JPH03260955A - ディスクシステムにおけるスキップ処理方法 - 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】 〔概要］ 磁気ディスクや光ディスクに記録されているブロックの
うち欠陥のあるブロックを見つけると、一つずらしてブ
ロックを割り当てるスキップ処理方法に関し、 記録／再生の性能を低下せずにディスクのアクセスを可
能とすることを目的とし、 ディスクに形成された多数のブロックのうち欠陥ブロッ
クを通常の記録／再生動作に先立ち予め検索し、欠陥ブ
ロックが見つかったときは該欠陥ブロックの代りに該欠
陥ブロックの次の正常ブロックを使用する処理を行なう
ディスクシステムにおけるスキップ処理方法において、
前記欠陥ブロックの検索により、検索した欠陥ブロック
のセクタアドレスと次の欠陥ブロックまでのセクタ数ど
ずれの大きさとを対応させたディフェクトマツプを作成
する表作成手段と、記録／再生コマンドと記録／再生す
べきブロックの最初のブロックアドレスにと処理ブロッ
ク数しとを受領し、パイナリサーヂにより該ディフェク
トマツプ中の該セクタアドレスのうち該最初のブロック
アドレスにに近いセクタアドレスＡＴ１１とずれの大き
さＭを求めるディフェクトマツプリーチ手段と、該ずれ
の大きさＭと前記ブロックアドレスにとに基づいて前記
ディスク上における該ブロックアドレスにに相当するト
ラック装置を算出するトラック位置算出手段とを含むよ
うに構成する。

〔産業上の利用分野〕

本発明はディスクシステムにおけるスキップ処理方法に
係り、特に磁気ディスクや光ディスクに記録されている
ブロックのうち、欠陥のあるブロックを見つけると、一
つずらしてブロックを割り当てるスキップ処理方法に関
する。

磁気ディスク装置や光デイスク装置では、使用する媒体
（すなわち、磁気ディスクや光ディスク）上に同心円状
又は渦巻状にデータを記録するためのトラックが形成さ
れている。各トラックは第７図（Ａ）及び（Ｂ）に模式
的に示す如く、インデックスで始まりインデックスで終
わり、また各トラックは細かくセクタに分割されている
。各セクタ（ブロックともいう）は第８図に模式的に示
す如く、ＩＤ部１とデータ部２とに分けられ、ＩＤ部１
にセクタのアドレスとトラックのアドレスが書かれ、デ
ータ部２には一定の長さのデータが書かれる。また、Ｉ
Ｄ部１及びデータ部２の前後には、回転変動やデータ書
き込み時〈記録時〉のタイミング誤差からデータを保護
するためにギャップ３が設けられている。

このようなフォーマットで記録／再生されるディスク（
媒体）において、傷その他の原因で正常に再生データが
得られないブロックが存在する場合、そのような欠陥ブ
ロックは記録／再生に使用しないようにして、交代のブ
ロックを割り当てるが、その際、欠陥ブロックの検索に
できるだけ時間がかからないようにする必要がある。

（従来の技術） 欠陥ブロックの代りに別の正常なブロックを割り当てる
方法として、従来より■スキップ処理と■リニア処理の
２つの方法が知られている。スキップ処理は物理的に連
続する各セクタに順次付されたセクタ番弓のうち、第９
図に示す如くセクタアドレス゛４″が上記欠陥ブロック
の位置を示しているものとすると、その欠陥ブロックを
１つずらしてセクタアドレス゛５″のセクタを使用する
方法で、使用するセクタにブロックアドレスを付す。従
って、ここでは、ブロックアドレス“４゛′はセクタア
ドレス゛５″のセクタ（ブロック）を示している。

一方、リニア処理は通常の記録／再生に使用する領域以
外に交代用セクタが記録された交代エリアをディスク上
に予め確保しておき、第１０図に示す如く、欠陥ブロッ
クに代えてその交代エリアのブロックを割り当て欠陥ブ
ロックのセクタアドレスを、交代したブロックのブロッ
クアドレスとする処理である。

