JPH04111030A - 情報記録装置 - Google Patents
情報記録装置Info
- Publication number
- JPH04111030A JPH04111030A JP2227968A JP22796890A JPH04111030A JP H04111030 A JPH04111030 A JP H04111030A JP 2227968 A JP2227968 A JP 2227968A JP 22796890 A JP22796890 A JP 22796890A JP H04111030 A JPH04111030 A JP H04111030A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- data
- disk
- sector
- cache memory
- recording medium
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Pending
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Landscapes
- Techniques For Improving Reliability Of Storages (AREA)
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
- For Increasing The Reliability Of Semiconductor Memories (AREA)
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
本発明は書換え可能な記録媒体への書込み或は前記記録
媒体よりの読出しを行う情報記録装置に関するものであ
る。
媒体よりの読出しを行う情報記録装置に関するものであ
る。
ホストコンピュータ等から記録媒体に記録すべき情報と
、その命令を受取り、例えばハードディスク等の記録媒
体に記録する情報記録装置がある。このような情報記録
装置では、ホストコンピュータ等から転送されるデータ
をバッファに格納し、そのデータにエラー訂正用の符号
や制御用の符号を付加した後、ディスクにデータを書込
むようにしている。この場合、この情報記録装置を制御
するコントローラは、バッファに所定量のデータを格納
した後、ホストコンピュータからの転送を一旦保留し、
そのバッファに記憶されている受信情報にエラー訂正用
の符号と制御用の符号を付加してディスクに書込んでい
る。 次に、ディスクに書込んだ情報とバッファに記憶されて
いる情報とが等しいかどうかを調べる（ベリファイ動作
）ために、書込んだ記録媒体のデータを読出して、−バ
ッファに記憶されているデータと比較する。比較した結
果が一致すると、ディスクへの書込み処理が完了したも
のとして、保留していたホストコンピュータからのデー
タ受信動作を再開する。以上の動作を、ホストコンピュ
ータよりの書込み要求を満足するまで繰り返し実行する
。 上述したベリファイ動作時において、もしエラーが発生
すると、コントローラはそのデータエラーが発生したセ
クタに書込まれるべきデータを、代替用のセクタとして
用意されている他のセクタ（以下、代替セクタと呼ぶ）
に書込む。また、このような代替セクタが使用された時
は、これらセクタを管理する情報が、コントローラ及び
ディスクのどこかに管理情報として格納される。 このように代替セクタによる記録動作は、一般に交替処
理と呼ばれ、コントローラにより自動的に行われる。
、その命令を受取り、例えばハードディスク等の記録媒
体に記録する情報記録装置がある。このような情報記録
装置では、ホストコンピュータ等から転送されるデータ
をバッファに格納し、そのデータにエラー訂正用の符号
や制御用の符号を付加した後、ディスクにデータを書込
むようにしている。この場合、この情報記録装置を制御
するコントローラは、バッファに所定量のデータを格納
した後、ホストコンピュータからの転送を一旦保留し、
そのバッファに記憶されている受信情報にエラー訂正用
の符号と制御用の符号を付加してディスクに書込んでい
る。 次に、ディスクに書込んだ情報とバッファに記憶されて
