KR20020041012A

KR20020041012A - 싱크 바이트 패딩

Info

Publication number: KR20020041012A
Application number: KR1020027005430A
Authority: KR
Inventors: 에유 시에 탄
Original assignee: 추후; 시게이트 테크놀로지 엘엘씨
Priority date: 1999-10-28
Filing date: 2000-06-30
Publication date: 2002-05-31
Also published as: GB2369483A; CN1390352A; WO2001031651A1; US6301679B1; GB0204741D0; JP2003513399A; DE10085084T1

Abstract

본 발명은 디스크 드라이브의 저장 매체상의 결함을 맵핑하는 방법 및 장치에 관한 것이다. 이러한 방법 및 장치는 결함의 위치를 계산하고 이러한 위치로부터 사용불가능한 것으로 플래깅되어야할 섹터를 결정한다. 이러한 방법 및 장치는 인접 섹터로부터의 결함 거리를 검출하고 만일 결함이 너무 근접하다면 인접 섹터를 사용 불가능한 것으로 플래깅하는데, 그 이유는 결함이 시간이 경과함에 따라 성장하여 결국에는 인접 섹터를 무효화하기 때문이다. 또한, 결함을 방지하기 위해 트랙 영역내 섹터를 이동시키는 것 대신에 결함 맵핑 프로세스 동안 섹터로 공간을 채우고 결함을 가진 섹터 그리고 결함에 인접한 섹터들을 사용 불가능한 것으로 맵핑함으로써 모든 서보 버스트 사이의 공간을 활용하는 방법 및 장치가 개시된다.

Description

싱크 바이트 패딩 {SYNC BYTE PADDING}

디스크 드라이브에서 데이터는 디스크상에 동심원으로 트랙으로 공지된 원형 경로를 따라 기록된다. 서보 버스트는 디스크상의 트랙내에 기록되고 위치 정보를 포함한다. 서보 버스트는 원형 트랙을 가로질러 약간 쐐기형인 유사선(slightly wedged shaped quasi-line)의 반경을 따라 위치한다. 디스크는 사용자 데이터가 디스크상에 저장되기 전에 포맷팅되고, 이러한 포맷은 인접한 서보 버스트의 각각의 쌍 사이에 위치하는 트랙 영역내에 다수의 섹터를 형성한다. 섹터의 수는 트랙 영역에 따라 변한다. 동작시, 디스크는 회전하고 디스크의 중심으로부터 주어진 반경으로 판독/기록 헤드는 주어진 트랙내 데이터를 판독 또는 기록한다. 액추에이터 암은 디스크 표면을 가로지르는 호(arc)로 헤드를 스윙하여 헤드가 여러 트랙내에 데이터를 판독 또는 기록하도록 한다.

인접 서보 버스트 사이에 형성된 각각의 트랙 영역내에 위치하는 각각의 섹터는 여러 정보 섹션을 포함한다. 도 3a에서, 인접 서보 버스트 사이의 트랙 영역이 도시되어 있다. 이러한 영역은 여러 섹션을 구비하는 각각의 섹터를 가진 두 개의 섹터를 포함한다. 서보 버스트 사이의 실제 섹터 수는 어떠한 특정 수에 제한되는 것이 아니고 디스크에 따라 변한다. 이러한 섹션은 자동 게인 제어 회로에 의해 사용되는 섹터용 판독 및 기록 파라미터를 제공하는 위상 로크 발진기(PLO) 섹션을 포함한다. 싱크 바이트 섹션은 응용 정보가 저장되는 사용자 데이터 섹션의 초기화를 시그널링하는데 포함된다. 에러 수정 코드(ECC) 섹션은 전형적으로 사용자 데이터 섹션이후 제공되고 사용자 데이터 재판독 에러의 수정을 가능케 한다. ECC 이후, 새로운 섹션이 다른 PLO 섹션을 가지고 시작된다. 여러 섹션과 각각의 섹션의 펑션(function) 및 콘텐츠(contents)를 포함하는 이러한 섹터 레이아웃은 공지되어 있다.

디스크 또는 이러한 섹터를 포함하는 디스크 드라이브의 자기 저장 매체는 열적 애스퍼리티(asperity)와 같은 결함에 민감하다. 결함은 이러한 결함이 위치하는 섹터의 특정 섹션에 대해 소정 크기를 가진다면 에러가 디스크 드라이브의 동작시 발생하도록 한다. 만일 결함이 사용자 데이터 섹션내에 위치한다면, ECC는 결함이 너무 크지 않을 때 임의의 판독 에러를 수정할 수 있다. 만일, 결함이 ECC내에 위치한다면, ECC의 리던던시는 어떠한 에러도 보상한다. 만일 결함이 싱크 바이트 또는 PLO내에 위치한다면, 비교적 작은 결함으로도 섹터가 오동작하도록 하고 ECC가 PLO 및 싱크 바이트내 에러를 보상할 수 없도록 하기에 충분하다. 만일 디스크 드라이브 전자장치가 사용자 데이터의 재판독에 대한 게인 및 주파수를 적절하게 설정할 수 없고, 사용자 데이터 재판독을 시작할 때를 적절하게 결정하지못한다면, 무효(invalid) 데이터가 발생될 것이다.

그러므로, 결함 검출 프로세스는 결함을 찾는데 사용되고 사용자 데이터 섹션과 같이 결함이 보상되도록 하는 섹션 또는 ECC 섹션내에 결함이 위치하도록 트랙 영역내의 섹터의 위치를 시프팅한다. 만일 결함이 이러한 섹션에서 너무 크다면, 섹터는 사용 불가능한(unusable) 것으로 마킹(marking)되어야 한다. 이러한 시프팅 프로세스는 결함으로 인한 에러를 방지하지만, 이러한 시프팅 프로세스는 서보 버스트내에 전용될 여분(extra)의 공간을 필요로 하고 이러한 여분의 공간은 디스크 드라이브의 저장 용량을 감소시킨다.

더욱이, 저장 매체내 이러한 결합은 시간이 경과됨에 따라 증가될 수 있다. 만일 에러가 섹터의 단부 부근에 위치한다면, 향후 에러는 이러한 결함이 후속하는 섹터내에서 성장될 때 발생될 것이다. 만일 결함이 초기에 섹터가 사용 불가능한 것으로 마킹되도록 하기에 충분히 크다 할지라도, 결함은 이러한 사용 불가능 섹터의 단부를 지나 성장할 것이고 PLO 및 이전에 사용 가능한 곳으로 결정된 후속 섹터의 싱크 바이트와 간섭할 것이다. 이러한 결합의 후속 섹터로의 성장은 결함 성장에 대한 가능성이 결함 맵핑 프로세스에 의해 보상되지 않기 때문에 결국에는 디스크 드라이브가 오동작하도록 할 것이다.

