JPH03263122A - ディスク駆動機構を変換および管理する装置および方法 - Google Patents
ディスク駆動機構を変換および管理する装置および方法Info
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- JPH03263122A JPH03263122A JP2322259A JP32225990A JPH03263122A JP H03263122 A JPH03263122 A JP H03263122A JP 2322259 A JP2322259 A JP 2322259A JP 32225990 A JP32225990 A JP 32225990A JP H03263122 A JPH03263122 A JP H03263122A
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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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔産業上の利用分野〕
本発明は一般にディスク駆動機構の変換および故障を管
理する方法ならびに装置に関する。特に、本発明は論理
シリンダのディスク上の物理ターゲット・シリンダへの
高速変換に用いられるインデックス表を提供するディス
ク駆動機構の変換および故障管理方法に関する。この方
法は問題のターゲット・シリンダに故障がある場合に故
障表への指針をも提供する。この場合、故障表はターゲ
ット物理シリンダを新しい故障のない物理位置に押し込
むためのオフセット値を提供する。
理する方法ならびに装置に関する。特に、本発明は論理
シリンダのディスク上の物理ターゲット・シリンダへの
高速変換に用いられるインデックス表を提供するディス
ク駆動機構の変換および故障管理方法に関する。この方
法は問題のターゲット・シリンダに故障がある場合に故
障表への指針をも提供する。この場合、故障表はターゲ
ット物理シリンダを新しい故障のない物理位置に押し込
むためのオフセット値を提供する。
コンピュータ・システムは、データを記憶するため他の
色々な装置の中でも特にディスク駆動磁気メモリにたよ
っている。いま第１図から、標準ディスク駆動装置のブ
ロック図が示されている。
色々な装置の中でも特にディスク駆動磁気メモリにたよ
っている。いま第１図から、標準ディスク駆動装置のブ
ロック図が示されている。
ディスク駆動記憶装置１０は下記の装置を含む：１枚以
上の磁気ディスク１２．１つ以上の磁気読出し、書込み
ヘッド１４；およびディスクの上にヘッド１４を物理変
換する位置決め機構１６゜制御器１８は、位置決め機構
１６の制御により記憶ディスクとホスト・コンピュータ
との間の情報伝達を管理する。
上の磁気ディスク１２．１つ以上の磁気読出し、書込み
ヘッド１４；およびディスクの上にヘッド１４を物理変
換する位置決め機構１６゜制御器１８は、位置決め機構
１６の制御により記憶ディスクとホスト・コンピュータ
との間の情報伝達を管理する。
ディスク駆動装置の作動を簡単に説明すると、ホスト・
コンピュータ２０はディスク上の個々の物理記憶位置に
関する情報を呼び出したり記憶する論理命令をディスク
駆動機構に出す。しかし、ディスク駆動機構の情報は論
理フォーマットには記憶されない。論理フォーマットは
ディスク上の故障した記憶区域の可能性を考慮する必要
なしにデータを順次読出したり記憶し続ける。したがっ
て、制御器は対応する１枚のディスク上の物理ターゲッ
ト位置に制御器からの位置要求を変換する必要がある。
コンピュータ２０はディスク上の個々の物理記憶位置に
関する情報を呼び出したり記憶する論理命令をディスク
駆動機構に出す。しかし、ディスク駆動機構の情報は論
理フォーマットには記憶されない。論理フォーマットは
ディスク上の故障した記憶区域の可能性を考慮する必要
なしにデータを順次読出したり記憶し続ける。したがっ
て、制御器は対応する１枚のディスク上の物理ターゲッ
ト位置に制御器からの位置要求を変換する必要がある。
いったん移動か行なわれると、制御器は、ヘッドが情報
を読出したり記憶する物理ターゲット位置にヘッド１４
を向けるように位置決め機構１６を巧みに操作する。
を読出したり記憶する物理ターゲット位置にヘッド１４
を向けるように位置決め機構１６を巧みに操作する。
いま第２図から、ディスク駆動装置１０の数枚の磁気デ
ィスク１２を分離した斜視図か示されている。このディ
スクを説明する目的は、本発明の理解に必要な情報をデ
ィスク上に物理構成されかつ記憶される方法を説明する
ことである。ディスク１２の各面はデータ記憶面３０と
呼ばれ、かつディスクにつき２つの面（ＨＤ＝０）、（
ＨＤ＝１）がある。各面３０はトラック３２と呼ばれる
複数の同心円を含む。最も外側のトラックは一般に第１
論理トラツク（トラック二〇）と指定されかつ最も内側
のトラックは最終トラック（すなわち、１．００（ｌラ
ック・ディスク駆動装置においてトラック＝９９９）と
指定される。個々のディスク１２は単一スピンドル３４
の周囲にジャーナル付けされ、他のディスクの上に１つ
のディスクを積み重ねた構造である。各面の上に３２本
の同様なトラックを組み合せたものは、シリンダを形成
する。各面はまた、ある一定数のπ形セクタ３８に分け
られる。セクタ３８およびトラック３２によって作られ
た複数の区域は、セグメント４０とよばれる個々の記憶
位置を形成する。各セグメントは５１２バイトの情報を
記憶できる。各セグメント４０は、シリンダ数、ヘッド
数およびセクタ数に相当する３つの座標アドレスによっ
て呼び出される。
ィスク１２を分離した斜視図か示されている。このディ
スクを説明する目的は、本発明の理解に必要な情報をデ
ィスク上に物理構成されかつ記憶される方法を説明する
ことである。ディスク１２の各面はデータ記憶面３０と
呼ばれ、かつディスクにつき２つの面（ＨＤ＝０）、（
ＨＤ＝１）がある。各面３０はトラック３２と呼ばれる
複数の同心円を含む。最も外側のトラックは一般に第１
論理トラツク（トラック二〇）と指定されかつ最も内側
のトラックは最終トラック（すなわち、１．００（ｌラ
ック・ディスク駆動装置においてトラック＝９９９）と
指定される。個々のディスク１２は単一スピンドル３４
の周囲にジャーナル付けされ、他のディスクの上に１つ
のディスクを積み重ねた構造である。各面の上に３２本
の同様なトラックを組み合せたものは、シリンダを形成
する。各面はまた、ある一定数のπ形セクタ３８に分け
られる。セクタ３８およびトラック３２によって作られ
た複数の区域は、セグメント４０とよばれる個々の記憶
位置を形成する。各セグメントは５１２バイトの情報を
記憶できる。各セグメント４０は、シリンダ数、ヘッド
数およびセクタ数に相当する３つの座標アドレスによっ
て呼び出される。
以前の磁気ディスク記憶装置では、標準ディスク駆動機
構はトラックにつき１７個のセクタを含んていた。つい
最近、ディスク駆動技術の進歩によって、同じ５１２バ
イトの情報をより小さい物理位置に記憶することかでき
る。したがってトラック当りセクタ数か増加し、かつ現
在の最高の水準はトラック当り２６個のセクタを可能に
している。特別なデータ呼出し法を用いれば、トラック
当りのセクタを実に４４個まで拡張することかできる。
