 코드의 구성으로 선택된다.
C2코드의 구성에 대해서는, 도면에 도시된 바와같이, 지역(0, 1, 2)은 C2 패리티로서 각각 4, 2, 1개의 섹터를 가진다.
C2 패리티가 이와 같이 각 지역내에 포함되어 있는 구성에서는, 한 지역내에 포함된 C2 패리티 섹터수와 그 지역의 원주내에 포함된 데이터 섹터들의 수와의 비는 일정하기 때문에 C2 보정능력은 모든 지역에 대해서 일정하게 된다.
실제 포맷에서는, 한 지역내에 포함된 C2 패리티 섹터의 수와 그 지역의 원주내에 포함된 데이터 섹터들의 수와의 비가 도 13에 도시된 경우와 같이 일정하게 되는 경우가 소수가 있다는 것을 주목하자. 그러므로, 많은 경우에, ECC 부분의 리던던시(redundancy)가 일정 범위에 있는 한, 여분의 C2 패리티 섹터는 리던던트(redundant) C2 패리티 섹터로서 지역에 부가될 수 있다.
표 2에 도시된 지역 구성을 보기로 들어보자. 이 경우에, 다음의 수들이 얻어진다. 상기 표에 도시된 지역 구성에서는, 지역의 수가 6이 된다. C1 구성은 도 11에 도시된 구성과 같이 고정포맷으로 설정된다. 한편, C2 구성은 지역 사이에서 가변적이다. 지역 내에 포함된 C2 패리티의 수와 그 지역 내에 포함된 데이터 섹터들의 총 수와의 비도 역시 지역사이에서 변화된다. 게다가, 각 지역은 128개의 섹터를 초과하지 않는 크기를 가지는 복수의 인터리브로 분할된다. 각 지역에 부가된 C2 패리티 섹터들은 리던던트 C2 패리티 섹터로서 사용되는 여분의 섹터를 포함하나, 지역에 대한 C2 리던던시는 일정범위 10% 내지 11%내에 한정되어 있다.
<표 2>
Figure 112008048867106-pct00019
상술한 바와 같이, ECC블록을 트랙단위로 완전히 형성함으로써, (C1+C2) 구성을 채택하고 인터리브 구성을 또한 채택하며, ECC부분의 리던던시가 각 지역에 대해서 일정범위 내의 값으로 제어되는 상태에서 ECC 구성이 각 지역사이에서 가변적이 되도록 함으로써, 전체 자기 디스크(21)에 걸쳐서 좀 더 광범위한 범위의 랜덤에러(random error)와 버스트 에러(burst error)를 보정하고 안정된 데이터재생을 수행하는 것이 가능하게 된다.
상술한 실시예에서는, ECC 구성의 C1부분은 고정되어 있으며 ECC부분의 C2부분은 가변적이다. 그러나 ECC 부분의 리던던시는 일정 범위내에 한정되어 있으므로 에러보정의 기능은 일정범위내의 값으로 제어될 수 있다. 그러나, 본 발명의 범위는 이 실시예에 한정되어 있는 것은 아니다. 예를 들면, C2부분은 고정될 수 있으며 C1부분은 가변적이 될 수 있으므로, 에러보정의 기능은 일정범위내의 값으로 제어될 수 있다. 다른 예로서는, C1과 C2 부분은 모두 에러보정의 기능을 일정범위 내의 값으로 조정하기 위해서 종합적으로 제어된다.
도 14는, ECC블록의 가변적인 구성의 다른 실시예를 도시한 도면이다. 좀 더 구체적으로 기술하면, 도 14는 도 13에 도시한 바와 같이 ECC블록의 구성이 지역사이에서 변화하며 한 개의 지역이 한 개의 트랙단위로 완전하게 형성되지 않은 ECC 블록구성을 가지고 있는 실시예를 도시하고 있다.
도면에 도시한 바와 같이, 자기 디스크(21)의 기록면은 서로 다른 섹터수를 가지는, 지역으로 분할되어 있다. 구체적으로 기술하면, 지역(0, 1, 2)은 각각 32, 16과 8개의 섹터를 가지고 있다. 회전속도는 모든 지역에 대해서 균일하다. 지역사이에서 동작클락 주파수를 변경시킴으로써, 선기록밀도는 모든 지역에 대해서 일정 범위 내에 한정될 수 있다.