본 발명은 하드 디스크 드라이브 특히, 저장 매체상의 에러 위치를 검출하고 시간 경과에 따라 성장하는 매체 결함으로 인한 향후의 드라이브 에러를 제거하는 장치 및 방법에 관한 것이다.

도 1은 본 발명의 바람직한 실시예로서 도시된 디스크 드라이브의 개략도.

도 2는 도 1의 디스크 드라이브에 대한 호스트에 연결된 디스크 드라이브 시스템.

도 3a는 동작시 정규 사용자 모드일 때 디스크 드라이브내 인접 서보 버스트 사이의 트랙 영역내 정산 섹터의 섹션의 위치를 도시하는 도면.

도 3b는 동작시 결함 맵핑 모드일 때 디스크 드라이브내 인접 서보 버스트 사이의 트랙 영역내 큰 섹터의 섹션이 위를 도시하는 도면.

도 4a는 본 발명의 일 실시예에 따른 디스크 드라이브에 의해 수행되는 결함 맵핑 설계에서 사용되는 기록 프로세스에 대한 동작 순서를 도시하는 도면.

도 4b는 실시예의 결함 맵핑 설계에서 사용되는 판독 및 검출 프로세스에 대한 동작 순서를 도시하는 도면.

도 5는 실시예의 결함 맵핑 설계에서 사용된 결함 섹터 마킹 루틴에 대한 동작 순서를 도시하는 도면.

본 발명은 에러를 찾기 위해 매체를 테스트 패턴을 포함하는 섹터로 채우고 테스트 패턴을 판독함으로써 상기한 문제점 및 다른 문제점을 해결하는 것에 관한 것이다. 결함을 포함하며, 결함에 너무 근접하게 위치하는 섹터는 가용 불가능한것으로 마킹되고 모든 다른 섹터는 논리 어드레스가 주어진다. 어떠한 시프팅 공간도 필요하지 않으며 시프팅을 위해 정규적으로 할당된 공간은 사용 가능한 섹터로 채워진다. 본 발명은 또한 섹터내 에러가 인접 섹터에 인접하는 지의 여부 및 만일 그렇다면 인접 섹터는 향후 결함이 성장할 경우 무효가 되는 것을 방지하기 위해 사용 불가능한 것으로 마킹되도록 함으로써 상기한 문제점을 해결한다.

본 발명은 디스크 드라이브의 저장 매체상의 결함을 맵핑하기 위한 방법을 구체화한다. 이러한 방법은 결함의 위치를 계산하는 것을 포함한다. 결함 위치에 해당하는 현 섹터가 사용불가능한 것으로 플래깅(flgging)된다. 현 섹터에 인접한 섹터에 대한 결함의 거리는 거리 임계치에 대해 비교된다. 인접 섹터는 거리가 거리 임계치 이하일 때 사용 불가능한 것으로 플래깅된다.

본 발명은 또한 디스크 드라이브의 저장 매체상의 결함을 맵핑하는 제어 시스템을 구체화한다. 이러한 제어 시스템은 결함을 검출하는 저장 매체로부터 결함 위치로의 신호를 판독하는 판독/기록 채널을 포함한다. 프로세서는 결함 위치의 함수로서 저장 매체상의 결함의 위치를 계산한다. 프로세서는 결함의 위치에 해당하는 섹터를 사용 불가능한 것으로 플래깅하고 인접 섹터에 대한 결함의 거리를 거리 임계치와 비교한다. 프로세서는 거리가 거리 임계치보다 작을 때 인접 섹터를 사용 불가능한 것으로 플래깅한다.

이러한 실시예는 디스크 드라이브의 저장 매체상의 결함을 맵핑하기 위한 다른 방법이 포함된다. 이러한 방법은 저장 매체를 채우는 다수의 큰 섹터를 형성하는 단계를 포함한다. 기준 데이터가 저장 데이터를 형성하기 위해 큰 섹터에 기록된다. 저장 데이터는 재판독되어 에러를 검출하기 위해 기준 데이터와 비교된다. 각각의 결함의 바이트 수가 결정된다. 정규 섹터와 결함의 바이트 위치가 결함 바이트 수로부터 섹터 주파수를 감산(subtract)함으로써 계산된다. 결함의 위치에 해당하는 정규 섹터는 사용 불가능한 것으로 플래깅된다. 이러한 방법은 거리 임계치에 대해 인접 섹터에 결함의 위치를 비교하는 단계를 포함한다. 인접 섹터는 거리가 거리 임계치 이하일 때 사용 불가능한 것으로 플래깅된다.

본 발명을 특징짓는 이러한 및 여러 특징과 장점이 이하의 상세한 설명을 통해 그리고 관련된 도면을 통해 명백해질 것이다.

디스크 드라이브는 디스크 드라이브의 저장 매체에 결함을 맵핑하는 많은 엘리먼트를 포함한다. 이러한 엘리먼트중에서, 제어 시스템은 매체에 테스트 패턴을 기록하고 이어서 결함의 위치를 결정하기 위해 이를 재판독한다. 본 발명의 제어 시스템에 대한 실시예는 테스트 데이터를 기록하고 재판독하며 결함 섹터가 사용 불가능한 것으로 마킹되도록 결함의 위치를 섹터내에 저장한다. 더욱이, 제어 시스템은 섹터내 결함이 후속 섹터에 너무 인접하여 위치하는 지의 여부를 검출하여 만일 결함이 너무 인접한다면 후속 섹터를 사용 불가능한 것으로 마킹한다.

본 발명의 바람직한 실시예에 따라 구성된 디스크 드라이브(100)가 도 1에 도시된다. 디스크 드라이브(100)는 디스크 드라이브(100)의 여러 컴포넌트가 장착되는 베이스(102)를 포함한다. 부분 절단되어 도시된 상부 커버(104)는 통상적인 방식으로 디스크 드라이브에 내부 밀봉 환경을 형성하도록 베이스(102)와 협력한다. 컴포넌트들은 등고속으로 하나 이상의 디스크(108)를 회전시키는 스핀들 모터(016)를 포함한다. 정보는 액추에이터 어셈블리(110)의 사용을 통해 디스크(108)상의 트랙에 기록되고 판독되며, 액추에이터 어셈블리는 탐색(seek) 동작동안 디스크(108)에 인접 위치하는 베어링 샤프트 어셈블리(112) 주위를 회전한다. 액추에이터 어셈블리(110)는 디스크(108)쪽으로 연장하는 다수의 액추에이터 암(114)을 구비하며, 각각의 액추에이터 암(114)으로부터 연장하는 하나 이상의 굴곡부(flexure)(116)를 가진다. 각각의 굴곡부(116)의 말단부에 헤드(118)가 관련 디스크(108)의 해당 표면 상부를 매우 근접하여 비상하도록 하는 공기 베어링 슬라이더를 포함하는 헤드(118)가 장착된다.