構はトラックにつき１７個のセクタを含んていた。つい
最近、ディスク駆動技術の進歩によって、同じ５１２バ
イトの情報をより小さい物理位置に記憶することかでき
る。したがってトラック当りセクタ数か増加し、かつ現
在の最高の水準はトラック当り２６個のセクタを可能に
している。特別なデータ呼出し法を用いれば、トラック
当りのセクタを実に４４個まで拡張することかできる。
制御器１８は、ホスト・コンピュータからの論理要求を
ディスク駆動機構の正しいターゲット物理セグメント４
０に移す役割を果たす。各論理要求には、ターゲット物
理シリンダ、ヘッドおよびセクタに移す必要のある論理
シリンダ、ヘッドおよびセクタが含まれている。
ディスク駆動機構の正しいターゲット物理セグメント４
０に移す役割を果たす。各論理要求には、ターゲット物
理シリンダ、ヘッドおよびセクタに移す必要のある論理
シリンダ、ヘッドおよびセクタが含まれている。
しかし、変換は数個の要素により複雑にされている。し
たがって、ホスト・コンピュータ２０は依然として古い
標準の１７個のセクタ上で作動し、それ故、それらの論
理要求は１７セクタのフォーマット内にある。それに反
して、最近のディスク駆動機構は最大２６個に及ぶトラ
ック当りのさまざまな数のセクタを含む。したかって、
以下の例に説明されるように、論理１７セクタのフォー
マットから物理２６セクタのフォーマットまでの数学的
な移動か要求される。
たがって、ホスト・コンピュータ２０は依然として古い
標準の１７個のセクタ上で作動し、それ故、それらの論
理要求は１７セクタのフォーマット内にある。それに反
して、最近のディスク駆動機構は最大２６個に及ぶトラ
ック当りのさまざまな数のセクタを含む。したかって、
以下の例に説明されるように、論理１７セクタのフォー
マットから物理２６セクタのフォーマットまでの数学的
な移動か要求される。
変換を複雑にする第２の要素は、ホスト・コンピュータ
２０かディスク駆動機構をメモリの故障しないブロック
と考えることである。それに反して、故障のセグメント
は物理ディスク媒体を通して断続的に配置される。した
かって故障管理方法か要求される。
２０かディスク駆動機構をメモリの故障しないブロック
と考えることである。それに反して、故障のセグメント
は物理ディスク媒体を通して断続的に配置される。した
かって故障管理方法か要求される。
従来技術の２段階変換および故障管理方法の作動を説明
するために、１つの例かあげられる。２段階工程は完全
な論理変換から物理変換を達成するために要求される。
するために、１つの例かあげられる。２段階工程は完全
な論理変換から物理変換を達成するために要求される。
２段階工程か含むものは＝（１）良く知られた数学変換
アルゴリズムを使用して物理位置変換の論理計算。
アルゴリズムを使用して物理位置変換の論理計算。
（２）ディスク駆動機構内にある既知の物理故障を補正
するターゲット物理変換との適合。
するターゲット物理変換との適合。
トラック・フォーマット当り４ヘツド、１７セクタを用
いてホスト・コンピュータにより制御されるトラック駆
動機構当り３ヘツド、２６セクタを考えてみる。ホスト
・コンピュータは論理シリンダ数（１）、ヘッド数（３
）、およびセクタ数（１６）のための制御器１８に要求
を送る。数学変換の第１段階は、論理要求を１３５の中
間セグメント数に変換することである。この数は、要求
シリンダ数（１）、とシリンダ当りのヘッド数（４）と
、トラック当りのセクタ数（１７）との積に、要求ヘッ
ド数（３）と、トラック当りのセクタ数（１７）との積
を加え、それに要求セクタ数（Ｉ６）を加えたものによ
って得られる。すなわち、（１ｘ４ｘｌ ７）Ｘ （３
ｘ１７） ＋１６＝１３５となる。以前の計算は、基数
１７を基数ｌＯに変換する計算によく似ている。次に基
数１０は、基数２６のアドレスに変換されなければなら
ない。 それから、中間数（１３５）は２６セクタのデ
ィスク駆動装置内のターゲット物理セグメントに変換さ
れる。ディスク駆動構成のトラック当り３個のヘッドお
よび２６個のセクタの中には、シリンダ当り７８セグメ
ントがある。１３５の中間セグメント数の中で、１個の
シリンダは５７セグメントを残して完全に使い切られ、
すなわち（１３５−７８＝５７）となる。５個のセクタ
を残して、２個の完全なトラック（２Ｘ２６＝５２）は
、前の残りの中に完全に入れられる。したかって、ター
ゲット変換は次により呼び出される物理セグメントを生
じるニジリンダ＝１、ヘッド＝２、およびセクタ＝５゜ 第２段階では、物理ターゲット・セグメントのアドレス
は、ディスク上の物理ターゲット・セグメント位置より
前に生じる物理故障を補償するように調節される。故障
を補償する２つの共通的な技法を説明する前に、ディス
ク面上て物理故障を検出する方法を簡単に説明すること
がまず必要である。ディスク駆動装置の製造会社はディ
スクにすべてのセグメント４０の情報を書込みかつそれ
からその情報を読み戻す。情報を読み出すことができな
いセグメントは、故障として表示される。
いてホスト・コンピュータにより制御されるトラック駆
動機構当り３ヘツド、２６セクタを考えてみる。ホスト
・コンピュータは論理シリンダ数（１）、ヘッド数（３
）、およびセクタ数（１６）のための制御器１８に要求
を送る。数学変換の第１段階は、論理要求を１３５の中
間セグメント数に変換することである。この数は、要求
シリンダ数（１）、とシリンダ当りのヘッド数（４）と
、トラック当りのセクタ数（１７）との積に、要求ヘッ
ド数（３）と、トラック当りのセクタ数（１７）との積
を加え、それに要求セクタ数（Ｉ６）を加えたものによ
って得られる。すなわち、（１ｘ４ｘｌ ７）Ｘ （３
ｘ１７） ＋１６＝１３５となる。以前の計算は、基数
１７を基数ｌＯに変換する計算によく似ている。次に基
数１０は、基数２６のアドレスに変換されなければなら
ない。 それから、中間数（１３５）は２６セクタのデ
ィスク駆動装置内のターゲット物理セグメントに変換さ
れる。ディスク駆動構成のトラック当り３個のヘッドお
よび２６個のセクタの中には、シリンダ当り７８セグメ
ントがある。１３５の中間セグメント数の中で、１個の
シリンダは５７セグメントを残して完全に使い切られ、
すなわち（１３５−７８＝５７）となる。５個のセクタ
を残して、２個の完全なトラック（２Ｘ２６＝５２）は
、前の残りの中に完全に入れられる。したかって、ター
ゲット変換は次により呼び出される物理セグメントを生
じるニジリンダ＝１、ヘッド＝２、およびセクタ＝５゜ 第２段階では、物理ターゲット・セグメントのアドレス
は、ディスク上の物理ターゲット・セグメント位置より
前に生じる物理故障を補償するように調節される。故障
を補償する２つの共通的な技法を説明する前に、ディス
ク面上て物理故障を検出する方法を簡単に説明すること
がまず必要である。ディスク駆動装置の製造会社はディ
スクにすべてのセグメント４０の情報を書込みかつそれ
からその情報を読み戻す。情報を読み出すことができな
いセグメントは、故障として表示される。
すべての故障位置は記録され、かつ実際のディスク駆動
の作動中に呼び出されないように物理ディスクからマツ
プされる。
の作動中に呼び出されないように物理ディスクからマツ
プされる。
故障をマツプ・アウトする２つの一般的な方法が以下に
説明される。第１の方法では、物理トラックかディスク