이 경우에는, C1코드가 ECC로서 각 섹터에 부가되어 있다. 도면에 도시된 바와 같이, C2코드의 구성에 대해서는, 지역(0, 1)이 각각 2와 1개의 섹터를 가지고 있다. 그러나, 지역 2는 C2 섹터를 가지고 있지 않다.
이와 같이 형성된 구성에서는, 지역 0과 1에 대해서, 한 지역내에 포함된 C2 섹터수와 그 지역의 원주내에 포함된 데이터 섹터들의 수와의 비는 일정하기 때문에 C2 보정능력은 지역(0, 1)에 대해서 일정하게 될 수 있다. 그러나, 지역 2는 단지 C1코드만을 포함하는 구성을 가진다.
그러므로, 이 실시예에서는, C1+C2 또는 단지 C1에만 근거하는 실제 에러보정은 지역이 0인지 또는 1인지 또는 2인지에 따라 선택되는 지역을 위해 수행된다.
일반적으로, 지역(0, 1)은 트랙의 크기와 비교해 보았을 때에 상당히 큰 크기를 가지며, 소정의 값과 최소한 동일한 전송속도를 요구하는, 데이터를 기록하기 위해서 사용된다. 이러한 데이터의 보기는 AV 콘텐츠이다. 한편, 지역 2는 엄격한 방식에 의해 높은 전송속도를 요구하지 않는 다른 데이터를 기록하기 위해 사용된다. 이러한 다른 데이터의 보기는 헤더정보와 일반적인 컴퓨터 파일이다.
상술한 바와 같이 다른 포맷을 기록되는 다른 종류의 데이터에 적용함으로써, 판독과 기입동작은 높은 정도의 효율성을 가지고 수행될 수 있다.
도 15는 자기 디스크(21)상에 데이터를 기입하는 과정에서 디스크 제어기(13)내에서 수행되는 처리동작을 나타내는 흐름도이다.
흐름도는 한 개의 트랙이 목표트랙으로서 설정되어 있는 단계(S1)에서 개시된다. 그 후에, 단계(S2)에서, 탐색작업이 수행된다. 그 후에, 다음 단계(S3)에서, 한 개의 지역이 목표트랙값으로부터 결정된다. 그 후에, 다음 단계(S4)에서, 지역에 관한 정보는 디스크 제어기(13)내에서 이용되는 구성 요소로 전송된다.
예를 들면, 디스크 포매터(35)는 억세스 되는 지역에 따라 결정되는 기입클락 주파수와 지역에 관한 섹터등에 관한 포맷정보를 설정한다. 한편, ECC제어부(36)는 억세스 되는 지역에 따라 결정되는 패리티수와 C1과 C2코드와 관련된 다양한 설정값등과 같은 ECC정보를 설정한다.
이러한 정보의 피스들이 설정된 후에, ECC생성처리는 다음 단계(S5)에서 수행된다. 좀 더 자세히 기술하면, 자기 디스크(21)상에 기입되는 데이터는 버퍼 RAM(14)을 통해 수신되며, ECC제어기(36)는 C1과 C2코드를 데이터에 부가하기 위해서 ECC처리를 수행한다. 그 처리에서는, 코드 C2가 먼저 생성된 후에 코드 C1의 생성이 발생된다. 그 후에, 디스크 포매터(35)는 데이터를 데이터 판독/기입제어부(15)에 공급하기 전에 데이터의 포맷을 소정의 포맷으로 변경한다.
그 후에, 다음 단계(S6)에서는, 탐색작업의 완료시에 데이터가 자기 디스크(21) 상에 실제적으로 기입된다.
도 16은 자기 디스크(21)로부터 데이터를 판독하는 과정에서 디스크 제어기(13) 내에서 수행되는 처리동작을 나타내는 흐름도를 도시하고 있다.
그 흐름도는 한 개의 트랙이 목표트랙으로서 설정되어 있는 단계(S11)에서 개시된다. 그 후에, 단계(S12)에서, 탐색작업이 수행된다.