上記の欠陥ブロックを含むディスクを使用して、正常に
データの記録（書き込み）／再生（読み取り）を行なう
ためには、制御装置が通常の記録／再生に先立って欠陥
ブロックの位置を正確に認識する必要がある。

通常、５Ｃ８Ｉインタフエースを使用した装置では、リ
ードコマンド、ライトコマンドが使用される。その場合
にどこのブロックに対して記録／再生を行なうかはブロ
ックアドレスで指定される。

更にそのブロックからの処理ブロック数も指定される。

制御装置は実際の記録／再生動作のためには、トラック
アドレスとセクタアドレスを知る必要がある。そのため
制御装置内のメモリにはスキップ処理の場合は第１１図
（Ａ）に、又リニア処理の場合は同図（Ｂ）に示す如き
フォーマットの欠陥情報が書かれていて、制御装置はそ
れを読み取ることによって欠陥ブロックを回避して正常
なセクタにのみデータの記録／再生動作を行なわせる。

ここで、スキップ処理はリニア処理に比べて、特別に交
代エリアを設ける必要はないので、ディスクの記録／再
生面をより有効に使用でき、また第１１図＜Ａ＞、（Ｂ
）に示したようにメモリに記憶する欠陥情報の情報ビッ
ト数も少ないという利点を有する。本発明はこのスキッ
プ処理に関する。

〔発明が解決しＪ：うとする課題〕

しかるに、スキップ処理の場合はブロック番号と実際の
トラックアドレス、セクタアドレスが欠陥ブロックの数
によってずれてくる。第９図の例では、ブロックアドレ
ス゛４″以降のブロックアドレスとセクタアドレスとに
ずれが生じる。いくつずれるかは、コマンドで指定され
たブロックアドレスより以前に欠陥ブロックがいくつあ
るかによって決まる。そのためには、欠陥情報を一番初
めから検索して欠陥ブロックの数を数えることが必要と
なる。

このため、従来のスキップ処理では、欠陥ブロックの数
が少ないときは検索に時間がかからないから、記録／再
生動作の性能が低下しないが欠陥ブロックの数が成る数
取上に増加すると、欠陥ブロックの検索に時間がかかり
記録／再生動作の性能が低下してしまう（例えば欠陥ブ
ロックの数が２００個ぐらいであれば、平均して１００
回ぐらいのメモリアクセスとデータの比較が必要となる
）。

本発明は上記の点に鑑みなされたもので、記録／再生の
性能を低下させずにディスクのアクセスを可能とするデ
ィスクシステムにおけるスキップ処理方法を提供するこ
とを目的とする。

〔課題を解決するための手段〕

第１図は本発明方法の原理説明図を示す１１本発明は通
常のスキップ処理方法に、表作成手段１１゜ディフェク
トマツプサーチ手段１２及びトラック位置算出手段１３
を有する構成としたものである。

ここで、表作成手段１１は欠陥ブロックの検索により、
検索した欠陥ブロックのセクタアドレス（トラックのア
ドレスとセクタのアドレスより構成）と次の欠陥ブロッ
クまでのセクタ数とずれの大きさとを対応させたディフ
ェクトマツプを作成する。

また、ディフェクトマツプサーチ手段１２は記録／再生
コマンドと記録／再生すべきブロックの最初のブロック
アドレスにと処理ブロック数りとを受領し、バイナリサ
ーチによりディフェクトマツプ中のセクタアドレスのう
ち上記ブロックアドレスにに近いセクタアドレスＡＴｎ
とずれの大きさＭを求める。しかる後に、本発明ではト
ラック位置算出手段１３により、ずれの大きさＭとブロ
ックアドレスにとに基づいてディスク上におＣノるブロ
ックアドレスにに相当するトラック位置を算出する。