上にまずマーク・アウトされる。
説明される。第１の方法では、物理トラックかディスク
上にまずマーク・アウトされる。
トラックは、トラック当りのセグメント（すなわち２６
個）の合計数を、割当てられた数個のスペアに加えたも
のに適応するだけ大きくする必要がある。セクタはそれ
から連続マツプされ、すなわちトラック内の最終セクタ
数（２６）まで順に増加する。トラック内で物理故障が
生じるときはいつも、それはトラックの最後で予備区域
に簡単にマツプし直される。
個）の合計数を、割当てられた数個のスペアに加えたも
のに適応するだけ大きくする必要がある。セクタはそれ
から連続マツプされ、すなわちトラック内の最終セクタ
数（２６）まで順に増加する。トラック内で物理故障が
生じるときはいつも、それはトラックの最後で予備区域
に簡単にマツプし直される。
第１故障管理方法を説明するのに使用される第６図の説
明のための表を参照すると、２６セクタのトラックが示
されている。第４セグメントが現われるまで、セグメン
ト番号は】から３まで線形順に増加する。第４セグメン
トでは、「Ｘ」が現われて物理故障があることを意味す
る。前述のマツピング方法では、第６図の矢印で表わさ
れるように、第４セグメントはトラックの終りで予備セ
グメントに簡単にマツプし直される。
明のための表を参照すると、２６セクタのトラックが示
されている。第４セグメントが現われるまで、セグメン
ト番号は】から３まで線形順に増加する。第４セグメン
トでは、「Ｘ」が現われて物理故障があることを意味す
る。前述のマツピング方法では、第６図の矢印で表わさ
れるように、第４セグメントはトラックの終りで予備セ
グメントに簡単にマツプし直される。
従来技術による第２故障管理方法では、トラック内で起
きる物理故障に適した解決法はそれらを簡単に飛ばしか
つ残りのセグメントを次の位置に増加することである。
きる物理故障に適した解決法はそれらを簡単に飛ばしか
つ残りのセグメントを次の位置に増加することである。
結果として、故障か起きるたびに、マツプ上の最終セグ
メントは予備セグメントに入れられる。
メントは予備セグメントに入れられる。
従来技術の第２故障管理方法を説明するために使われる
第７図に示された表をいま参照すると、簡素化された２
６セクタのトラックか示されている。Ｘによって識別さ
れた第４セグメントの故障は次のセグメントに入れられ
る。その結果、続く第５〜６セグメントは増加されるの
て、第２６セクタは物理位置に対する論理位置であり、
絶対物理変換は、要求された論理セクタ以前に生じる不
良セクタの蓄積された数に等しいブツシュ・カウントに
だけ増加される必要がある。変換および故障管理 前述のような従来技術の変換および故障管理方法は多く
の問題を伴う。まず、数学変換に必要な時間か極めて大
きい。ディスク駆動制御器か上述の絶対値物理位置を達
成するのは遅くて緩慢な工程である。故障を追求する所
要の検査も計算を著しく遅らせる。各変換の所要時間は
約２〜５ミリ秒である。これらの変換の蓄積された作用
は、ディスク駆動機構ｌＯとホスト・コンピュータ２０
との間の情報伝送時間を著しく妨げる。
第７図に示された表をいま参照すると、簡素化された２
６セクタのトラックか示されている。Ｘによって識別さ
れた第４セグメントの故障は次のセグメントに入れられ
る。その結果、続く第５〜６セグメントは増加されるの
て、第２６セクタは物理位置に対する論理位置であり、
絶対物理変換は、要求された論理セクタ以前に生じる不
良セクタの蓄積された数に等しいブツシュ・カウントに
だけ増加される必要がある。変換および故障管理 前述のような従来技術の変換および故障管理方法は多く
の問題を伴う。まず、数学変換に必要な時間か極めて大
きい。ディスク駆動制御器か上述の絶対値物理位置を達
成するのは遅くて緩慢な工程である。故障を追求する所
要の検査も計算を著しく遅らせる。各変換の所要時間は
約２〜５ミリ秒である。これらの変換の蓄積された作用
は、ディスク駆動機構ｌＯとホスト・コンピュータ２０
との間の情報伝送時間を著しく妨げる。
従来技術のもう１つの問題は、ディスク駆動媒体上の物
理的スペースを能率的に使用しないことである。トラッ
ク当り２６のセクタさえも、磁気記憶表面の大部分が使
用されずに残る。最も内側のトラックに含まれるセグメ
ントは、ディスクの外周部に近い位置にあるそれらの相
対部分よりも物理的に短い。したかって、内側のトラッ
クにあるセグメント当りの情報記憶密度は比較的高くな
り、スペースが有効に使用される。これとは対照的に、
外側のセグメントにおける密度は比較的低く、スペース
は有効に使用されない。その結果、ディスクの外周近く
に置かれた物理記憶媒体は大部分使用されない。
理的スペースを能率的に使用しないことである。トラッ
ク当り２６のセクタさえも、磁気記憶表面の大部分が使
用されずに残る。最も内側のトラックに含まれるセグメ
ントは、ディスクの外周部に近い位置にあるそれらの相
対部分よりも物理的に短い。したかって、内側のトラッ
クにあるセグメント当りの情報記憶密度は比較的高くな
り、スペースが有効に使用される。これとは対照的に、
外側のセグメントにおける密度は比較的低く、スペース
は有効に使用されない。その結果、ディスクの外周近く
に置かれた物理記憶媒体は大部分使用されない。
本発明の目的は、どのような記憶位置に対する呼８し時
間でも有意義に減じるディスク駆動機構の変換および故
障管理方法を提供することである。
間でも有意義に減じるディスク駆動機構の変換および故
障管理方法を提供することである。
本発明のもう１つの目的は、ディスク駆動装置内にター
ゲット物理シリンダを任意に配置させるディスク駆動管
理方法を提供することである。
ゲット物理シリンダを任意に配置させるディスク駆動管
理方法を提供することである。
本発明のもう１つの目的は、ディスクの物理区域を数個
の帯に分割することにより、かつ各帯のトラック当りの
セクタ数を変えることによって、情報記憶に実際に使用
される物理ディスク・スペースの割合を有意義に増加す
るディスク駆動管理方法を提供することである。
の帯に分割することにより、かつ各帯のトラック当りの
セクタ数を変えることによって、情報記憶に実際に使用
される物理ディスク・スペースの割合を有意義に増加す
るディスク駆動管理方法を提供することである。
本発明のもう１つの目的は、論理シリンダをディスク上
の物理ターゲット・シリンダに高速変換するのに用いら
れるインデックス表を与えるとともに、ターゲット物理
ディスク位置に故障がある場合にポインタに故障表を与
える、ディスク駆動変換を提供することである。この場
合、故障表は、この新しい位置を直接呼び出しできるよ
うに新しい故障のない物理位置にターゲット物理シリン
ダに入れるオフセット値を提供する。
の物理ターゲット・シリンダに高速変換するのに用いら
れるインデックス表を与えるとともに、ターゲット物理
ディスク位置に故障がある場合にポインタに故障表を与
える、ディスク駆動変換を提供することである。この場
合、故障表は、この新しい位置を直接呼び出しできるよ
うに新しい故障のない物理位置にターゲット物理シリン
ダに入れるオフセット値を提供する。
本発明の上述およびその他の目的を達成するために、か
つディスク駆動変換および故障管理方法の目的により、
ディスク駆動装置は制御器を有し、少なくとも１枚の磁