그 후에, 다음 단계(S13)에서, 한 개의 지역이 목표트랙값으로부터 결정된다. 그 후에, 다음 단계(S14)에서, 지역에 관한 정보는 디스크 제어기(13)내에서 이용되는 구성 요소로 전송된다.
예를 들면, 디스크 포매터(35)는 억세스 되는 지역에 따라 결정되는 기입클락 주파수와 지역에 관한 섹터등에 관한 포맷정보를 설정한다. 한편, ECC제어부(36)는 억세스 되는 지역에 따라 결정되는 패리티수와 C1과 C2코드와 관련된 다양한 설정값 등과 같은 ECC정보를 설정한다.
이러한 설정작업과 탐색작업이 완료된 후에, 자기 디스크(21)로부터 데이터를 판독하는 처리는 다음 단계(S15)에서 수행된다.
그 후에, ECC를 포함하는 데이터는 데이터 판독/기입제어부(15)를 통해 디스크 제어기(13)의 내부 소자로 공급된다. 판독된 데이터는 디스크 포매터(35)를 통해 버퍼 RAM(14)으로 공급된다. ECC 구성단위와 최소한 동등한 양의 데이터가 버퍼 RAM(14)에 저장된다. 그 후에, 다음 단계(S16)에서, ECC제어기(36)는 각 지역에 대해서 결정된 ECC구성에 근거하여 버퍼 RAM(14)내에 저장된 데이터에 대해서 ECC 보정처리를 수행한다.
ECC보정처리는 각 섹터에 대한 C1 ECC 코드에 근거하는 ECC 디코딩 처리와, 섹터간 C2 ECC코드에 근거하는 ECC 디코딩 처리를 포함한다.
기본적으로, C1 ECC 코드에 근거하는 ECC 디코딩 처리는, 섹터간 C2 ECC코드에 근거하는 ECC 디코딩 처리 이전에 수행된다. C1 ECC 코드에 근거하는 ECC 디코딩 처리에서 에러가 검출되지 않으면, 섹터간 C2 ECC코드에 근거하는 ECC 디코딩 처리가 수행된다. 게다가, 에러의 위치를 나타내는 소멸위치정보(disappearance position information)가 얻어지면, 상기 소멸위치정보를 이용하여 C1 ECC 코드에 근거하는 ECC 디코딩 처리와, 섹터간 C2 ECC코드에 근거하는 ECC 디코딩 처리동안에도 소멸보정이 행해진다.
즉, C1과 C2 ECC 코드에 근거하는 ECC 디코딩 처리 또는, C1 ECC코드에만 근거하는 ECC 디코딩 처리가 각 지역 또는 각 시스템에 대해서 일반적으로 선택된다.
ECC보정처리의 결과는 버퍼 RAM(14) 내에서 반영된다. 그 후에, 소정의 타이밍을 가지고, 판독된 데이터는 디스크 제어기(13)를 통해 인터페이스(17)로 출력된다.
본 발명의 자세한 내용은 양호한 실시예들을 참조하면서 상세하게 설명되었다. 그러나, 관련 분야에 종사하는 사람들은 본 발명의 주요부분의 범위로부터 벗어나지 않으면서 실시예들의 요소들을 대체할 수 있으며/또는 실시예들에 대한 변경을 할 수 있다는 점도 명확하다. 즉, 본 발명은 이 명세서에서 기술된 내용에 대한 제한적인 발명으로 해석되지 않는다는 것을 단지 실시예들은 나타내고 있다. 본 발명의 범위는 이 명세서의 말미 부분에 첨부된 청구항에 의해서만 결정된다.