〔作用〕

本発明では表作成手段１１によりディフェクトマツプを
まず作成する。ここで、ディスクの１−ラックの状態が
第２図に示す如く、セクタアドレスＡｍとセクタアドレ
スΔｍ＋１の夫々のブロックに欠陥があるものとすると
、表作成手段１１は欠陥ブロックのセクタアドレスＡａ
と次の欠陥アドレス（セクタアドレスＡｍ＋１）までの
ブロック数Ｌｍとずれの大きさＭ（これはセクタアドレ
スＡＴＩ＋以前の欠陥ブロック数によって決まる）とを
対応させたディフェクトマツプを作成する。

次にディフェクトマツプサーチ手段１２により上記のデ
ィフェクトマツプ中からバイナリサーチにより記録／再
生すべきブロックの最初のブロックアドレス（第２図に
Ｋで示す〉に近いセクタアドレスとずれの大きさＭを求
めた後、トラック位置算出手段１３によりブロックアド
レスにに相当　０ するディスク上におけるトラック位置くすなわち、トラ
ックアドレスとセクタアドレス）を算出する。

その後、従来と同様にして、算出されたトラック位置か
らデータの記録／再生が行なわれる。なお、記録／再生
すべき複数のブロック内に上記の欠陥ブロックが存在す
る場合は、その欠陥ブロックの前後の各ブロックに分割
して記録／再生を行なう。

一般にＮ個の項目をバイナリザーヂする場合のサーヂ回
数は最大でもｅＯ！Ｊ２Ｎ回であり、よって、このサー
ヂ回数はＮが５以上の場合にはＮ／２より小である。

〔実施例〕

第３図は本発明の一実施例の動作説明用フローチャー１
・を示す。また、第４図は本発明方法を実現する制御装
置の一実施例の構成図を示す。本実施例は第３図に示す
フローチャー１−に従った動作を行なうものであり、こ
れは第４図の制ｍ装置４０にｊ：・）で実現される。そ
こで、まず制御装置４０の構成について第４図と共に説
明する。制御部＠４０はディスク（以下、光ディスクを
例にとって説明する）に対してデータの記録／再生を行
なう装置（ドライブ）に接続される一方、記録／再生の
別、及びどのブロックからどのブロックまで記録／再生
を行なうかの指示を行なう上位装置（図示せず）とに接
続されている。

４１は上記上位装置との間のデータ転送を制御する上位
装置インタフェース、４２はデータのバッファ、４３は
ドライブインタフェースで、バッファ４２と上記ドライ
ブとのインタフェースをとる。バッファ４２は再生（リ
ード：ＲＥ’ＡＤ＞コマンドが上位装置から発行された
場合には、ドライブで読み取られたデータがドライブ・
インタフェース４３を介して入力され、これを王位装置
インタフェース４１を介して上位装置へ転送する。他方
、記録（ライト：ＷＲＩＴＦ＞コマンドが上位装置から
発行された場合には、上位装置から上位装置インタフェ
ース４１を介してバッフｐ４２に入力されたデータは、
更にこのバッファ４２から１ ２ ドライブインタフェース４３を経由してドライブへ転送
される。

ＭＰＵ４５は制御部＠４０の全体を制御するもので、バ
ッファ制御部４４を介してバッファ４２を制御したり、
上位装置インタフェース４１を介して送られてきたコマ
ンドを解釈して実行する。

ＭＰＵ４５を動かす命令が、制御記憶部４６にマイクロ
コードとして格納されている。ＭＰＵ４５はコマンドを
受領すると、それがドライブに対する命令であると解釈
したときはドライブインタフェース４３を介してドライ
ブへ細かい命令を送る。

また、ＭＰｔＪ４５はディフェクトマツプ用メモリ４７
にディフェクトマツプ情報を書き込んだり、読み出した
りする。

次に制御装置４０内のＭＰＵ４５の動作について第３図
、第５図及び第６図と共に説明する。第３図において、
ＭＰＵ４５がドライブからのノットレディーツーレディ
ー　（Ｎｏｔ　　Ｒｅａｄｙ　　ｔ。