いる情報とが等しいかどうかを調べる（ベリファイ動作
）ために、書込んだ記録媒体のデータを読出して、−バ
ッファに記憶されているデータと比較する。比較した結
果が一致すると、ディスクへの書込み処理が完了したも
のとして、保留していたホストコンピュータからのデー
タ受信動作を再開する。以上の動作を、ホストコンピュ
ータよりの書込み要求を満足するまで繰り返し実行する
。 上述したベリファイ動作時において、もしエラーが発生
すると、コントローラはそのデータエラーが発生したセ
クタに書込まれるべきデータを、代替用のセクタとして
用意されている他のセクタ（以下、代替セクタと呼ぶ）
に書込む。また、このような代替セクタが使用された時
は、これらセクタを管理する情報が、コントローラ及び
ディスクのどこかに管理情報として格納される。 このように代替セクタによる記録動作は、一般に交替処
理と呼ばれ、コントローラにより自動的に行われる。
第４図（Ａ）（Ｂ）はディスクにおけるデータ記憶フォ
ーマットと、ユーザーエリア４１のセクタと代替エリア
４２のセクタとの関係を示した図である。いま、ユーザ
ーエリア４１に書込まれるデータが、第４図（Ｂ）に示
すように複数のセクタから成るデータサイズを有してい
るものとし、そのうちセクタ３にエラーが発生している
ものとする。このような場合は、セクタ３に代わるセク
タとして代替エリア４２のセクタ３ａが割当てられてい
る。 この時の読込み動作について説明すると、まずファイル
の先頭位置（例えばユーザーエリア４１のセクタ１）に
ディスクドライブ装置のヘッドがシークし、代替セクタ
が存在しているセクタ（セクタ３）の直前までデータの
読出しを行う。次に問題のあるセクタ３にヘッドが到達
すると、代替エリア４２の代替セクタ３ａにヘッドがシ
ークして、そのセクタの内容を読出す。こうして、その
代替セクタの読出しが終了すると、再度光のユーザーエ
リア４１の交替の発生したセクタ（セクタ３）の直後の
セクタにヘッドがシークし、データの読出しを続行する
。 このように、代替セクタの存在するセクタがディスク中
に存在すると、ヘッドの往復シーク動作が介入すること
になり、読出し或は書込み速度が著しく低下することに
なる。 本発明は上記従来例に鑑みてなされたもので、例えば、
前述したようなシーク動作を少な（して、記録媒体への
データ書込み或は記録媒体よりのデータ読出しに要する
時間を減少させるようにした情報記録装置を提供するこ
とを目的とする。
ーマットと、ユーザーエリア４１のセクタと代替エリア
４２のセクタとの関係を示した図である。いま、ユーザ
ーエリア４１に書込まれるデータが、第４図（Ｂ）に示
すように複数のセクタから成るデータサイズを有してい
るものとし、そのうちセクタ３にエラーが発生している
ものとする。このような場合は、セクタ３に代わるセク
タとして代替エリア４２のセクタ３ａが割当てられてい
る。 この時の読込み動作について説明すると、まずファイル
の先頭位置（例えばユーザーエリア４１のセクタ１）に
ディスクドライブ装置のヘッドがシークし、代替セクタ
が存在しているセクタ（セクタ３）の直前までデータの
読出しを行う。次に問題のあるセクタ３にヘッドが到達
すると、代替エリア４２の代替セクタ３ａにヘッドがシ
ークして、そのセクタの内容を読出す。こうして、その
代替セクタの読出しが終了すると、再度光のユーザーエ
リア４１の交替の発生したセクタ（セクタ３）の直後の
セクタにヘッドがシークし、データの読出しを続行する
。 このように、代替セクタの存在するセクタがディスク中
に存在すると、ヘッドの往復シーク動作が介入すること
になり、読出し或は書込み速度が著しく低下することに
なる。 本発明は上記従来例に鑑みてなされたもので、例えば、
前述したようなシーク動作を少な（して、記録媒体への
データ書込み或は記録媒体よりのデータ読出しに要する
時間を減少させるようにした情報記録装置を提供するこ
とを目的とする。
以上の構成において、記録媒体へのデータの記録時、記
録不良が発生した領域に記録すべきデータを、記録媒体
の代替領域に格納するようにし、その記録媒体に記録す
る、或はその記録媒体より読出したデータを記憶するキ
ャッシュ手段に記録された情報の内、代替領域に格納さ