탐색 동작 동안, 헤드(118)의 트랙 위치는 보이스 코일 모터(VCM)(124)의 사용을 통해 제어되고, 이러한 보이스 코일 모터는 액추에이터 어셈블리(110)에 부착된 하나의 코일(126) 및 코일(126)이 침지되는 자기장을 생성하는 하나 이상의 영구 자석(128)을 포함한다. 코일(126)의 전류의 제어된 인가가 영구 자석(128)과 코일(1206) 사이의 자기적 상호작용을 발생시켜 코일(126)이 공지된 로렌츠 공식에 따라 이동하도록 한다. 코일(126)이 이동함에 따라, 액추에이터 어셈블리(110)는 베어링 샤프트 어셈블리(112) 주위를 피봇팅하고 헤드(118)는 디스크(108)의 표면을 가로질러 이동된다.

스핀들 모터(116)는 전형적으로 디스크 드라이브(100)가 원하는 시간 주기 동안 사용되지 않을 때 자기소거된다. 헤드(118)는 디스크 모터가 자기 소거될 때 디스크(108)의 내부 직경에 인접한 파크 영역 상부로 이동된다. 헤드(118)은 액추에이터 래치 장치의 사용을 통해 파크 영역(120) 상부에 고정되고, 이러한 액추에이터 래치 장치는 헤드가 파킹될 때 액추에이터 어셈블리의 원치 않는 회전을 방지한다.

플렉스(flex) 어셈블리(130)는 동작시 액추에이터 어셈블리(110)의 피봇(pivotal) 이동을 가능케 하면서 액추에이터 어셈블리(110)를 위해 요구된 전기적 결합 경로를 제공한다. 플렉스 어셈블리는 헤드 와이어(미도시)가 연결되는인쇄 회로 기판(132)을 포함하고, 헤드 와이어는 액추에이터 암(114)과 굴곡부(116)를 따라 헤드(118)로 경로설정(routing)된다. 인쇄 회로 기판(132)는 전형적으로 기록 동작시 헤드(118)에 인가된 기록 전류를 제어하고, 판독 동작시 헤드(118)에 의해 발생된 판독 신호를 증폭하기 위한 회로를 포함한다. 플렉스 어셈블리는 베이스 데크(102)를 통해 디스크 드라이브(100)의 기저면에 장착된 디스크 드라이브 인쇄 회로 기판(미도시)에 통신하기 위해 플렉스 브라켓(134)에서 종결된다.

도 1의 디스크 드라이브의 기능별 블럭도가 도시된 도 2를 참조하면, 디스크 드라이브 인쇄 회로 기판상에 상주하며 디스크 드라이브(100)의 동작을 제어하는데 사용되는 주 기능 회로를 도시한다. 디스크 드라이브(100)는 디스크 드라이브(100)가 통상적인 방식으로 장착되는 호스트 컴퓨터(140)에 동작적으로 연결되는 것으로 도 2에서 도시된다. 호스트 컴퓨터(140)와 디스크 드라이브 마이크로프로세서(142) 사이에 제어 통신 경로가 제공되고, 마이크로프로세서(142)는 일반적으로 마이크로프로세서 메모리(MEM)(143)내에 저장된 마이크로프로세서(142)를 위한 프로그래밍과 관련된 디스크 드라이브(100)를 위한 최상 레벨 통신 및 제어를 제공한다. MEM(143)은 RAM, ROM 및 다른 마이크로프로세서(142)용 상주 메모리를 포함할 수 있다.

디스크(108)는 스핀들 제어 회로(148)에 의해 등고속으로 회전되며, 이러한 스핀들 제어 회로는 전형적으로 역기전력(BEMF) 감지의 사용을 통해 스핀들 모터(106)(도 1 참조)와 전기적으로 통신한다. 탐색 동작시, 헤드(118)의 트랙 위치는 액추에이터 어셈블리(110)의 코일(126) 전류의 인가를 통해 제어된다. 서보 제어 회로(150)는 이러한 제어를 제공한다. 탐색 동작시, 마이크로프로세서(142)는 헤드(118)의 속도에 관한 정보를 수신하고, 서보 제어 회로(150)와 통신하기 위해 메모리(143)내에 저장된 속도 프로파일(profile)과 관련된 정보를 사용하며, 서보 제어 회로는 보이스 코일 모터(126)에 조절된 양의 전류를 인가하여 액추에이터 어셈블리(110)가 피봇팅하도록 할 것이다.

데이터는 디스크 드라이브 인터페이스(144)를 통해 호스트 컴퓨터(140)와 디스크 드라이브(100)에 전달되고, 디스크 드라이브 인터페이스는 전형적으로 호스트 컴퓨터(140)와 디스크 드라이브(100) 사이의 고속 데이터 전달을 용이하게 하는 버퍼를 포함한다. 데이터는 디스크 드라이브(10))에 기록되고, 호스트 컴퓨터로부터 인터페이스(144)로 전달되며, 데이터를 인코딩하고 차례로 나열하는(serialize)하며 요구되는 기록 전류 신호를 헤드(118)에 제공하는 판독/기록 채널(146)에 전달된다. 디스크 브라이브(100)에 의해 이전에 저장된 데이터를 검색하기 위해, 판독 신호가 헤드(118)에 의해 발생되어 판독/기록 채널(146)에 제공되고, 판독/기록 채널은 디코딩을 수행하며, ECC에 의해 지시된 대로 에러 검출 및 수정 동작을 하고, 호스트 컴퓨터(140)에 전달되도록 하기 위해 검색된 데이터를 인터페이스(144)로 출력한다. 이러한 디스크 드라이브(100)의 동작은 당업자에게 공지되어 있으며, 예를 들면 쉐이버 등에게 1994년 1월 4일자로 특허허여된 미국특허번호 5,276,662호에 개시되어 있다.

전형적으로 인터페이스 회로(144)의 집적소자인 시퀀서(분리되어 도시되지않음)는 디스크 드라이브 마이크로프로세서(142), 버퍼 및 판독/기록 채널(146)과 인터페이싱한다. 시퀀서의 기능은 PLO와 싱크 바이트 정보를 번역함으로써 데이터를 호스트 인터페이스(144)내 버퍼내로 그리고 버퍼로부터 인도함으로써 판독/기록 채널(146)의 판독/기록 동작을 제어한다. 시퀀서는 저장 매체상의 데이터 위치 및 인터페이스(144)내 버퍼내에서의 데이터 위치 모두를 포함한 마이크로프로세서(142)로부터의 데이터 위치 정보를 검색한다. 시퀀서는 또한 판독/기록 채널(146)을 통해 검색된 정보를 번역 및 수정하는데 시퀀서가 사용되는 마이크로프로세서(142)로부터 PLO의 크기, 싱크 바이트 및 ECC의 존재를 포함하는 정보를 검색한다.