Ｒｅａｄｙ）の割り込みを検出するどくステップ２１）
、媒体くここでは光ディスク）の全１−ラックに対して
所定データの記録と再生を行なって欠陥ブロックを検索
させ、それに基づいてディフェクトマツプを作成し、そ
れを第４図のディフェクトマツプ用メモリ４７に格納す
る〈ステップ２２）。

このステップ２２が前記した表作成手段１１に相当する
。

上記デイフェン１〜マツプは第５図に示づ−如く、スキ
ップ処理識別子５１．欠陥ブロックの数５２の各欄があ
り、また欠陥ブロックのあるセクタアドレスへ１〜Ａｎ
と、次の欠陥ブロックまでのブロック数（距離）１−１
〜Ｌｈと、ずれの大きさ１〜Ｎとが夫々各欠陥ブロック
毎に対応して配置された対応表である。

次に、上記のディフェクトマツプ作成後、ステップ２３
で媒体に対してリード／ライト（記録／再生）可能な状
態としく媒体の回転数を定常回転数まで上げるなど〉、
ステップ２４で上位装置からリード／ライトのコマンド
を受は付ける。続いて、上位装置から送られてきた、記
録／再生すべきブロックの最初のブロックアドレスにと
、記録　３ ４ ／再生すべきブロックの数りとを受領しくステップ２５
〉、バイナリサーチによりＫとメモリ４７から読み出し
たディフェクトマツプのセクタアドレスとを比較し、隣
接する２つの欠陥ブロックを示すセクタアドレスＡＴＩ
ＩとＡｍ＋１　との間に、ブロックアドレスＫが入るよ
うなＡ７１１を求める（ステップ２６〉。そして、この
セクタアドレスＡｒｒｌに対応するずれの大きさＭを第
５図のディフェクトマツプから求める（ステップ２７）
。以上のステップ２５〜２７が前記したディフェクトマ
ツプサーチ手段１２に相当する。

次に、ブロックアドレスにとずれの大きさＭとのｆＯ（
Ｋ＋Ｍ）を１トラック当りのセクタ数で除して得られる
商をトラックアドレスとして算出しくステップ２８）、
その余りをセクタアドレスとして算出する（ステップ２
９）。すなわち、このステップ２８及び２９が前記トラ
ック位置算出手段１３に相当し、記録又は再生すべきブ
ロック群の最初のブロックアドレスにに相当する、媒体
上のトラック位置が求められる。

次に、ブロックアドレス１〈から始めてＬブロック記録
／再生する場合に、処理の途中で次の欠陥ブロックに遭
遇するかをディフェクトマツプから判定する（ステップ
３０．３１＞。

処理の途中で次の欠陥ブロックに遭遇しない場合は、ト
ラック状態とブロックアドレスにとの関係は第６図（Ａ
）に示す如くになっている場合であり、このとぎＭＰｔ
Ｊ４５はステップ２８．２９で算出したブロックアドレ
スＫを示す媒体のトラック位置に、ドライブ内のヘッド
を位置付け、そこからしブロック分記録／又は再生を行
なってデータ転送を行ない（ステップ３２）、データ転
送終了でコマンド処理終了となる（ステップ３３）。

他方、処理の途中で次の欠陥ブロックに遭遇する場合は
、トラック状態とブロックアドレスにどの関係は第６図
（Ｂ）に示す如くになっている場合であり、このときＭ
ＰＬＩ４５はブロックアドレスＫから次の欠陥ブロック
があるアドレスＡ　ｍ＋１までのブロック数之１と残り
のブロック数之２に分割する（ステップ３４）。すなわ
ち、Ｌ−ｅ５ ６ ＋之２である。続いて、ＭＰＵ４５はブロックアドレス
Ｋを示す媒体の１〜ラック位置に前記ヘッドを位置付け
、そこから２，１ブロック分のデータを転送させ（ステ
ップ３５）、その後ブロックアドレス（Ｋ＋ｅ１）を示
す媒体のトラック位置にヘッドを位置付け、そこから之
２ブロック分のデータを転送さ一１！（ステップ３６）
、その転送の終了で処理終了となる（ステップ３７〉。