れたデータに対応するデータを優先的に、キャッシュ手
段に残存させるようにしている。
録不良が発生した領域に記録すべきデータを、記録媒体
の代替領域に格納するようにし、その記録媒体に記録す
る、或はその記録媒体より読出したデータを記憶するキ
ャッシュ手段に記録された情報の内、代替領域に格納さ
れたデータに対応するデータを優先的に、キャッシュ手
段に残存させるようにしている。
以下、添付図面を参照して本発明の好適な実施例を詳細
に説明する。 〈ディスクシステムの説明 （第１図）〉第１図は本実
施例のディスクシステムの概略構成を示すブロック図で
ある。 第１図において、１０１はホストコンピュータで、実施
例のディスクシステム１０２にデータを転送してディス
ク１０７に書込むように指示したり、或はディスク１０
７よりデータを読出してホストコンピュータ１０１に転
送するように指示する。 次に、ディスクシステム１０２の構成を説明すると、１
０３はキャッシュメモリで、ディスク１０７に書込むべ
きデータ、或はディスク１０７から読出されたデータを
一時的に保存している。このキャッシュメモリ１０３の
構成は第２図を参照して詳しく後述する。 このディスク１０７よりデータの読出しが指示されたと
き、キャッシュメモリ１０３にそのデータが既に読出さ
れて記憶されているかどうかを調べる。こうしてキャッ
シュメモリ１０３にそのデータが記憶されていると、Ｃ
ＰＵ１０４はディスク１０７にアクセスすることなく、
キャッシュメモリ１０３より対応するデータを読出して
ホストコンピュータ１０１に返送する。 １０４はディスクシステム全体を制御するＣＰＵで、例
えば第３図のフローチャートで示されたＲＯＭ１０５に
格納されている制御プログラムに従って各種制御を行っ
ている。１０５はＣＰＵ １０４の制御プログラムや各
種データを記憶しているＲＯＭである。１０６はＲＡＭ
で、ＣＰＵｌＯ４のワークエリアとして使用され、各種
データの一時保存を行っている。 ここでは、キャッシュメモリ１０３は１６セクタ分の記
憶容量を有しているものとする。従って、キャッシュメ
モリ１０３は、１６組のデータからなるキャッシュデー
タを備え、各データは、セクタアドレス２１と、そこに
記憶されてるデータ２３及びフラグ２２とで構成されて
いる。例えば第２Ａ図に示すキャッシュメモリの内容に
よれば、キャッシュメモリ１０３には、８セクタ分のデ
ータが格納されており、セクタ５のフラグ２２がオン（
“１”になる）することにより、セクタ５に不良が発生
して、そのセクタ５に書込まれるべきデータが代替セク
タ（交替セクタ）に書込まれていることがわかる。なお
、この第２Ａ図によれば、キャッシュメモリ１０３の残
りの８セクタ分は、未使用となっている。 次に第３Ａ図〜第３Ｃ図のフローチャートを参照して、
ＣＰＵ１０４による具体的な処理について説明する。第
３Ａ図は、ホストコンピュータ１０１よりデータの読出
し要求を入力した時のディスク１０７よりのデータ読出
し処理を示すフローチャートである。 まず、ステップＳ１においてホストコンピュータ１０１
により、ディスク１０７からのデータ読出しが要求され
るとステップＳ２に進み、その読出しを要求されたセク
タのデータがキャッシュメモリ１０３に既に記憶されて
いるかをみる。ステップＳ２でキャッシュメモリ１０３
に既に記憶されていればステップＳ６に進み、ディスク
１０７をアクセスすることなく、そのデータをキャッシ
ュメモリ１０３より読出してホストコンピュータ１０１
に伝送する。 一方、ステップＳ２でキャッシュメモリ１０３にそのセ
クタのデータが記憶されていないときはステップＳ３に
進み、ディスク１０７の指定されたセクタアドレスをア
クセスして、ディスク１０７より対応するデータを読出
す。次にステップＳ４で、読出したデータをキャッシュ
メモリ１０３に記憶して、ステップＳ５でホストコンピ
ュータ１０１ヘデータを転送する。なお、ステップＳ４
のキャッシュメモリ１０３へのデータ記憶処理について
は、第３Ｃ図のフローチャートを参照して詳しく説明す
る。 また第３Ｂ図は、ディスク１０７へのデータ書込み処理
を示すフローチャートである。 ステップＳｌｌでホストコンピュータ１０１よりのデー
タ書込み要求を入力するとステップｓ１２に進み、ディ