気記憶ディスクは複数の物理記憶位置を有し、個々の位
置はシリンダ、ヘッドおよびセクタ数により呼び出され
、かつ少くとも１個の磁気ヘッドは物理記憶位置を呼び
比す、ディスク駆動装置内に物理記憶位置を呼び出す方
法であり、インデックス表にある各論理シリンダ入口か
前記ディスク駆動装置内に任意に置かれた物理シリンダ
に対応する、１組の論理シリンダ記憶装置を噴む前記イ
ンデックス表を制御器内に記憶する段階と；前記インデ
ックス表にある前記特定論理シリンダを識別するディス
ク駆動装置内の物理シリンダ、ヘッドおよびセクタによ
り定められた特定の物理記憶位置を呼び出すために、論
理シリンダ、ヘッドおよびセクタを含む要求を、ホスト
・コンピュータから制御器へ送信する段階と、かつ前記
識別により、前記論理ヘッドおよびセクタを、前記指示
された物理シリンダ内の物理ヘッドおよびセクタにそれ
ぞれ変換する前記ディスク駆動装置内に任意に配置され
た前記対応する物理シリンダを指示する段階と：ディス
ク駆動装置内に任意に配置された前記物理記憶位置とホ
スト・コンピュータとの間の情報転送を促進するために
、前記磁気ヘッドに前記物理シリンダ、ヘッドおよびセ
クタに位置決めさせる段階とを含む前記方法が提供され
る。
つディスク駆動変換および故障管理方法の目的により、
ディスク駆動装置は制御器を有し、少なくとも１枚の磁
気記憶ディスクは複数の物理記憶位置を有し、個々の位
置はシリンダ、ヘッドおよびセクタ数により呼び出され
、かつ少くとも１個の磁気ヘッドは物理記憶位置を呼び
比す、ディスク駆動装置内に物理記憶位置を呼び出す方
法であり、インデックス表にある各論理シリンダ入口か
前記ディスク駆動装置内に任意に置かれた物理シリンダ
に対応する、１組の論理シリンダ記憶装置を噴む前記イ
ンデックス表を制御器内に記憶する段階と；前記インデ
ックス表にある前記特定論理シリンダを識別するディス
ク駆動装置内の物理シリンダ、ヘッドおよびセクタによ
り定められた特定の物理記憶位置を呼び出すために、論
理シリンダ、ヘッドおよびセクタを含む要求を、ホスト
・コンピュータから制御器へ送信する段階と、かつ前記
識別により、前記論理ヘッドおよびセクタを、前記指示
された物理シリンダ内の物理ヘッドおよびセクタにそれ
ぞれ変換する前記ディスク駆動装置内に任意に配置され
た前記対応する物理シリンダを指示する段階と：ディス
ク駆動装置内に任意に配置された前記物理記憶位置とホ
スト・コンピュータとの間の情報転送を促進するために
、前記磁気ヘッドに前記物理シリンダ、ヘッドおよびセ
クタに位置決めさせる段階とを含む前記方法が提供され
る。
本発明の追加の目的および特徴は、付図に関する以下の
詳細な説明および添付された特許請求の範囲から、より
簡単に明白になると思う。
詳細な説明および添付された特許請求の範囲から、より
簡単に明白になると思う。
第３図のフロー・チャートに要約された本発明は、ディ
スク駆動機構の移動かつ故障管理の方法および装置に関
し、その場合、ディスク駆動制御器はインデックス表を
用いてホスト・コンピュータの論理シリンダ要求５０を
ディスク駆動装置内の物理ターゲット・シリンダ位置５
２の対応する任意に指定された始めに変換する。いった
ん物理シリンダが配置されると、物理ヘッドおよびセク
タ位置は迅速で比較的簡単な数学変換５４によって求め
られる。
スク駆動機構の移動かつ故障管理の方法および装置に関
し、その場合、ディスク駆動制御器はインデックス表を
用いてホスト・コンピュータの論理シリンダ要求５０を
ディスク駆動装置内の物理ターゲット・シリンダ位置５
２の対応する任意に指定された始めに変換する。いった
ん物理シリンダが配置されると、物理ヘッドおよびセク
タ位置は迅速で比較的簡単な数学変換５４によって求め
られる。
指数化された物理ターゲット・シリンダに故障がある場
合、インデックス表は故障フラグを与えて、故障５６お
よび故障表５８に入る所定の入口を指すポインタの存在
を制御器に知らせる。故障表の内の選ばれた入口は、問
題の物理位置に関する故障オフセット値を供給する。オ
フセット値は、故障のない物理位置に押し込むために物
理シリンダ、ヘッドおよびセクタ位置６０の開始座標に
加算される。調節または未調節の値（指定されたシリン
ダ開始位置に故障が存在したかどうかに左右される）は
、変換されかつ故障管理調節された座標の組６４を生じ
る物理ヘッドおよびセクタ位置６２の計算された変換に
加算される。発明の真の結果は、それが情報の呼出時間
を有意義に減少し、ディスク上の個々の物理シリンダの
任意な配置を可能にし、かつ情報記憶のために使用され
る物理スペースの割合の有意義に増加することである。
合、インデックス表は故障フラグを与えて、故障５６お
よび故障表５８に入る所定の入口を指すポインタの存在
を制御器に知らせる。故障表の内の選ばれた入口は、問
題の物理位置に関する故障オフセット値を供給する。オ
フセット値は、故障のない物理位置に押し込むために物
理シリンダ、ヘッドおよびセクタ位置６０の開始座標に
加算される。調節または未調節の値（指定されたシリン
ダ開始位置に故障が存在したかどうかに左右される）は
、変換されかつ故障管理調節された座標の組６４を生じ
る物理ヘッドおよびセクタ位置６２の計算された変換に
加算される。発明の真の結果は、それが情報の呼出時間
を有意義に減少し、ディスク上の個々の物理シリンダの
任意な配置を可能にし、かつ情報記憶のために使用され
る物理スペースの割合の有意義に増加することである。
いま第４図を参照すると、本発明により高速で論理から
物理ターゲット・シリンダへ変換するのに用いられるイ
ンデックス表か示されている。この表はディスク駆動制
御器１８内のサーボ・プロセッサと組合されたメモリに
記憶され、かつホスト・コンピュータ２０で命令された
記憶位置位にそれぞれ位置決めするために呼び出される
。ホスト・コンピュータで要求された論理シリンダ座標
はインデックス表にある各入口を呼び出すのに使用され
る。論理ヘッドおよびセクタ座標はインデックス表で規
定されたターゲット・シリンダ開始座標の組を改良する
ために数学式でその後使用される。
物理ターゲット・シリンダへ変換するのに用いられるイ
ンデックス表か示されている。この表はディスク駆動制
御器１８内のサーボ・プロセッサと組合されたメモリに
記憶され、かつホスト・コンピュータ２０で命令された
記憶位置位にそれぞれ位置決めするために呼び出される
。ホスト・コンピュータで要求された論理シリンダ座標
はインデックス表にある各入口を呼び出すのに使用され
る。論理ヘッドおよびセクタ座標はインデックス表で規
定されたターゲット・シリンダ開始座標の組を改良する
ために数学式でその後使用される。
第１入口は論理シリンダＯとして標示され、かつ最終入
口はディスク駆動機構に接近し得る最終論理シリンダに
対応する。簡略の目的により、第４図のインデックス表
はＯから９まで番号付けされた１０ケ所の論理シリンダ
入口のみを含む。しかし、このインデックス表かどのよ
うなディスク駆動システムを伴う作動にも適用できるこ
とは注目すべきことである。各表の入口は上述の物理情
報を記憶するための４バイトのデータを含−む。下記の
ような４つの形式の情報か含まれる：バイトＯ＝ ＣＨ
Ｄ、 ＨＤ、 ＨＤ、 ＨＤ、 Ｎ、 Ｃ，Ｃ，Ｃ）バ
イト１ ＝ （Ｃ，Ｃ，Ｃ，Ｃ，Ｃ，Ｃ，Ｃ，Ｃ）バイ
ト２ ＝ （ｒ、 ＳＲ，ＳＲ，ＳＲ，ＳＲ，ＳＲ，Ｓ