디스크 드라이브가 제조될 때, 저장 매체는 드라이브가 오동작하지 않도록 위치하고 보상되어야 할 결함을 포함한다. 본 발명의 일 실시예에 따르면, 제조 과정 동안 버퍼는 결함 맵핑 설계를 수행하는 마이크로프로세서에 의해 수행될 프로그래밍이 로딩된다. 마이크로프로세서(142)는 시퀀서와 판독/기록 채널(146)에 제공되는 명령을 발생시킴으로써 맵핑 루틴을 수행한다. 시퀀서와 판독/기록 채널(146)은 버퍼내에 저장된 테스트 신호를 저장 매체에 기록하고 이어서 이러한 신호를 재판독한다. 판독/기록 채널은 약한 신호를 검출함으로써 결함을 검출하기 위해 재판독되는 신호 레벨과 신호 임계치를 비교한다.

도 3a를 참조하면, 디스크 포맷으로 인한 서보 버스트(302) 사이의 트랙 영역내 섹터의 레이아웃이 도시된다. 이러한 레이아웃은 드라이브가 사용자 동작하에 있을 때 사용된다. 서보 버스트(320) 하부에 바로 위치하는 제 1 섹터의 제 1섹션(304)은 위상 로크 발진기 섹션이다. 이러한 섹션은 제어 시스템의 자동 게인 제어 회로내 설정을 제어하기 위해 디스크 드라이브 전자장치에 의해 판독되는 신호를 포함한다. 이러한 설정은 데이터 신호가 기록되는 진폭과 위상을 포함하고, 이러한 설정은 디스크 드라이브가 디스크상에 저장된 사용 데이터를 적절하게 판독할 수 있도록 한다. PLO 섹션(304) 이후 싱크 바이트 섹션(306)이 후속한다. 이러한 섹션은 PLO 섹션이 종결되고 판독될 다음 섹션이 사용자 데이터를 포함한다는 것을 디스크 드라이브 전자장치에 지시하는 마커이다.

싱크 바이트(306) 이후, 사용자 데이터가 섹션(308)내에 저장된다. 이러한 섹션은 원하는 동작을 수행하기 위해 호스트 컴퓨터에 의해 사용되는 데이터를 포함한다. 디스크 드라이브는 요구에 따라 사용자 데이터를 판독하여 호스트로 공급한다. 사용자 데이터 섹션에 후속하는 섹션은 에러 수정 코드 섹션(310)이다. 이러한 섹션(310)은 사용자 데이터가 드라이브 동작 동안 판독됨에 따라 디스크 드라이브가 에러를 검출 및 수정하는데 사용되는 ECC를 포함한다. 여러 섹션과 각각의 섹션의 펑션 및 콘텐츠를 포함하는 이러한 섹터 레이아웃은 당업자에게 공지되어 있다.

제 1 섹터의 ECC 섹션(310) 이후 다음 섹터의 PLO 섹션(312)이 온다. 이러한 PLO 섹션(312)은 제 1 섹터에 대한 PLO 섹션(304)과 동일한 태스크를 수행한다. PLO 섹션(312) 이후, 싱크 바이트 섹션(314), 사용자 데이터 섹션(316) 및 다음으로 ECC 섹션(318)이 후속한다. 도시된 트랙 영역이 두 개의 섹터를 가지는 것으로만 도시되기 때문에, ECC 섹션(318)은 다음 서보 버스트(320)에 의해 후속된다.

결함은 서보 버스트(320, 320) 사이의 트랙 영역내의 어떠한 위치에서도 발생될 수 있다. 이러한 결함은 사용자 데이터를 저장하기에 적절한 섹터를 결정할 때 맵핑되고 보상되어야 한다. 본 발명의 일시예는 포맷이 섹터를 생성하기 이전에 이러한 결함을 맵핑한다. 도 3a에 도시된 바와 같은 서보 버스트 사이의 모든 정규 섹터에 기록하는 것 대신에, 본 발명의 실시예는 도 3b에 도시된 바와 같이 서보 버스트 사이의 영역을 채우는 하나의 큰 테스트 섹터를 기록한다.

도 3b는 결함 맵핑 루틴을 수행하면서 본 발명의 실시예에 의해 형성된 서보 버스트 사이의 트랙 영역을 도시한다. 간략함을 위해, 이러한 실시예는 선행 서보 버스트(303)를 후속하는 오로지 하나의 PLO 섹션(305)과 오로지 하나의 싱크 바이트 섹션(307)을 가진 단일 트랙 영역의 섹터를 형성한다. 제 1 PLO 섹션(305)과 싱크 바이트 섹션(307) 이후, 섹션(309)의 나머지 부분은 후속 서보 버스트(311)에 까지 테스트 패턴을 기록하기 위해 사용된다. 이하에서 상세히 설명될 바와 같이, 결함의 정확한 위치는 도 3a에 도시된 바와 같이 정규 섹터의 위치와 관련하여 찾아지고, 이는 이러한 섹터가 맵핑 루틴 동안 자신들의 PLO 및 싱크 바이트에 의해 나타내지지 않는다 하더라도 맵핑 설계가 완결된 이후 드라이브에 포맷팅된다.

도 4a는 결함 맵핑 설계의 기록 부분의 동작 순서를 도시한다. 기록 동작은 시퀀서 동작(324)으로 시작된다. 이러한 동작시, 마이크로프로세서(142)는 시퀀서에 기록 명령을 전달한다. 이러한 기록 명령은 기록될 각각의 섹터에 대한 정보의 여러 주요부를 포함한다. 정보는 기록할 섹터의 위치, 기록될 데이터 섹터의 크기, 기록될 싱크 바이트의 길이 및 바이트의 관점에서의 데이터 섹터의 크기를 포함한다. 시퀀서 명령에 따라, 마이크로프로세서(142)는 테스트 패턴이 섹터당 바이트의 관점에서 기록되어야할 주파수를 나타내는 판독/기록 채널(146)에 명령을 전달한다.

이러한 결함 맵핑 설계에서, 판독/기록 채널(146)은 일반적으로 2T 패턴으로 공지된 데이터를 테스트 데이터 섹션(309)에 기록한다. 2T 패턴은 디지털화한 사인파와 유사하다. 2T 패턴을 달성하기 위해, 패턴을 형성하는 데이터는 버퍼 동작(326)으로 버퍼내에 위치한다. 기록 동작(328)은 마이크로프로세서(142)가 시퀀서로 하여금 기록 과정을 시작하도록 하면 발생된다. 이러한 명령은 시퀀서가 버퍼로부터의 2T 패턴을 검색하고, 저장 매체상에 인코딩되고 위치하는 판독/기록 채널에 패턴을 제공하는 것을 시작하도록 한다. 2T 패턴이 가해진 후에, 기록 부분이 종결된다.