상술한 실시예들에서는, 예를 들면, 개시섹터에 대한 위치정보가 기입시간에 지정된 트랙상의 섹터에 할당되는 구성이 채택된다. 그러나, 본 발명의 범위는 그 실시예들에 한정되어 있는 것은 아니다. 예를 들면, 본 발명은, 기입시에 지정된 트랙의 개시섹터를, 온 트랙(on-track)후에 자기헤드의 아래부분을 통과하는 지정트랙의 섹터가 되며, 서버제어 바로 후에 자기헤드의 바로 아래에 위치하는 최초의 섹터로 배치하는 것이 가능한 구성에도 적용될 수 있다. 이 구성에서는, 기입시간에 지정된 트랙상의 섹터에 개시섹터에 관한 위치정보를 할당하는 것이 불필요하다. 그러므로, 본 발명에 대한 ECC는 상태위치정보에 관계없이 생성될 수 있다. 섹터에 할당된 상대위치정보 대신에 섹터의 논리 어드레스(ID) 또는 물리적 어드레스(ID)와 관련된 ECC를 생성하는 것이 가능하다. 기록매체상의 2개의 트랙간의 거리와 3개의 트랙간의 탐색작업시에 생성된 스큐(skew)간의 관계를 나타내는 표를 이용하여 구동장치가 ID를 발견하는 구성을, 서보제어의 완료 직후에 위치하는 제 1섹터가 개시섹터로 선택되는 구성으로서, 채택하는 것이 가능하다. 그 후에, 구동장치는 ID를 호스트 장치에 공급한다. 이 경우, 본 발명은 물리적 ID, 논리ID 또는 상대적 ID를 이용하여 구성에 적용될 수 있다.
상술한 바와 같이, 본 발명의 한 양태에 따르면, 전송속도를 감소시키지 않으면서 안정된 방식으로 데이터를 재생가능한 우수한 데이터 기록/재생장치를 제공하고, 상기 장치에 의해 채택되는 우수한 데이터 기록/재생방법 및 상기 방법을 구현하는 컴퓨터 프로그램을 제공하는 것이 가능하다.
본 발명의 다른 양태에 따르면, 전송속도를 감소시키지 않으면서 재시도 동 작을 제거함으로써 안정된 방식으로 데이터를 재생하고 광범위한 범위의 랜덤과 버스트 에러를 보정가능한 우수한 데이터 기록/재생장치를 제공하고, 상기 장치에 의해 채택되는 우수한 데이터 기록/재생방법 및 상기 방법을 구현하는 컴퓨터 프로그램을 제공하는 것이 가능하다.
본 발명에 의해 제공되는, 데이터 기록/재생장치 또는 데이터 기록/재생방법에 따르면, 제 1의 에러보정 부호단위를 이용하여, 섹터내에서 생성된 랜덤에러를 보정하는 것이 가능하며, 제 2의 에러보정 부호단위를 이용하여, 섹터내에서 에러정정범위를 넘어가는 에러와 인접한 섹터간의 경계에 걸쳐 있는 버스트 에러를 보정하는 것이 가능하다. 즉, 소망하는 값에서 최소한 전송속도를 유지할 필요에 의해 재시도 동작이 수행될 수 없는 상태하에서도, 에러보정블록의 구성으로서 (C1+C2)를 선택함으로써, 에러는, C1코드를 이용하여 에러가 보정될 수 없을 때 C2코드를 이용하여 보정될 수 있다. 그러므로, 안정된 시스템이 제공된다.
게다가, 2개 이상의 에러보정블록들이 한 개의 트랙내에 결코 존재하지 않으며 완전한 에러보정블록이 한 개의 트랙단위 또는 복수의 트랙단위로 형성되어 있는 구성을 제공함으로써, 한 개의 트랙은 억세스 단위로 사용될 수 있으며 데이터 억세스의 제어는 회전대기시간이 없이 구현될 수 있다. 즉, 희망하는 데이터 저장위치에 억세스하는 시간을 단축시키는 것이 가능하다. 게다가, 2개 이상의 에러보정블록이 한 개의 트랙내에 존재하지 않으므로, 데이터 억세스의 제어는, 에러보정코드의 구성이 복수의 트랙단위로 구성이 되어 있더라도 회전대기를 요구하지 않으면서 구현될 수 있다.
게다가, 소정의 디스크 디리미터(delimiter)내의 한 개의 지역에 따라 에러보정블록의 구성이 가변적이 되도록 함으로써, 에러보정의 기능은 디스크의 모든 원주에 대해서 일정하게 되며 효과적인 디스크 포맷이 생성될 수 있다.
게다가, ECC블록의 구성에서 인터리브 구조를 채택함으로써, 하드웨어 구성을 고려한 안정된 시스템을 구현하는 것이 가능하다.