スク１０７の指示されたセクタにそのデータを書込む。 ステップＳ１３で、書込みを行ったデータを再度読出し
て、元のデータと等しいかどうかをみる。このベリファ
イ・チエツクによりセクタの不良が検出されるとステッ
プＳ１４に進み、代替セクタ（交替セクタ）にそのデー
タを書込む。この代替セクタは、通常のディスクメディ
アの外周近傍（例えばトラックＯ）に設けられている。 次にステップＳ１５に進み、そのデータをキャッシュメ
モリ１０３に格納して処理を終了する。 第３Ｃ図は第３Ａ図と第３Ｂ図のステップＳ５、Ｓ１５
で示されたキャッシュメモリ１０３へのデータ書込みを
表わすフローチャートである。 先ず、ステップＳ２１でキャッシュメモリ１０３に空き
エリアがあるかどうかを調べ、空きエリアがないときは
ステップＳ２２に進み、前述したフラグ２２が“０″で
ある、最も以前に格納されたデータを消去して、空きエ
リアを確保する。 次にステップＳ２３に進み、その書込むべきデータがデ
ィスク１０７の代替セクタ４２に格納されているかを判
断し、代替セクタ４２に書込まれているときはステップ
Ｓ２４に進み、キャッシュメモリ１０３の、そのデータ
に対応するフラグ２２を“１” （オン）にする。一方
、代替セクタ４２に書込まれていないときはステップＳ
２５に進み、対応するフラグ２２を”０” （オフ）に
する。そして、ステップＳ２６に進み、キャッシュメモ
リ１０３にそのデータを格納して、元の処理に戻る。 第２Ａ図はキャッシュメモリ１０３にセクタアドレス１
〜８のデータが格納されたときのデータ例を示している
。ここでは、セクタ５に対応するフラグ２２がオンであ
るため、セクタ５で不良が発生したことがわかる。なお
、ここでは残りの８セクタ分のキャッシュメモリ１０３
は空きエリアとなっている。 この時、ホストコンピュータ１０１より、同じセクタア
ドレス（アドレス１からアドレス８）へのデータ読出要
求があると、全データがキャッシュメモリ１０３に記憶
されているため、ディスク１０７へのアクセスは行わず
、キャッシュメモリ１０’３から対応するデータを読出
して、ホストコンピュータ１０１に転送する。これは前
述した、第３Ａ図のフローチャートのステップＳｌ、Ｓ
２からステップＳ５に進む処理に対応している。 第２Ｂ図は更に、第２Ａ図の状態から、例えば１４セク
タ分（セクタアドレス２０〜３３）のデータの読出しが
指示されたときのキャッシュメモリ１０３の構成を示し
た図である。 前述したように、このキャッシュメモリ１０３は、ここ
では１６セクタ分のメモリ領域しか有していないため、
新たにセクタアドレス２０〜３３に相当する１４セクタ
分のデータ（データ２０〜３３）を記憶するためには、
既に記憶されているデータを消去する必要がある。この
ようにして更新されたキャッシュメモリ１０３の構成を
第２Ｂ図に示している。 この場合、フラグ２２がセットされている代替セクタに
記憶されたセクタのデータに該当するキャッシュメモリ
１０３の内容は保存され、そのほかのフラグの立ってな
いキャッシュメモリ１０３が、その古い順に消去されて
更新される。こうして第２Ｂ図では、フラグ２２が“１
″であるセクタ５のデータと、最新のセクタ８のデータ
が残存し、新たに１４セクタ分のデータがキャッシュメ
モリ１０３に追加されている。 このように、代替セクタに格納されたセクタ数が増大し
、このようなセクタを含むデータの読出し要求が繰返し
出力されると、キャッシュメモリ１０３には代替セクタ
に記憶されたセクタ（フラグ２２が“１”のセクタ）の
内容だけが残ることになる。 以上説明したように、キャッシュメモリ１０３には代替
セクタに記憶されたセクタのデータを優先的に残存させ
るようにしたので、ディスクよりの読出し時に、代替セ
クタに記憶されているデータを、ディスク１０７をアク
セスすることな（、キャッシュメモリ１０３より読出す
ことができる。このため、ディスク１０７へのアクセス
時に、ヘッドを代替セクタへシークしてデータを読込む
必要がなくなるため、従来のように代替セクタへのシー
ク回数が増加して、ディスクへのデータアクセスに要す
る時間が増大するのを防止できる。 なお、キャッシュメモリが、前述したような代替セクタ
のデータの保存のために使用されると、本来のキャッシ