Ｒ，ＳＲ）バイト３＝ （［、［、［／Ｚ、Ｉ／Ｚ、Ｉ
／Ｚ、Ｉ／Ｚ、Ｉ／Ｚ、ｔ／Ｚ ）ただし： ＨＤ＝物理ヘッド位置 Ｎ ＝故障フラグ・ビット Ｃ＝物理シリンダ位置 ＳＲ＝物理セクタ位置 Ｉ ＝故障表へのインデックス、あるいは２ ＝帯域（
セクタ／シリンダの数） 各表の入口のためのシリンダ（Ｃ）、ヘッド（ＨＤ）お
よびセクタ（ＳＲ）のパラメータは要求された論理シリ
ンダに対応する物理ターゲット・シリンダの指定された
開始にポインタを提供する。物理ターゲット・シリンダ
の開始をディスク駆動システムのどこにても任意に指定
することができるので、本発明の変換方法はディスク・
スペースの呼出しと以前には実現できなかった構成の自
由を提供する。
口はディスク駆動機構に接近し得る最終論理シリンダに
対応する。簡略の目的により、第４図のインデックス表
はＯから９まで番号付けされた１０ケ所の論理シリンダ
入口のみを含む。しかし、このインデックス表かどのよ
うなディスク駆動システムを伴う作動にも適用できるこ
とは注目すべきことである。各表の入口は上述の物理情
報を記憶するための４バイトのデータを含−む。下記の
ような４つの形式の情報か含まれる：バイトＯ＝ ＣＨ
Ｄ、 ＨＤ、 ＨＤ、 ＨＤ、 Ｎ、 Ｃ，Ｃ，Ｃ）バ
イト１ ＝ （Ｃ，Ｃ，Ｃ，Ｃ，Ｃ，Ｃ，Ｃ，Ｃ）バイ
ト２ ＝ （ｒ、 ＳＲ，ＳＲ，ＳＲ，ＳＲ，ＳＲ，Ｓ
Ｒ，ＳＲ）バイト３＝ （［、［、［／Ｚ、Ｉ／Ｚ、Ｉ
／Ｚ、Ｉ／Ｚ、Ｉ／Ｚ、ｔ／Ｚ ）ただし： ＨＤ＝物理ヘッド位置 Ｎ ＝故障フラグ・ビット Ｃ＝物理シリンダ位置 ＳＲ＝物理セクタ位置 Ｉ ＝故障表へのインデックス、あるいは２ ＝帯域（
セクタ／シリンダの数） 各表の入口のためのシリンダ（Ｃ）、ヘッド（ＨＤ）お
よびセクタ（ＳＲ）のパラメータは要求された論理シリ
ンダに対応する物理ターゲット・シリンダの指定された
開始にポインタを提供する。物理ターゲット・シリンダ
の開始をディスク駆動システムのどこにても任意に指定
することができるので、本発明の変換方法はディスク・
スペースの呼出しと以前には実現できなかった構成の自
由を提供する。
「Ｎ」ビットは故障フラグである。物理ターゲット・シ
リンダに故障かない場合、故障フラグは（Ｎ＝１）にセ
ットされる。シリンダ内に故障がない場合は、バイト３
は帯情報を含む。「Ｚ」の異なる値は、帯から帯へと変
化するシリンダ当りのセクタ数を制紳器１８に知らせる
。帯はシリンダ当り同数のセクタを持つ１つ以上のシリ
ンダから成る。帯内容は、トラック当り１７セクタに基
づく論理ヘッドおよびセクタ座標を、本発明により帯に
左右される可変セクタ原理を育する物理ヘッドおよびセ
クタ座標に数学変換する際に重要である。本発明は、従
来技術に関して前に説明されたのと同し方法でヘッドお
よびセクタ座標を変換する。要するに、トラック当り１
７セクタに基つく座標は、特別な問題の帯に含まれるト
ラック当り実際のセクタに基づく座標の組に引き続き変
換される中間番号基数１０に変換される。
リンダに故障かない場合、故障フラグは（Ｎ＝１）にセ
ットされる。シリンダ内に故障がない場合は、バイト３
は帯情報を含む。「Ｚ」の異なる値は、帯から帯へと変
化するシリンダ当りのセクタ数を制紳器１８に知らせる
。帯はシリンダ当り同数のセクタを持つ１つ以上のシリ
ンダから成る。帯内容は、トラック当り１７セクタに基
づく論理ヘッドおよびセクタ座標を、本発明により帯に
左右される可変セクタ原理を育する物理ヘッドおよびセ
クタ座標に数学変換する際に重要である。本発明は、従
来技術に関して前に説明されたのと同し方法でヘッドお
よびセクタ座標を変換する。要するに、トラック当り１
７セクタに基つく座標は、特別な問題の帯に含まれるト
ラック当り実際のセクタに基づく座標の組に引き続き変
換される中間番号基数１０に変換される。
インデックス表は、ホスト・コンピュータか要求した座
標の組に対応する論理物理シリンダの開始位置のみを提
供することに注目されたい。残りの２つの要求された座
標は前述のように数学変換される。指定された物理シリ
ンダに故障かない場合は、数学変換された座標は、ター
ゲット物理位置を定める変換された座標の完全な１組を
供給する論理物理シリンダの開始座標に加算される。し
かし、故障か物理シリンダに在ることを示しなから故障
ビットが（Ｎ＝Ｏ）にセットされる場合、バイト３は第
５図の故障表のポインタ「■」を含む。
標の組に対応する論理物理シリンダの開始位置のみを提
供することに注目されたい。残りの２つの要求された座
標は前述のように数学変換される。指定された物理シリ
ンダに故障かない場合は、数学変換された座標は、ター
ゲット物理位置を定める変換された座標の完全な１組を
供給する論理物理シリンダの開始座標に加算される。し
かし、故障か物理シリンダに在ることを示しなから故障
ビットが（Ｎ＝Ｏ）にセットされる場合、バイト３は第
５図の故障表のポインタ「■」を含む。
上述のように、インデックス配列は従来技術を越えるい
くつかの長所がある。
くつかの長所がある。
インデックス表の検索および計算は２００マイクロ秒未
満で済み、変換の時間および制画器の事前探索に要する
間接費を大幅に減少する。現在のディスク駆動機構の製
造技術は一般のディスクに与える故障の数を、４トラッ
ク当り平均１つまで減少した。したがって、上述のよう
に、インデックス機構は所定時間の約７５％が使用され
、すなわち４回の論理変換から物理変換のうちの３回か
２００マイクロ秒未満で生じることを意味している。時
間の減少は、主としてインデックス表を使用して論理シ
リンダ数を物理シリンダ位置に変換するのに必要な複雑
な数学計算の除去による。
満で済み、変換の時間および制画器の事前探索に要する
間接費を大幅に減少する。現在のディスク駆動機構の製
造技術は一般のディスクに与える故障の数を、４トラッ
ク当り平均１つまで減少した。したがって、上述のよう
に、インデックス機構は所定時間の約７５％が使用され
、すなわち４回の論理変換から物理変換のうちの３回か
２００マイクロ秒未満で生じることを意味している。時
間の減少は、主としてインデックス表を使用して論理シ
リンダ数を物理シリンダ位置に変換するのに必要な複雑
な数学計算の除去による。
いま第５図を参照すると、故障表が示されている。故障
かインデックス物理ターゲット・シリンダに在る場合、
故障表は第４図のインデックス表で呼び出される。故障
表８０は下記の情報を記憶するための４バイトのメモリ
を含む。
かインデックス物理ターゲット・シリンダに在る場合、
故障表は第４図のインデックス表で呼び出される。故障
表８０は下記の情報を記憶するための４バイトのメモリ
を含む。
バイト０＝ （ｔ７． ｔ６． ｔ５． ｔ４． ｔ３
． ｔ２． ｔｌ、 ｔＯ］。
． ｔ２． ｔｌ、 ｔＯ］。
バイト１ ＝ （ｔ８． ｚＯ，ｚ６． ｚ５． ｚ４
． ｚ３． ｚ２． ｚｌ。
． ｚ３． ｚ２． ｚｌ。
２０）
バイト２＝ （ｈ３． ｈ２． ｈｌ、 ｈｏ、 ｃ３
． ｃ２． ｃｌ、 ｃｏ） 。
． ｃ２． ｃｌ、 ｃｏ） 。
バイト３＝ （ｒ７． ｓ６． ｓ５． ｓ４． ｓ３
． ｓ２． ｓｌ、 ｓｏ） 。
． ｓ２． ｓｌ、 ｓｏ） 。
たたし
ｔ ＝シリンダ上のターゲット物理セクタ、Ｃ＝シリン
ダ・ブツシュ・カウント、 ＨＤ＝ヘッド・ブツシュ・カウント、 ＳＲ＝セクタ・ブツシュ・カウント、 Ｌ ＝このシリンダの最終故障、 Ｚ ＝帯（セクタ／シリンダの数）、およびＲ＝予備 ■バイトは故障表の各入口用のインデックス情報を提供