도3b에 도시된 바와 같이, 기록 부분 중에, 본 발명의 일실시예의 판독/기록 채널(146)은 빈 시프팅(shifting) 공간을 남김 없이 서보 버스트(servo burst)들(303 및 311) 사이의 전체 공간을 채우는 단일 섹터를 생성한다. 프로세스는 어떠한 에러도 발견되지 않을 때 전체 트랙 영역이 사용될 수 있도록 한다. 결함 위치 루틴(routine) 도중에, 일단 결함이 PLO, 싱크 바이트(sync byte), 및 ECC에 의해 점유될 영역 내에 발견되면 포맷에 의해 생성될 정규 섹터가 결함 주변의 섹터를 시프팅시키는 대신 사용불가능인 것으로 플래깅되기 때문에, 시프팅 공간이 존재하지 않는 것이 가능해진다. 이와 같이, 시프팅 공간이 제공되었다면 결함이 존재하느냐에 관계없이 공간이 낭비되었을 것임에 반하여 공간은 결함이 실제로 존재하는 경우에 낭비된다.

도4b는 결함 맵핑(mapping) 구조(scheme)의 판독 부분을 도시한다. 이 부분은, 마이크로프로세서(142)가 시퀀서(sequencer) 및 판독/기록 채널이 PLO, 싱크 바이트(sync byte), 및 시퀀서 동작(330)에서의 각 대형 섹터용 2T 패턴을 포함하는 이전에 기록된 정보를 판독하도록 준비하라는 지령(instruction)을 내릴 때 시작된다. 판독될 각 섹터의 위치, 대형 섹터의 PLO의 길이, 대형 섹터의 싱크 바이트의 길이, 및 데이터 섹터의 크기가 시퀀서에 대한 지령에 포함된다. 또한 ECC 정정을 시도하지 말라는 지령, 재시행(retry)을 시도하지 말라는 지령, 2T 패턴을 검색하기 위해 특정 카운팅(counting) 모드를 이용하라는 지령, 및 결함 위치 정보가 위치하여야 하는 버퍼 내의 위치를 제공하는 지령이 또한 포함된다. 시퀀서의 지령과 함께, 마이크로프로세서(142)는 2T 패턴을 판독하는 주파수를 포함하는 판독/기록 채널에 대한 지령과 특정 결함 모드를 사용하라는 명령(command)을 전송한다.

시퀀서와 판독/기록 채널(146)용 특정 모드는 이들이 정규(normal) 디스크 드라이브 사용을 수행하는 동작과는 상이하다. 판독/기록 채널(146)의 특정 감지 모드는 채널이 판독 프로세스 도중에 수신된 신호의 피크를 결함의 존재를 지시하도록 설정된 신호 임계치(threshold)과 비교하도록 한다. 채널이 신호 임계치 이하의 신호 피크를 감지하는 경우에, 결함 지시기(indicator)가 만들어진다. 이 지시기는 단일 바이트 값을 갖는다. 피크가 신호 임계치 이상인 경우에, 비결함 지시기가 만들어지며, 이것은 상기 비트(bit)가 도달할 수 있는 또다른 값이 된다.초기에 정규 동작 모드에서, 판독/기록 채널은 데이터 비트 값의 존재를 지시하기 위해 NRZ(비영복귀; non-return to zero) 데이터를 시퀀서에 전송한다.

시퀀서의 특정 카운트 모드는 결함을 감지하고 이들의 위치를 적절히 지시하기 위해서 채널로부터 수신된 바이트를 카운트하도록 구성된다. 일단 결함 지시기 바이트가 도착하면 수신된 바이트 값을 추적함에 의해 시퀀서는 버퍼에 결함 마커(marker)를 위치시킬 수 있게 된다. 버퍼 위치에 결함 마커를 위치시키는 것은 마이크로프로세서(142)가 저장 매체 상에 결함 위치를 위치시키는데 요구된다. 버퍼는 각 트랙에 대하여 각 대형 섹터에 대해 지정된 메모리 위치를 갖는다. 시퀀서는 현재 트랙의 각 대형 섹터에 대해 수신된 바이트 수를 카운트하며 이 대형 섹터 및 트랙에 대해 할당된 메모리 위치에 감지된 각 결함에 대하여 상기 카운트 수를 입력시킨다.

일단 시퀀서 및 판독/기록 채널이 판독 준비가 갖춰지면, 마이크로프로세서(142)는 버퍼 동작(332)에서의 시퀀서에 의한 출력으로서 버퍼에 에러를 저장하라고 지령한다. 다음, 마이크로프로세서(142)는 판독 동작(334)에서 시퀀서에 판독 명령을 전달한다. 다음, 시퀀서는 결함이 존재하는지 여부를 지시하는 시퀀서에 바이트 값을 공급하기 시작하는 판독/기록 채널을 트리거시킨다. 시퀀서는 결함 바이트 수를 버퍼의 적절한 위치에 행하게 한다. 일단 모든 2T 패턴이 디스크 드라이브에 대해 판독되면, 루틴(routine)의 판독 부분이 그 공간에 대하여 종결된다.

디스크 드라이브에 대한 결함 위치가 버퍼에 저장된 후에,마이크로프로세서(142)는 결함 전체를 순회(cycle)하는 결함 마킹(marking) 구조를 시작한다. 마이크로프로세서는 맵핑 구조가 완결된 후에 만들어질 트랙 영역의 포맷(format)에 기초하여 결함 위치를 계산하며, 상기 트랙 영역에 수개의 섹터들(도3a에 도시된 바와 같이 PLO, 싱크 바이트, 데이터 섹션, 및 ECC를 각각 갖는 정규 섹터들)이 트랙 상의 인접 서보 버스트(servo burst)들 사이에 존재한다. 마이크로프로세서(142)는 정규 섹터와 결함을 포함하는 이 정규 섹터 내의 바이트 위치를 찾아낸다. 마이크로프로세서(142)는 또한 정규 섹터 및/또는 그의 후미(trailing) 정규 섹터가 사용가능하지 않은 것으로 마크하여야 하는지 여부를 감지한다. 루틴은 분석되는 현재 트랙 영역에 에러가 발견되었는지를 감지하는 질의(query) 동작(402)에서 시작된다. 버퍼에 저장된 프로그래밍에 의해 마이크로프로세서(142)는 고려중인 현재 트랙 영역에 관련된 정보를 포함하는 버퍼 내의 영역을 인식할 수 있으며 마이크로프로세서(142)는 이에 따라 이 정보를 액세스한다.