ング機能による効率の向上が望めなくなる虞れがある。 そこで、キャッシュメモリ１０３に記憶されている代替
セクタのデータは、キャッシュメモリより削除して、よ
りキャッシュメモリの効率をあげることもできる。
に説明する。 〈ディスクシステムの説明 （第１図）〉第１図は本実
施例のディスクシステムの概略構成を示すブロック図で
ある。 第１図において、１０１はホストコンピュータで、実施
例のディスクシステム１０２にデータを転送してディス
ク１０７に書込むように指示したり、或はディスク１０
７よりデータを読出してホストコンピュータ１０１に転
送するように指示する。 次に、ディスクシステム１０２の構成を説明すると、１
０３はキャッシュメモリで、ディスク１０７に書込むべ
きデータ、或はディスク１０７から読出されたデータを
一時的に保存している。このキャッシュメモリ１０３の
構成は第２図を参照して詳しく後述する。 このディスク１０７よりデータの読出しが指示されたと
き、キャッシュメモリ１０３にそのデータが既に読出さ
れて記憶されているかどうかを調べる。こうしてキャッ
シュメモリ１０３にそのデータが記憶されていると、Ｃ
ＰＵ１０４はディスク１０７にアクセスすることなく、
キャッシュメモリ１０３より対応するデータを読出して
ホストコンピュータ１０１に返送する。 １０４はディスクシステム全体を制御するＣＰＵで、例
えば第３図のフローチャートで示されたＲＯＭ１０５に
格納されている制御プログラムに従って各種制御を行っ
ている。１０５はＣＰＵ １０４の制御プログラムや各
種データを記憶しているＲＯＭである。１０６はＲＡＭ
で、ＣＰＵｌＯ４のワークエリアとして使用され、各種
データの一時保存を行っている。 ここでは、キャッシュメモリ１０３は１６セクタ分の記
憶容量を有しているものとする。従って、キャッシュメ
モリ１０３は、１６組のデータからなるキャッシュデー
タを備え、各データは、セクタアドレス２１と、そこに
記憶されてるデータ２３及びフラグ２２とで構成されて
いる。例えば第２Ａ図に示すキャッシュメモリの内容に
よれば、キャッシュメモリ１０３には、８セクタ分のデ
ータが格納されており、セクタ５のフラグ２２がオン（
“１”になる）することにより、セクタ５に不良が発生
して、そのセクタ５に書込まれるべきデータが代替セク
タ（交替セクタ）に書込まれていることがわかる。なお
、この第２Ａ図によれば、キャッシュメモリ１０３の残
りの８セクタ分は、未使用となっている。 次に第３Ａ図〜第３Ｃ図のフローチャートを参照して、
ＣＰＵ１０４による具体的な処理について説明する。第
３Ａ図は、ホストコンピュータ１０１よりデータの読出
し要求を入力した時のディスク１０７よりのデータ読出
し処理を示すフローチャートである。 まず、ステップＳ１においてホストコンピュータ１０１
により、ディスク１０７からのデータ読出しが要求され
るとステップＳ２に進み、その読出しを要求されたセク
タのデータがキャッシュメモリ１０３に既に記憶されて
いるかをみる。ステップＳ２でキャッシュメモリ１０３
に既に記憶されていればステップＳ６に進み、ディスク
１０７をアクセスすることなく、そのデータをキャッシ
ュメモリ１０３より読出してホストコンピュータ１０１
に伝送する。 一方、ステップＳ２でキャッシュメモリ１０３にそのセ
クタのデータが記憶されていないときはステップＳ３に
進み、ディスク１０７の指定されたセクタアドレスをア
クセスして、ディスク１０７より対応するデータを読出
す。次にステップＳ４で、読出したデータをキャッシュ
メモリ１０３に記憶して、ステップＳ５でホストコンピ
ュータ１０１ヘデータを転送する。なお、ステップＳ４
のキャッシュメモリ１０３へのデータ記憶処理について
は、第３Ｃ図のフローチャートを参照して詳しく説明す
る。 また第３Ｂ図は、ディスク１０７へのデータ書込み処理
を示すフローチャートである。 ステップＳｌｌでホストコンピュータ１０１よりのデー
タ書込み要求を入力するとステップｓ１２に進み、ディ
スク１０７の指示されたセクタにそのデータを書込む。 ステップＳ１３で、書込みを行ったデータを再度読出し
て、元のデータと等しいかどうかをみる。このベリファ
イ・チエツクによりセクタの不良が検出されるとステッ
プＳ１４に進み、代替セクタ（交替セクタ）にそのデー