する。故障表８０に含まれるシリンダ・ブツシュ・カウ
ント、（Ｃ）、ヘッド・ブツシュ・カウント（ＨＤ）お
よびセクタ・ブツシュ・カウント（ＳＲ）は故障表内の
単一ターゲット物理シリンダ入口のためのブツシュ値ま
たはオフセット値を表わし、かつ完全な駆動装置の蓄積
された故障数を表わさない。故障表にある（Ｌ）ビット
はターゲット物理シリンダの最終故障を表わすのに使用
される。（Ｚ）ビット帯はシリンダ当りのセクタ数を供
給する。
ダ・ブツシュ・カウント、 ＨＤ＝ヘッド・ブツシュ・カウント、 ＳＲ＝セクタ・ブツシュ・カウント、 Ｌ ＝このシリンダの最終故障、 Ｚ ＝帯（セクタ／シリンダの数）、およびＲ＝予備 ■バイトは故障表の各入口用のインデックス情報を提供
する。故障表８０に含まれるシリンダ・ブツシュ・カウ
ント、（Ｃ）、ヘッド・ブツシュ・カウント（ＨＤ）お
よびセクタ・ブツシュ・カウント（ＳＲ）は故障表内の
単一ターゲット物理シリンダ入口のためのブツシュ値ま
たはオフセット値を表わし、かつ完全な駆動装置の蓄積
された故障数を表わさない。故障表にある（Ｌ）ビット
はターゲット物理シリンダの最終故障を表わすのに使用
される。（Ｚ）ビット帯はシリンダ当りのセクタ数を供
給する。
本発明のディスク駆動機構の変換および故障管理方法を
実行するために、インデックス表および故障表を作るこ
とかまず必要である。インデックス表および故障表はデ
ィスク駆動機構の工場で作られる。それから表はマイク
ロコードに記憶され、かつブート・アップ（ｂｏｏｔｅ
ｄ ｕｐ ）された場合にディスク駆動装置内にロード
される。
実行するために、インデックス表および故障表を作るこ
とかまず必要である。インデックス表および故障表はデ
ィスク駆動機構の工場で作られる。それから表はマイク
ロコードに記憶され、かつブート・アップ（ｂｏｏｔｅ
ｄ ｕｐ ）された場合にディスク駆動装置内にロード
される。
各故障表は、ディスク駆動装置にデータを満たし次に各
セグメント内に記憶されたデータの読出しを試みること
によって発見される。すべての可能な座標の組：すなわ
ちシリンダ数、ヘッド数およびセクタをリストしかつど
のアドレスが故障であるかを指示するリストまたはマツ
プか作られる。
セグメント内に記憶されたデータの読出しを試みること
によって発見される。すべての可能な座標の組：すなわ
ちシリンダ数、ヘッド数およびセクタをリストしかつど
のアドレスが故障であるかを指示するリストまたはマツ
プか作られる。
このリストはセクタ・マツプと呼ばれている。
セクタ・マツプはインデックス表および故障表の両方を
作るのに用いられる。ディスク駆動機構の設計者は、各
シリンダのための開始および停止位置の最良の配置を決
めるセクタ・マツプを使用する。シリンダは、不良物の
大きな固まりがシリンダ間に落ちるように指定される。
作るのに用いられる。ディスク駆動機構の設計者は、各
シリンダのための開始および停止位置の最良の配置を決
めるセクタ・マツプを使用する。シリンダは、不良物の
大きな固まりがシリンダ間に落ちるように指定される。
その結果、これらの区域はディスク駆動機構によって決
して呼び出されない。それぞれ指定された物理シリンダ
開始位置はインデックス表を作るためにホスト・コンピ
ュータの論理シリンダ指定と共に表にされる。第４図は
インデックス表の一例である。
して呼び出されない。それぞれ指定された物理シリンダ
開始位置はインデックス表を作るためにホスト・コンピ
ュータの論理シリンダ指定と共に表にされる。第４図は
インデックス表の一例である。
必要であれば、ディスク駆動機構の設計者は、故障指定
ビット、帯指定ビット、および故障ポインタ・アドレス
を加えることによりインデックス表を完成する。
ビット、帯指定ビット、および故障ポインタ・アドレス
を加えることによりインデックス表を完成する。
故障表は物理シリンダ当りの故障数をリストすることに
よって作られる。故障は、シリンダが探索されるにつれ
てそれらを引続き加えることによって蓄積される。故障
が付加されると、ブツシュ・カウントが発生されかつ保
持される。ブツシュ・カウントはアドレス・オフセット
であり、通常３つの座標の組；すなわちシリンダ・ブツ
シュ・カウント、ヘット・ブツシュ・カウント、および
セクタ・ブツシュ・カウントによって指定される。
よって作られる。故障は、シリンダが探索されるにつれ
てそれらを引続き加えることによって蓄積される。故障
が付加されると、ブツシュ・カウントが発生されかつ保
持される。ブツシュ・カウントはアドレス・オフセット
であり、通常３つの座標の組；すなわちシリンダ・ブツ
シュ・カウント、ヘット・ブツシュ・カウント、および
セクタ・ブツシュ・カウントによって指定される。
このブツシュ・カウントは新しい故障していないセクタ
のアドレスを移動したりブツシュするために要求された
アドレスに加えられる。故障ポインタは、問題の特殊な
シリンダに対応する故障表の中て最初の故障を指定する
。１組の故障は、組の中の誤りの数により増加されたブ
ツシュ・カウントと共に単一人口として表の中に記入さ
れる。それから表は、探索中にターゲット・セクタに達
したり、このシリンダ・フラグ（Ｌ）の最終故障か検出
されるまで探索される。どちらの場合も、その点までの
ブツシュ・カウント・アップは、計算されたターゲット
・ヘッドおよびセクタに加えられたとき、誤りのないア
ドレスとなる調節された開始位置を供給する物理シリン
ダ開始位置に加算される。
のアドレスを移動したりブツシュするために要求された
アドレスに加えられる。故障ポインタは、問題の特殊な
シリンダに対応する故障表の中て最初の故障を指定する
。１組の故障は、組の中の誤りの数により増加されたブ
ツシュ・カウントと共に単一人口として表の中に記入さ
れる。それから表は、探索中にターゲット・セクタに達
したり、このシリンダ・フラグ（Ｌ）の最終故障か検出
されるまで探索される。どちらの場合も、その点までの
ブツシュ・カウント・アップは、計算されたターゲット
・ヘッドおよびセクタに加えられたとき、誤りのないア
ドレスとなる調節された開始位置を供給する物理シリン
ダ開始位置に加算される。
シリンダ内に誤りがあれば、各物理シリンダは対応する
故障表を持つ。故障表探索は変換時間に故障当たり約５
０マイクロ秒を加える。一般には、６つの随意な故障を
もつ物理シリンダを探索するためのより悪い場合所要時
間は５００マイクロ秒未満である。
故障表を持つ。故障表探索は変換時間に故障当たり約５
０マイクロ秒を加える。一般には、６つの随意な故障を
もつ物理シリンダを探索するためのより悪い場合所要時
間は５００マイクロ秒未満である。
本発明のディスク駆動変換および故障管理方法は、ディ
スク駆動装置が情報を記憶する多くの利点を提供する。
スク駆動装置が情報を記憶する多くの利点を提供する。
主な利点は変換時間の有意義な減少である。インデック
ス表の中に記憶されたターゲット位置によって、ターゲ
ット物理シリンダを計算する所要の数学段階はもはや不
要である。さらに、ターゲット物理位置の前にたとえど
れだけ多くの物理故障が生じても、前もって計算されて
いるので、制御器１８はどのような故障管理計算をも行
う必要はない。したがって、本発明は従来技術方法の約
１０パーセントの計算時間を短縮できる。