Claims (22)

  1. 데이터의 기록 영역이 복수의 트랙으로 구획화되고 또한 각 트랙이 기록 단위로서 섹터로 분할되고 있는 디스크 형의 기록 매체에 대한 억세스를 제어하는 데이터 기록 재생 장치에 있어서,
    목적으로 하는 트랙을 시크하는 시크 수단과,
    그 시크 된 트랙 상에서 억세스 가능해진 선두의 섹터로부터 억세스를 시작하여 1 트랙 부분의 억세스를 행한 데이터 억세스 수단과,
    데이터를 에러 정정하기 위한 에러 정정 부호를 생성함과 동시에 에러 정정 부호에 근거하여 데이터를 에러 정정하는 에러 정정 수단을 구비하고,
    상기 에러 정정 수단은, 1 또는 복수의 트랙 단위로, 데이터를 기록한 데이터 섹터 사이의 정정을 행하는 제2의 에러 정정 부호 단위를 생성하여 섹터에 기록함과 동시에, 데이터 섹터 및 제2의 에러 정정 부호 단위를 기록한 섹터에 대하여 섹터 안의 정정을 행하는 제1의 에러 정정 부호 단위를 생성하여 각 섹터 내에 기록하는 것을 특징으로 하는 데이터 기록 재생 장치.
  2. 제 1항에 있어서,
    상기 에러 정정 수단은 리드 솔로몬 부호 방식에 의해 에러 정정 부호를 생성하는 것을 특징으로 하는 데이터 기록 재생 장치.
  3. 제 1항에 있어서,
    상기 에러 정정 수단은, 트랙 당 2 이상의 에러 정정 블록이 존재하지 않도록, 또한, 1 또는 복수의 트랙 단위로 에러 정정 블록을 완결시키는 것을 특징으로 하는 데이터 기록 재생 장치.
  4. 제 1항에 있어서,
    상기 데이터 억세스 수단은, 기입 억세스 시에는, 각 섹터에 대하여, 트랙 상에서 억세스를 시작한 섹터로부터 순번대로 상대 위치 어드레스를 할당하고, 판독 억세스 시에는, 트랙 상의 각 섹터에서 판독 데이터를 상대 위치 어드레스에 따라 재배치하여, 기록된 데이터를 재현하는 것을 특징으로 하는 데이터 기록 재생 장치.
  5. 제 1항에 있어서,
    상기 디스크는, 반경 위치에 따라 트랙 상의 섹터 수가 상위하는 존 비트 레코드 방식에 의해 구성되는 것을 특징으로 하는 데이터 기록 재생 장치.
  6. 제 5항에 있어서,
    상기 에러 정정 수단은, 에러 정정 블록 구성을 소정의 존마다 가변하는 것을 특징으로 하는 데이터 기록 재생 장치.
  7. 제 6항에 있어서,
    상기 에러 정정 수단은, 존 전환 정보에 따라 에러 정정 블록 구성이 전환되는 것을 특징으로 하는 데이터 기록 재생 장치.
  8. 제 6항에 있어서,
    제2의 에러 정정 부호 단위 또는, 제1의 에러 정정 부호 단위의 구성을 변경함으로써, 에러 정정 블록 구성을 가변하는 것을 특징으로 하는 데이터 기록 재생 장치.
  9. 제 8항에 있어서,
    제1의 에러 정정 부호 단위의 섹터 구성을 변경할 때에는, 구성 바이트 수 및 패리티 수를 변경하는 것을 특징으로 하는 데이터 기록 재생 장치.
  10. 제 8항에 있어서,
    제2의 에러 정정 부호 단위의 구성을 변경할 때에는, 구성 섹터 수 및 패리티 섹터 수를 변경하는 것을 특징으로 하는 데이터 기록 재생 장치.
  11. 제 6항에 있어서,
    에러 정정 블록 구성은 에러 정정 부호의 리던던시(redundancy)를 소정의 범위 내에 억제하는 것을 특징으로 하는 데이터 기록 재생 장치.
  12. 제 1항에 있어서,
    에러 정정 블록은 제1 또는 제2의 에러 정정 부호 단위에 있어서 인터리브 구조를 구비하는 것을 특징으로 하는 데이터 기록 재생 장치.