タを書込む。この代替セクタは、通常のディスクメディ
アの外周近傍（例えばトラックＯ）に設けられている。 次にステップＳ１５に進み、そのデータをキャッシュメ
モリ１０３に格納して処理を終了する。 第３Ｃ図は第３Ａ図と第３Ｂ図のステップＳ５、Ｓ１５
で示されたキャッシュメモリ１０３へのデータ書込みを
表わすフローチャートである。 先ず、ステップＳ２１でキャッシュメモリ１０３に空き
エリアがあるかどうかを調べ、空きエリアがないときは
ステップＳ２２に進み、前述したフラグ２２が“０″で
ある、最も以前に格納されたデータを消去して、空きエ
リアを確保する。 次にステップＳ２３に進み、その書込むべきデータがデ
ィスク１０７の代替セクタ４２に格納されているかを判
断し、代替セクタ４２に書込まれているときはステップ
Ｓ２４に進み、キャッシュメモリ１０３の、そのデータ
に対応するフラグ２２を“１” （オン）にする。一方
、代替セクタ４２に書込まれていないときはステップＳ
２５に進み、対応するフラグ２２を”０” （オフ）に
する。そして、ステップＳ２６に進み、キャッシュメモ
リ１０３にそのデータを格納して、元の処理に戻る。 第２Ａ図はキャッシュメモリ１０３にセクタアドレス１
〜８のデータが格納されたときのデータ例を示している
。ここでは、セクタ５に対応するフラグ２２がオンであ
るため、セクタ５で不良が発生したことがわかる。なお
、ここでは残りの８セクタ分のキャッシュメモリ１０３
は空きエリアとなっている。 この時、ホストコンピュータ１０１より、同じセクタア
ドレス（アドレス１からアドレス８）へのデータ読出要
求があると、全データがキャッシュメモリ１０３に記憶
されているため、ディスク１０７へのアクセスは行わず
、キャッシュメモリ１０’３から対応するデータを読出
して、ホストコンピュータ１０１に転送する。これは前
述した、第３Ａ図のフローチャートのステップＳｌ、Ｓ
２からステップＳ５に進む処理に対応している。 第２Ｂ図は更に、第２Ａ図の状態から、例えば１４セク
タ分（セクタアドレス２０〜３３）のデータの読出しが
指示されたときのキャッシュメモリ１０３の構成を示し
た図である。 前述したように、このキャッシュメモリ１０３は、ここ
では１６セクタ分のメモリ領域しか有していないため、
新たにセクタアドレス２０〜３３に相当する１４セクタ
分のデータ（データ２０〜３３）を記憶するためには、
既に記憶されているデータを消去する必要がある。この
ようにして更新されたキャッシュメモリ１０３の構成を
第２Ｂ図に示している。 この場合、フラグ２２がセットされている代替セクタに
記憶されたセクタのデータに該当するキャッシュメモリ
１０３の内容は保存され、そのほかのフラグの立ってな
いキャッシュメモリ１０３が、その古い順に消去されて
更新される。こうして第２Ｂ図では、フラグ２２が“１
″であるセクタ５のデータと、最新のセクタ８のデータ
が残存し、新たに１４セクタ分のデータがキャッシュメ
モリ１０３に追加されている。 このように、代替セクタに格納されたセクタ数が増大し
、このようなセクタを含むデータの読出し要求が繰返し
出力されると、キャッシュメモリ１０３には代替セクタ
に記憶されたセクタ（フラグ２２が“１”のセクタ）の
内容だけが残ることになる。 以上説明したように、キャッシュメモリ１０３には代替
セクタに記憶されたセクタのデータを優先的に残存させ
るようにしたので、ディスクよりの読出し時に、代替セ
クタに記憶されているデータを、ディスク１０７をアク
セスすることな（、キャッシュメモリ１０３より読出す
ことができる。このため、ディスク１０７へのアクセス
時に、ヘッドを代替セクタへシークしてデータを読込む
必要がなくなるため、従来のように代替セクタへのシー
ク回数が増加して、ディスクへのデータアクセスに要す
る時間が増大するのを防止できる。 なお、キャッシュメモリが、前述したような代替セクタ
のデータの保存のために使用されると、本来のキャッシ
ング機能による効率の向上が望めなくなる虞れがある。 そこで、キャッシュメモリ１０３に記憶されている代替
セクタのデータは、キャッシュメモリより削除して、よ
りキャッシュメモリの効率をあげることもできる。
以上説明したように本発明によれば、シーク動作を少な