질의 동작(402)이 두 개의 인접 서보 버스트들 사이의 현재 트랙 영역에서 에러를 발견하지 못하는 경우에, 이 영역에 대한 루틴이 종결된다. 마이크로프로세서(142)는 모든 트랙 영역들이 아직 분석되지 않았다면 다음 두 개의 인접 서보 버스트들 사이의 다음 트랙 영역에 대해 다시 루틴을 시작할 것이다. 질의 동작(402)이 현재 트랙 영역에서 에러를 발견하면, 제어가 위치 동작(404)으로 이동하게 된다. 이 동작에서, 마이크로프로세서(142)는 버스트 ID와 버퍼에 기록된 에러의 바이트 수를 참조하여 트랙 영역 내의 에러 위치를 결정한다.

버퍼 내에 저장된 에러의 바이트 수를 이용하여, 섹터 동작(406)은 어느 정규 섹터와 이 정규 섹터 내의 어느 바이트가 에러를 포함하는지를 계산한다. 섹터는 먼저 대형 섹터의 PLO 및 싱크 바이트 길이를 정규 섹터의 길이로부터 감산(subtraction)되어 제1 값을 얻음에 의해 발견된다. 이것은 PLO와 싱크 바이트를 형성하는 바이트가 바이트 수를 이루는 바이트 카운트에 카운트되지 않았기 때문에 행해진다. 다음, 제1 값이 버퍼 내에 저장된 초기 감지 카운트 수인 에러의 바이트 수로부터 감산되어 새로운 감지 카운트 수가 얻어진다.

정규 섹터의 길이가 최종 새로운 결함 카운트 수에서 감산되어 다른 새로운 결함 카운트 수가 얻어진다. 상기 감산이 제로 또는 각 감산 후에 얻어진 새로운 결함 카운트 수를 갖는 음의 값에 도달할 때까지 필요한 횟수만큼 반복된다. 제로 또는 음의 값에 도달하는데 요구되는 초기 결함 카운트 수로부터의 감산의 횟수는 결함을 포함하는 버스트들 사이의 트랙 영역 내의 정규 섹터를 지시한다. 다음, 음의 수 또는 제로에 도달하기 전에 만들어진 최종 새로운 결함 카운트 수 바이트를 저장함에 의해 바이트가 발견된다.

예를들어, 정규 섹터 길이가 600 바이트이고 버스트들 사이의 트랙 영역이 세 개의 정규를 섹터를 포함한다고 가정해 보자. 따라서, 대형 섹터는 폭이 1800 바이트가 된다. 대형 섹터의 PLO 및 싱크 바이트가 전체 20 바이트를 점유한다고 가정하고, 현재 결함에 대하여 버퍼 내에 저장된 초기 결함 카운트 수(에러 바이트 수)가 1100이라고 가정하자.

600에서 20을 빼면 결함의 에러 바이트 수로부터의 첫 번째로 감산될 숫자를 제공하는 580이 남는다. 1100에서 580을 한번 빼면 520이 남고 이것은 첫 번째 새로운 결함 카운트 수가 된다. 520에서 정규 섹터 길이 또는 주파수인 600을 한번 빼면 음수 80이 남는다. 따라서, 마이크로프로세서(142)는 상기 바이트 수로부터의 2회의 감산이 필요한 것이었고 결함이 두 번째 정규 섹터에 존재하는 것으로 결정한다. 정규 섹터 내의 바이트 위치는 음의 수에 도달하는 경우에 감산되었던 최종 새로운 결함 카운트 수이며, 이 경우에는 520이다. 마이크로프로세서(142)는 정규 섹터 2와 현재 트랙 영역의 바이트 위치 520이 결함을 갖는다는 것을 알게된다.

섹터 및 바이트 위치가 결정된 후에, 질의 동작(408)이 결함을 포함하는 섹터가 이미 사용불가능한 것으로 마크되었는지 여부를 감지한다. 섹터는 섹터 내의 에러가 현재의 에러에 우선하고 이 우선 에러가 상기 섹터를 마크되게 하였다면 미리 마크될 수 있었을 것이다. 이하에서 설명되는 바와 같이, 섹터는 또한 결함을 포함하는 섹터가 현재 섹터의 시작에 너무 가깝게 위치했다면 미리 마크될 수 있었다. 이러한 방식으로 섹터가 사용불가능한 것으로 마크하는 것은 우선 섹터의 결함이 현재 섹터의 PLO 및/또는 싱크 바이트로 성장하는 경우에 섹터가 장차 손상되는 것으로부터 보호한다. 본 발명의 일실시예에서, 결함이 PLO 섹션, 싱크 바이트 섹션, 또는 ECC 섹션에 존재하는 경우에 섹터가 사용불가능한 것으로 마크된다. 이 실시예에서, 데이터 섹션 내의 결함이 ECC에 의해 보상될 수 있는 것으로 가정된다. 다른 실시예에서는 섹터가 사용불가능한 것으로 마크되기 전에 내부에 위치하는 결함 및 섹션을 식별할 수 있다.

질의 동작(408)이 정규 섹터가 마크되지 않은 것으로 감지하면, 동작은 마크동작(410)으로 이동된다. 이 동작은 동작(406)에서 사용불가능한 것으로 결정된 현재 정규 섹터를 플래깅한다. 다음, 제어가 질의 동작(412)으로 이동한다. 질의 동작(408)이 정규 섹터가 이미 마크된 것으로 감지한 경우에, 제어가 마크 동작(410)을 바이패스(bypass)하여 질의 동작(412)으로 직접 진행한다.

결함의 상대적 크기가 고려되는 경우에, 마이크로프로세서(142)는 버퍼에 공급된 판독/기록 채널로부터 연속 에러 바이트의 수를 발견함에 의해 결함의 길이를 결정할 수 있다. 한 질의 동작이 이 단계를 예시하기 위해 질의 동작(408)과 마크 동작(410) 사이에 삽입될 수 있다. 이 질의 동작은 결함을 포함하는 섹션으로 알려진 유의(significant) 결함의 기지 최소 크기에 결함의 크기를 비교함에 의해 결함이 유의할 정도인지 여부를 결정할 수 있다. 유의 결함에 대해, 동작이 마크 동작(410)으로 이동된다. 비유의(insignificant) 결함에 대하여, 제어가 직접 질의 동작(412)으로 진행된다.