ス表の中に記憶されたターゲット位置によって、ターゲ
ット物理シリンダを計算する所要の数学段階はもはや不
要である。さらに、ターゲット物理位置の前にたとえど
れだけ多くの物理故障が生じても、前もって計算されて
いるので、制御器１８はどのような故障管理計算をも行
う必要はない。したがって、本発明は従来技術方法の約
１０パーセントの計算時間を短縮できる。
本発明の変換および故障管理方法のもう１つの有意義な
利点は、ディスク駆動機構をマツプする際のその柔軟性
である。どのような論理シリンダ数でも、ディスク駆動
装置のどこか指定された任意な物理位置に変換すること
ができるように、インデックス表を作ることができる。
利点は、ディスク駆動機構をマツプする際のその柔軟性
である。どのような論理シリンダ数でも、ディスク駆動
装置のどこか指定された任意な物理位置に変換すること
ができるように、インデックス表を作ることができる。
たとえば、ディスクの中間にある論理シリンダ０００に
対応する物理シリンダ位置を置くことが育利である。こ
れは、論理シリンダが呼び出されるときにインデックス
表がディスクの中間の物理シリンダに制御器１８を向け
るように、インデックス表を作ることによって達成され
る。ディスク駆動機構の中央にある物理シリンダ０００
をマツプする利点は、それかヘッド１４の平均呼出し時
間を半分に減少することである。
対応する物理シリンダ位置を置くことが育利である。こ
れは、論理シリンダが呼び出されるときにインデックス
表がディスクの中間の物理シリンダに制御器１８を向け
るように、インデックス表を作ることによって達成され
る。ディスク駆動機構の中央にある物理シリンダ０００
をマツプする利点は、それかヘッド１４の平均呼出し時
間を半分に減少することである。
ディスク駆動変換および故障管理方法のもう１つの利点
は、最後の使用者かディスク駆動機構を異なる構造に変
えることかてきる点である。インデックス表の入口数を
調節することで、ディスク駆動機構内の物理シリンダお
よびヘッドの数を変えることかできる。たとえば、７０
０シリンダの２ヘツド・ディスク駆動機構を５００シリ
ンダの３ヘツド・ディスク駆動機構に変えることかでき
る。これは、インデックス表内の入口の数を７００から
５００に減少し、かつインデックス表のバイト０に記憶
された物理ヘッド情報（ｈ３． ｈ２゜ｈｌ、ｈＯ）を
２ヘツドから１ヘツドへの変換を表わすように調節する
ことによって達成される。
は、最後の使用者かディスク駆動機構を異なる構造に変
えることかてきる点である。インデックス表の入口数を
調節することで、ディスク駆動機構内の物理シリンダお
よびヘッドの数を変えることかできる。たとえば、７０
０シリンダの２ヘツド・ディスク駆動機構を５００シリ
ンダの３ヘツド・ディスク駆動機構に変えることかでき
る。これは、インデックス表内の入口の数を７００から
５００に減少し、かつインデックス表のバイト０に記憶
された物理ヘッド情報（ｈ３． ｈ２゜ｈｌ、ｈＯ）を
２ヘツドから１ヘツドへの変換を表わすように調節する
ことによって達成される。
本発明のディスク駆動変換および故障管理方法のもう１
つの利点は、ディスク駆動装置内で生じる多数の故障を
能率よく処理する能力である。変換中にただ１つの故障
として現われるように、本発明の故障管理機構は故障を
まとめることかてきる。たとえば、別々な５つの故障か
極めて接近して相互に生じる場合、物理シリンダの最後
の１つと次の物理シリンダの最初との間に生ずる故障の
最終群をマツプできる。この方法で、随意な故障群はイ
ンデックス表の外に基本的に広げられまたはマツプされ
る。こうして、制御器１８の故障は皆無となる。
つの利点は、ディスク駆動装置内で生じる多数の故障を
能率よく処理する能力である。変換中にただ１つの故障
として現われるように、本発明の故障管理機構は故障を
まとめることかてきる。たとえば、別々な５つの故障か
極めて接近して相互に生じる場合、物理シリンダの最後
の１つと次の物理シリンダの最初との間に生ずる故障の
最終群をマツプできる。この方法で、随意な故障群はイ
ンデックス表の外に基本的に広げられまたはマツプされ
る。こうして、制御器１８の故障は皆無となる。
もう１つの利点は、ディスク駆動機構およびスペースを
より能率的に使用していることである。
より能率的に使用していることである。
各入口のための帯「Ｚ」ビットを、帯から帯までシリン
ダ当りのセクタ数を変えるように任意にセットすること
かできる。たとえば、内側の帯はシリンダ当り３０セク
タにセットされ、中間の帯は３６セクタにセットされ、
外側の帯は４４セクタにセットされる。そのような配列
により、ディスク駆動機構の物理媒体スペースを能率的
に使用することができる。
ダ当りのセクタ数を変えるように任意にセットすること
かできる。たとえば、内側の帯はシリンダ当り３０セク
タにセットされ、中間の帯は３６セクタにセットされ、
外側の帯は４４セクタにセットされる。そのような配列
により、ディスク駆動機構の物理媒体スペースを能率的
に使用することができる。
本発明のいくつかの特定な実施例に関して説明したが、
それは本発明を実証しかつ限定された発明と解釈すべき
ではない。さまざまな変形が、前記特許請求の範囲によ
り定められた通り、当業者は本発明の主旨および範囲か
ら逸脱せずにいろいろな変形を作ることかできる。
それは本発明を実証しかつ限定された発明と解釈すべき
ではない。さまざまな変形が、前記特許請求の範囲によ
り定められた通り、当業者は本発明の主旨および範囲か
ら逸脱せずにいろいろな変形を作ることかできる。
第１図は従来技術による標準ディスク駆動装置のブロッ
ク図；第２図は第１図のディスク駆動装置の数枚のディ
スクの分離斜視図：第３図は方法を示すフォーマット；
第４図は本発明による論理から物理ターゲット・シリン
ダへの高速変換に使用されるインデックス表を示す図：
第５図は、本発明によるインデックス化された物理ター
ゲット・シリンダに故障がある場合に第３図のインデッ
クス表により呼び出される故障表を示す図；第６図およ
び第７図はこの発明により解決された問題に対する従来
技術のアプローチを示す図。 符号の説明：１０−ディスク駆動装置：１２−磁気ディ
スク：１４−磁気読出し、書込みヘット：１６−位置決
め機構：１８−制御器；２０−ホスト・コンピュータ；
３０−データ記憶面：３２−データ記憶面内の同心円；
３４−単一スピンドル、３６．３８−セクタ：４０−セ
グメント。 ターゲット・シ１ルダ・アドレス情報
ク図；第２図は第１図のディスク駆動装置の数枚のディ
スクの分離斜視図：第３図は方法を示すフォーマット；
第４図は本発明による論理から物理ターゲット・シリン
ダへの高速変換に使用されるインデックス表を示す図：
第５図は、本発明によるインデックス化された物理ター
ゲット・シリンダに故障がある場合に第３図のインデッ
クス表により呼び出される故障表を示す図；第６図およ
び第７図はこの発明により解決された問題に対する従来
技術のアプローチを示す図。 符号の説明：１０−ディスク駆動装置：１２−磁気ディ
スク：１４−磁気読出し、書込みヘット：１６−位置決
め機構：１８−制御器；２０−ホスト・コンピュータ；
３０−データ記憶面：３２−データ記憶面内の同心円；
３４−単一スピンドル、３６．３８−セクタ：４０−セ
グメント。 ターゲット・シ１ルダ・アドレス情報