このように、本実施例によれば、ディフェクトマツプを
設けることにより、検索のためのメモリアクセスの回数
を少なくできる。例えば欠陥ブロックの数が２００個ぐ
らいのときは従来は平均１００回ぐらいメモリアクセス
が必要であったが、本実施例では約８回（’＝　ｅ　０
ｇ２２００）のメモリアクセスで済み、大幅にメモリア
クセス回数を少なくできるから、記録／再生コマンド処
理の性能の低下を防止することができる。

〔発明の効果〕

上述の川＜、本発明によれば、欠陥ブロック位置、欠陥
ブロックから次の欠陥ブロックまでの範囲を示す情報、
及び欠陥ブロックがあるときと全くないときとの物理ア
ドレス（トラックアドレス、セクタアドレス）のずれを
対応表として覚えておき、その表をバイナリ勺−ヂする
ことによって記録／再生の開始ブロックアドレスに相当
するディスク上の物理的トラック位置を目算するように
しているため、欠陥ブロック検索のためのメモリアクセ
ス回数を少なくでき、このことから記録／再生のコマン
ド処理の性能を低下させることなく、ディスクのアクセ
スを可能にできる等の特長を有するものである。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明方法の原理説明図、 第２図はトラック状態の説明図、 第３図は本発明の一実施例の動作説明用フロチャート、 第４図は本発明方法を実現する制御ｌ装慟の一実施例の
構成図、 ７ ８ 第５図はディフェクトマツプの一例を示す図、第６図は
トラック状態とブロックアドレスにとの関係の各個を示
す図、 第７図はトラックのフォーマット説明図、第８図はセク
タフォーマットの説明図、第９図はスキップ処理説明図
、 第１０図はリニア処理説明図、 第１１図は欠陥情報フォーマット説明図である。 図において、 １１は表作成手段、 １２はディフエクトマップザーチ手段、１３はトラック
位置算出手段、 ４５はマイクロプロセッサ（ＭＰＵ）、４７はデイフェ
ン１〜マツプ用メモリ をボす。 本発明方法の原理説明図 第１ｖＡ Ｑ＋１ ブロック番号４ ６ ノニア処理説明図 第１０図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 ディスクに形成された多数のブロックのうち欠陥ブロッ
   クを通常の記録／再生動作に先立ち予め検索し、欠陥ブ
   ロックが見つかったときは該欠陥ブロックの代りに該欠
   陥ブロックの次の正常ブロックを使用する処理を行なう
   ディスクシステムにおけるスキップ処理方法において、 前記欠陥ブロックの検索により、検索した欠陥ブロック
   のセクタアドレスと次の欠陥ブロックまでのセクタ数と
   ずれの大きさとを対応させたディフエクトマツプを作成
   する表作成手段（１１）と、記録／再生コマンドと記録
   ／再生すべきブロックの最初のブロックアドレスＫと処
   理ブロック数Ｌとを受領し、バイナリサーチにより該デ
   ィフエクトマップ中の該セクタアドレスのうち該最初の
   ブロックアドレスにに近いセクタアドレスＡｍとずれの
   大きさＭを求めるディフエクトマツプサーチ手段（１２
   ）と、 該ずれの大きさＭと前記ブロックアドレスＫとに基づい
   て前記ディスク上における該ブロックアドレスＫに相当
   するトラック位置を算出するトラック位置算出手段（１
   ３）と、 を含むことを特徴とするディスクシステムにおけるスキ
   ップ処理方法。