  13. 제 1항에 있어서,
    상기 에러 정정 수단은, 소정의 지시에 따라, 제1의 에러 정정 부호 단위 및 제2의 에러 정정 부호 단위를 실행하든지, 또는 제1의 에러 정정 부호 단위 또는 제2의 에러 정정 부호 단위의 한 쪽만을 실행하는지를 선택하는 것을 특징으로 하는 데이터 기록 재생 장치.
  14. 제 1항에 있어서,
    상기 에러 정정 수단은, 제2의 에러 정정 부호 단위를 갖지 않고 제1의 에러 정정 부호 단위만으로 구성된 에러 정정 블록을 더욱 가지는 것을 특징으로 하는 데이터 기록 재생 장치.
  15. 데이터의 기록 영역이 복수의 트랙(track)으로 구획화되고 또한 각 트랙이 기록 단위로서 섹터에 분할되고 있는 디스크 형의 기록 매체에 대한 억세스를 제어하는 데이터 기록 재생 방법에 있어서,
    목적으로 하는 트랙을 시크하는 시크 스텝과,
    그 시크 된 트랙 상에서 억세스 가능해진 선두의 섹터로부터 억세스를 시작하여 1 트랙분의 억세스를 행하는 데이터 억세스 스텝과,
    데이터를 에러 정정하기 위한 에러 정정 부호를 생성함과 동시에 에러 정정 부호에 근거하여 데이터를 에러 정정하는 에러 정정 스텝을 구비하고,
    상기 에러 정정 스텝에서는, 1 또는 복수의 트랙 단위로, 데이터를 기록한 데이터 섹터 사이의 정정을 행한 제2의 에러 정정 부호 단위를 생성하여 섹터에 기록함과 동시에, 데이터 섹터 및 제2의 에러 정정 부호 단위를 기록한 섹터에 대하여 섹터 내의 정정을 행한 제1의 에러 정정 부호 단위를 생성하여 각 섹터 내에 기록하는 것을 특징으로 하는 데이터 기록 재생 방법.
  16. 제 15항에 있어서,
    상기 에러 정정 스텝에서는 리드 솔로몬 부호 방식에 의해 에러 정정 부호를 생성하는 것을 특징으로 하는 데이터 기록 재생 방법.
  17. 제 15항에 있어서,
    상기 에러 정정 스텝에서는, 트랙 당 2 이상의 에러 정정 블록이 존재하지 않도록, 또한, 1 또는 복수의 트랙 단위로 에러 정정 블록을 완결시키는 것을 특징으로 하는 데이터 기록 재생 방법.
  18. 제 15항에 있어서,
    상기 데이터 억세스 스텝에서는, 기입 억세스 시에는, 각 섹터에 대하여, 트랙 상에서 억세스를 시작한 섹터로부터 순번대로 상대 위치 어드레스를 할당하고, 판독 억세스 시에는, 트랙 상의 각 섹터로부터 판독 데이터를 상대 위치 어드레스에 따라 재배치하여, 기록된 데이터를 재현하는 것을 특징으로 하는 데이터 기록 재생 방법.
  19. 제 15항에 있어서,
    상기 에러 정정 스텝에서는, 에러 정정 블록 구성을 소정의 존마다 가변하는 것을 특징으로 하는 데이터 기록 재생 방법.
  20. 제 19항에 있어서,
    상기 에러 정정 스텝에서는, 존 전환 정보에 따라 에러 정정 블록 구성이 전환되는 것을 특징으로 하는 데이터 기록 재생 방법.
  21. 제 15항에 있어서,
    상기 에러 정정 스텝에서는, 소정의 지시에 따라, 제1의 에러 정정 부호 단위 및 제2의 에러 정정 부호 단위를 실행하든지, 또는 제1의 에러 정정 부호 단위 또는 제2의 에러 정정 부호 단위의 한 쪽만을 실행하는지를 선택하는 것을 특징으로 하는 데이터 기록 재생 방법.
  22. 제 15항에 있어서,
    상기 에러 정정 스텝에서는, 제2의 에러 정정 부호 단위를 갖지 않고 제1의 에러 정정 부호 단위만으로 구성된 에러 정정 블록을 더욱 가지는 것을 특징으로 하는 데이터 기록 재생 방법.
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