Claims (4)
- （１）ディスク駆動装置は制御器を有し、少くとも１枚
の磁気記憶ディスクは複数の物理記憶位置を有し、個々
の位置はシリンダ、ヘッドおよびセクタ数により呼び出
され、かつ少なくとも１個の磁気ヘッドは物理記憶位置
を呼び出す、前記ディスク駆動装置内の物理記憶位置を
呼び出す方法であつて； インデックス表にある各論理シリンダ入口が前記ディス
ク駆動装置内に任意に置かれた物理シリンダに対応する
、一組の前記論理シリンダ記憶装置入口を含む前記イン
デックス表を制御器内に記憶する段階と； ディスク駆動装置内の物理シリンダ、ヘッドおよびセク
タにより定められた特定の物理記憶位置を呼び出すため
に、論理シリンダ、ヘッドおよびセクタを含む要求を、
ホスト・コンピュータから制御器へ送信する段階と； 前記インデックス表にある前記特定の論理シリンダを識
別し、かつ前記識別により前記ディスク駆動装置内に任
意に配置された前記対応する物理シリンダを指示する段
階と； 前記論理ヘッドおよびセクタを前記指示された物理シリ
ンダ内の物理ヘッドおよびセクタにそれぞれ変換する段
階と； ディスク駆動装置内に任意に配置された前記物理記憶位
置とホスト・コンピュータとの間の情報転送を促進する
ために、前記磁気ヘッドに前記物理シリンダ、ヘッドお
よびセクタに前記位置決めさせる段階とを含むことを特
徴とする方法。 - （２）ディスク駆動装置のディスク上に生じる物理故障
を管理する方法であって； 前記各物理シリンダ内にある物理故障の数をカウントす
る段階と； 各前記物理シリンダの前記故障カウント数を含む故障表
を制御器に記憶する段階と； 特定の物理シリンダが指示されるとき、駆動装置とホス
ト・コンピュータとの間の情報転送を促進するために前
記値によって変換された物理ヘッドおよびセクタをオフ
セットする段階と、をさらに含むことを特徴とする請求
項１記載による方法。 - （３）ディスク駆動装置は制御器を有し、少なくとも１
枚の磁気記憶ディスクは複数の物理記憶位置を有し、個
々の物理位置はシリンダ、ヘッドおよびセクタによって
呼び出され、少なくとも１個の磁気ヘッドは個々の物理
記憶位置を呼び出す、前記ディスク駆動装置内の物理記
憶位置を呼び出し、かつディスク故障を管理する方法で
あって；論理シリンダ、ヘッドおよびセクタを含む論理
要求をホスト・コンピュータからディスク制御器に送信
する段階と； インデックス表を使用して、前記論理シリンダを物理シ
リンダに変換し、かつ故障表を使用して、前記物理シリ
ンダにある故障数を識別する段階と； 前記論理ヘッドおよびセクタ位置を物理ヘッドおよびセ
クタ位置に変換する段階と； 前記磁気ヘッドに前記物理シリンダ、ヘッドおよびセク
タを位置決めさせ、かつ前記物理シリンダに故障がある
場合、前記物理記憶位置とホスト・コンピュータとの間
の情報転送を促進するために、前記物理シリンダ内で識
別された故障の数によって前記物理ヘッドおよびセクタ
変換をオフセットする段階であり、 それによって前記物理記憶位置はディスク駆動装置のデ
ィスク上に任意に配置される前記オフセット段階と、を
含むことを特徴とする方法。 - （４）ディスク駆動装置は制御器を有し、少なくとも１
枚の磁気記憶ディスクはディスク上に任意に配置された
特定の物理記憶位置を有し、個々の物理位置はシリンダ
、ヘッドおよびセクタによって呼び出され、少なくとも
一個の磁気ヘッドは個々の物理記憶位置を呼び出す、デ
ィスク駆動装置内の物理記憶位置を呼び出し、かつディ
スク故障を管理する方法であって； 前記ディスク駆動装置の記憶ディスク上に、シリンダ、
ヘッドおよびセクタによって呼び出された個々の物理記
憶位置を任意に配列する段階と；論理シリンダ、ヘッド
およびセクタを含む論理要求をホスト・コンピュータか
らディスク制御器に送信する段階と； インデックス表を使用して、前記論理シリンダを物理シ
リンダに変換し、かつ故障表を使用して、前記物理シリ
ンダにある故障数を識別する段階と； 前記論理ヘッドおよびセクタ位置を物理ヘッドおよびセ
クタ位置に変換する段階と； 前記磁気ヘッドに前記物理シリンダ、ヘッドおよびセク
タを位置決めさせ、かつ前記物理シリンダに故障がある
場合、前記物理記憶位置とホスト・コンピュータとの間
の情報転送を促進するために、前記物理シリンダ内の識
別された故障の数によって前記物理ヘッドおよびセクタ
変換をオフセットする段階とを含むことを特徴とする方
法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US07/474,474 US5367652A (en) | 1990-02-02 | 1990-02-02 | Disc drive translation and defect management apparatus and method |
| US474474 | 1990-02-02 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH03263122A true JPH03263122A (ja) | 1991-11-22 |
| JP2989661B2 JP2989661B2 (ja) | 1999-12-13 |
Family
ID=23883677
Family Applications (1)
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| JP2322259A Expired - Fee Related JP2989661B2 (ja) | 1990-02-02 | 1990-11-26 | ディスク駆動機構を変換および管理する装置および方法 |
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|---|---|
| US (1) | US5367652A (ja) |
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| JP (1) | JP2989661B2 (ja) |
| KR (1) | KR100255081B1 (ja) |
| CA (1) | CA2026978A1 (ja) |
| DE (1) | DE69125862T2 (ja) |
| SG (1) | SG48958A1 (ja) |
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- 1991-01-29 EP EP91300652A patent/EP0440413B1/en not_active Expired - Lifetime
- 1991-01-29 SG SG1996004127A patent/SG48958A1/en unknown
- 1991-02-02 KR KR1019910001924A patent/KR100255081B1/ko not_active Expired - Fee Related
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| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| LAPS | Cancellation because of no payment of annual fees |