대형 섹터가 임의의 추가 에러를 포함하는지를 결정하기 위해 질의 동작(416)으로 직접 이동하는 대신에, 제어는 에러가 다음 정규 섹터의 시작에 너무 근접하여 위치하는지를 검사하는 질의 동작(412)으로 이동한다. 에러가 너무 근접하는지 여부를 결정하는데 사용되는 거리 임계치는 설계적 선택에 속한다. 통상적으로, 이 거리 임계치는 10 내지 15 바이트 사이에서 설정되며 바이트 밀도의 증가에 따라 증가될 수 있다. 따라서, 후미 정규 섹터의 시작 전에 결함이 선택된 바이트 수 내에 존재한다면, 결함이 너무 근접된 것이고 동작은 마크 동작(414)으로 이동된다. 이 동작은 후미 정규 섹터가 사용불가능한 것으로 플래깅하며 이에의해 후미 정규 섹터의 성장으로 인한 손상이 회피된다. 다음, 제어가 질의 동작(416)으로 이동된다.

질의 동작(412)이 결함이 후미 정규 섹터에 우선하는 선택된 수의 바이트 내에 존재하지 않는 것으로 결정한다면, 후미 정규 섹터는 사용불가능한 것으로 마크되지 않을 것이며 제어가 직접 질의 동작(416)으로 계속된다. 질의 동작(416)에서, 마이크로프로세서(142)는 현재 대형 섹터가 임의의 추가의 에러를 포함하는지 여부를 결정한다. 이 경우, 제어는 에러 동작(404)으로 복귀된다. 대형 섹터가 더 이상 에러를 포함하지 않는 경우에, 현재 대형 섹터 트랙 영역에 대한 루틴이 종결된다. 마이크로프로세서(142)는 무든 대형 섹터 트랙 영역이 이미 분석되지 않았다면 다음 대형 섹터에 대한 루틴을 재개할 것이다.

일단 정규 섹터들이 사용가능 또는 사용불가능한 것으로 적절히 마크되었다면, 마이크로프로세서는 사용자 데이터를 저장 매체에 언제 판독 및 기록할 지를 포맷팅한 후에 정규 섹터들이 스킵(skip)되어야 하는지 여부를 알수 있게 된다. 에러를 갖는 정규 섹터를 사용불가능한 것으로 마킹함에 의해 디스크 드라이브 손상이 회피된다. 에러가 정규 후미 섹터에 너무 근접한 경우에 현재 에러를 갖는 정규 섹터를 후행하는 정규 섹터를 사용불가능한 것으로 마크함에 의해 장래의 디스크 드라이브 손상이 회피된다. 선행하는 정규 섹터가 사용불가능한 것으로 마크할 것인지 여부를 결정하기 위해 선행 정규 섹터의 말단에 결함이 너무 근접하여 존재하는지 여부를 감지할 필요가 없어진다. 선행 정규 섹터의 ECC 부분이 선행 정규 섹터의 ECC 부분으로 성장하는 에러를 맡을 수 있게 된다.

본 발명의 예시적인 실시예는 디스크 드라이브의 저장 매체 상에서 결함을 맵핑(mapping)하기 위한 방법을 포함한다. 이 방법은 결함의 위치를 계산하는 행위를 포함한다(406). 결함의 위치에 대응하는 현재의 섹터가 사용불가능한 것으로 플래깅된다(410). 현재 섹터에 인접하는 섹터에 대한 결함 위치의 거리가 거리 임계치과 비교된다(412). 상기 거리가 거리 임계치 이하인 경우에 인접 섹터가 사용불가능한 것으로 플래깅된다(414).

본 발명의 예시적인 실시예들은 또한 디스크 드라이브의 저장 매체 상의 결함을 맵핑하는 제어 시스템을 포함한다. 제어 시스템은 결함과 결함 위치를 감지하기 위해 저장 매체로부터 신호를 판독하는 판독/기록 채널(146)을 포함한다. 프로세서(142)는 결함 위치의 함수로서 저장 매체 상의 결함의 위치를 계산한다. 프로세서(142)는 결함 위치에 대응하는 섹터를 사용불가능한 것으로 플래깅하고 인접 섹터에 대한 결함의 거리를 거리 임계치에 대하여 비교한다. 프로세서(142)는 상기 거리가 거리 임계치 이하인 경우에 인접 섹터를 사용불가능한 것으로 플래깅한다.

또한, 본 발명의 실시예들에는 디스크 드라이브의 저장 매체 상의 결함을 맵핑하는 다른 방법이 포함된다. 상기 방법은 저장 매체를 채우는 다수의 대형 섹터를 형성하는 것을 포함한다(328). 기준 데이터가 저장된 데이터를 형성하도록 대형 섹터(328)에 기록된다. 저장된 데이터가 재판독되며(334) 기준 데이터와 비교하여 에러를 감지한다. 각 결함의 바이트 수가 발견된다(334). 정규 섹터와 결함의 바이트 위치가 섹터 주파수를 결함의 바이트 수에서 감산함에 의해계산된다(406). 결함 위치에 대응하는 정규 섹터가 사용불가능한 것으로 플래깅된다(410). 상기 방법은 거리 임계치에 대하여 인접 섹터에 대한 결함의 거리를 비교하는 것을 더 포함할 수 있다(412). 인접 섹터는 거리가 거리 임계치 이하인 경우에 사용불가능한 것으로 플래깅된다(414).

본 발명이 위에서 설명하였고 또한 내재되어 있는 목적 및 이점을 달성하도록 적응될 수 있음이 명백할 것이다. 바람직한 실시예가 개시를 위한 목적으로 설명되었으나, 다양한 변화들이 청구범위에 의해 정해지는 본 발명의 사상 내에서 당업자에게 용이하게 도출될 수 있을 것이다.

Claims

디스크 드라이브의 저장 매체 상의 결함들을 맵핑(mapping)하기 위한 방법으로서,

a) 결함의 위치를 계산하는 단계;

b) 상기 결함을 포함하는 현재 섹터에 인접하는 섹터에 대한 상기 결함의 상기 위치의 거리를 거리 임계치에 대하여 비교하는 단계; 및

c) 상기 거리가 상기 거리 임계치 이하인 경우에 상기 인접 섹터를 사용불가능한 것으로 플래깅하는(flag) 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 결함 맵핑 방법.
제 1 항에 있어서, d) 상기 결함을 포함하는 상기 현재 섹터를 사용불가능한 것으로 플래깅하는 단계를 더 포함하는 것을 특징으로 하는 결함 맵핑 방법.
제 1 항에 있어서,

e) 상기 저장 매체에 테스트 패턴을 기록하는 단계;

f) 판독 신호를 생성하기 위해 상기 테스트 패턴을 판독하는 단계; 및

g) 신호 임계치에 대하여 상기 판독 신호를 비교하여 결함을 감지하는 단계를 더 포함하는 것을 특징으로 하는 결함 맵핑 방법.
제 3 항에 있어서, 상기 테스트 패턴이 2T 패턴인 것을 특징으로 하는 결함 맵핑 방법.
제 3 항에 있어서, 상기 디스크 드라이브는 버퍼를 포함하며, 상기 저장 매체에 테스트 패턴을 기록하는 단계 e)는,

e(ⅰ) 상기 버퍼에 프로그래밍과 상기 테스트 패턴을 저장하는 단계; 및

e(ⅱ) 상기 버퍼로부터 상기 테스트 패턴을 검색하고 상기 저장 매체에 상기 테스트 패턴을 기록하도록 상기 프로그래밍을 실행하는 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 결함 맵핑 방법.
제 2 항에 있어서,

d(ⅰ) 에러 정정 코드에 의해 상기 결함의 상기 위치가 보상될 수 있는지 여부를 감지하는 단계; 및

d(ⅱ) 상기 보상이 가능하지 않은 경우에 상기 결함을 포함하는 상기 현재 섹터를 사용불가능한 것으로 플래깅하는 단계를 더 포함하는 것을 특징으로 하는 결함 맵핑 방법.
제 1 항에 있어서, 상기 거리 임계치가 15 바이트인 것을 특징으로 하는 결함 맵핑 방법.
제 1 항에 있어서, 상기 계산 단계 (a)가,

a(ⅰ) 정규 섹터 길이에 대응하는 바이트의 수를 초기 결함 카운트 수로부터 감산하고 각 감산 후에 새로운 결함 카운트 수를 생성하도록 반복적으로 수행하고 제로 또는 음수에 도달할 때까지 상기 감산을 반복하는 단계;

a(ⅱ) 제로 또는 음수에 도달하는데 필요한 감산의 횟수를 카운팅하여 결함있는 정규 섹터를 발견하는 단계; 및

a(ⅲ) 제로 또는 음수에 도달하기 전에 생성된 마지막 새로운 결함 카운트 수를 저장하여 상기 결함있는 정규 섹터 내의 결함있는 바이트 위치를 발견하는 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 결함 맵핑 방법.
디스크 드라이브의 저장 매체 상의 결함들을 맵핑하는 제어 시스템으로서,

상기 저장 매체로부터 신호를 판독하여 현재 섹터 내의 결함과 상기 결함의 위치를 감지하는 판독/기록 채널; 및

상기 결함 위치의 함수로서 상기 저장 매체 상의 상기 결함의 위치를 계산하고, 상기 결함을 포함하는 현재 섹터에 인접하는 섹터에 대한 상기 결함의 상기 위치의 거리를 거리 임계치에 대하여 비교하고, 상기 거리가 상기 거리 임계치 이하인 경우에 상기 인접 섹터를 사용불가능한 것으로 플래깅하는 프로세서를 포함하는 것을 특징으로 하는 제어 시스템.
제 9 항에 있어서, 상기 결함이 에러 정정 코드에 의해 보상될 수 없는 위치에 존재하는 경우에 상기 프로세서가 상기 결함을 포함하는 상기 현재 섹터를 사용불가능한 것으로 플래깅하는 것을 특징으로 하는 제어 시스템.
제 9 항에 있어서,

상기 프로세서를 위한 프로그래밍과 테스트 패턴을 저장하는 버퍼; 및

상기 버퍼로부터 테스트 패턴을 수신하고, 상기 테스트 패턴을 상기 판독/기록 채널에 제공하고, 상기 판독/기록 채널에 상기 테스트 패턴을 기록할 것을 지령하는 시퀀서를 더 포함하는 것을 특징으로 하는 제어 시스템.
제 11 항에 있어서, 상기 테스트 패턴이 2T 패턴인 것을 특징으로 하는 제어 시스템.
제 10 항에 있어서, 상기 프로세서는 에러 정정 코드가 상기 결함을 보상할 수 있는지 여부를 감지하고 상기 보상이 가능하지 않은 경우에 상기 결함을 포함하는 상기 현재 섹터를 사용불가능한 것으로 플래깅하도록 구성되는 것을 특징으로 하는 제어 시스템.
제 9 항에 있어서, 상기 프로세서는, 정규 섹터 길이에 대응하는 바이트의 수를 초기 결함 카운트 수로부터 감산하고 각 감산 후에 새로운 결함 카운트 수를 생성하도록 반복적으로 수행하고 제로 또는 음수에 도달할 때까지 상기 감산을 반복하고, 제로 또는 음수에 도달하는데 필요한 감산의 횟수를 카운팅하여 결함있는 정규 섹터를 발견하고, 제로 또는 음수에 도달하기 전에 생성된 마지막 새로운 결함 카운트 수를 저장하여 상기 결함있는 정규 섹터 내의 결함있는 바이트 위치를 발견함에 의해 상기 결함의 상기 위치를 계산하도록 구성되는 것을 특징으로 하는 제어 시스템.
디스크 드라이브의 저장 매체 상의 결함들을 맵핑하기 위한 방법으로서,

a) 저장 매체를 채우는 다수의 인접 테스트 섹터를 형성하는 단계;

b) 저장된 데이터를 형성하도록 상기 테스트 섹터에 기준 데이터를 기록하는 단계;

c) 상기 테스트 섹터에 의해 포함된 상기 저장된 데이터를 판독하는 단계;

d) 상기 기준 데이터와 판독된 상기 저장된 데이터를 비교하여 결함을 감지하는 단계;

e) 각 결함에 대한 바이트 수를 저장하는 단계;

f) 섹터 주파수를 결함에 대한 상기 바이트 수로부터 감산하여 상기 결함의 정규 섹터 위치를 발견하는 단계; 및

g) 상기 정규 섹터 위치에 대응하는 정규 섹터를 사용불가능한 것으로 플래깅하는 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 결함 맵핑 방법.
제 15 항에 있어서,

h) 상기 결함을 포함하는 현재 정규 섹터에 인접하는 인접 정규 섹터에 대한 상기 정규 섹터 위치의 거리를 거리 임계치에 대하여 비교하는 단계: 및

i) 상기 거리가 상기 거리 임계치 이하인 경우에 상기 인접 정규 섹터를 사용불가능한 것으로 플래깅하는 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 결함 맵핑 방법.
디스크 드라이브의 저장 매체 상의 결함들을 맵핑하는 제어 시스템으로서,

상기 저장 매체로부터 신호를 판독하고 신호 임계치에 대하여 상기 신호를 비교하여 현재 섹터 내의 결함을 감지하는 단계; 및

상기 판독/기록 채널과 통신하여 상기 결함의 위치를 발견하고, 상기 인접 섹터에 대한 상기 결함의 상기 위치의 거리가 거리 임계치 이하인 경우에 상기 현재 섹터에 인접하는 인접 섹터를 사용불가능한 것으로 플래깅 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 제어 시스템.