（して、記録媒体へのデータ書込み或は記録媒体よりの
データ読出しに要する時間を減少できる効果がある。
（して、記録媒体へのデータ書込み或は記録媒体よりの
データ読出しに要する時間を減少できる効果がある。
第１図は本実施例のディスクキャッシュシステムの概略
構成を示すブロック図、 第２Ａ図〜第２Ｃ図は、キャッシュメモリ１０３のデー
タ構成例を示す図、 第３Ａ図〜第３Ｃ図は本実施例のディスクキャッシュシ
ステムのＣＰＵの制御処理を示すフローチャート、 第４図（Ａ）及び第４図（Ｂ）は代替セクタを含むディ
スク上でのセクタ配置と、ユーザーエリアのセクタと代
替セクタとの関係を示す図である。 図中、２１・・・セクタアドレス、２２・・・フラグ、
２３・・・セクタデータ、１０１・・・ホストコンピュ
ータ、１０２・・・キャッシュシステム、１０３・・・
キャッシュメモリ、１０４−ＣＰ Ｕ、１０５−ＲＯＭ
、１０６・・・ＲＡＭ、１０７・・・ディスクである。 特許出願人 キャノン株式会社 第２Ｃ図 第３Ａ図 第３Ｂ図 第３Ｃｇｌｎ （Ａ） 第４図
構成を示すブロック図、 第２Ａ図〜第２Ｃ図は、キャッシュメモリ１０３のデー
タ構成例を示す図、 第３Ａ図〜第３Ｃ図は本実施例のディスクキャッシュシ
ステムのＣＰＵの制御処理を示すフローチャート、 第４図（Ａ）及び第４図（Ｂ）は代替セクタを含むディ
スク上でのセクタ配置と、ユーザーエリアのセクタと代
替セクタとの関係を示す図である。 図中、２１・・・セクタアドレス、２２・・・フラグ、
２３・・・セクタデータ、１０１・・・ホストコンピュ
ータ、１０２・・・キャッシュシステム、１０３・・・
キャッシュメモリ、１０４−ＣＰ Ｕ、１０５−ＲＯＭ
、１０６・・・ＲＡＭ、１０７・・・ディスクである。 特許出願人 キャノン株式会社 第２Ｃ図 第３Ａ図 第３Ｂ図 第３Ｃｇｌｎ （Ａ） 第４図
Claims (2)
- （１）外部機器より情報を入力し、記録媒体に記録する
情報記録装置であつて、 記録媒体へのデータの記録時、記録不良が発生した領域
に記録すべきデータを前記記録媒体の代替領域に格納す
る格納手段と、 前記記録媒体に記録する、或は前記記録媒体より読出し
たデータを記憶するキャッシュ手段と、前記キャッシュ
手段に記録された情報の内、前記代替領域に格納された
データに対応するデータを優先的に前記キャッシュ手段
に残存させるように制御する制御手段と、 を有することを特徴とする情報記録装置。 - （２）前記記録媒体はハードディスクであつて、前記代
替領域はディスクメディアの周辺近傍に割当てられてい
ることを特徴とする請求項第１項に記載の情報記録装置
。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2227968A JPH04111030A (ja) | 1990-08-31 | 1990-08-31 | 情報記録装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2227968A JPH04111030A (ja) | 1990-08-31 | 1990-08-31 | 情報記録装置 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH04111030A true JPH04111030A (ja) | 1992-04-13 |
Family
ID=16869080
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2227968A Pending JPH04111030A (ja) | 1990-08-31 | 1990-08-31 | 情報記録装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH04111030A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6330641B1 (en) | 1998-05-19 | 2001-12-11 | Nec Corporation | Method and apparatus for controlling magnetic disk device |
| US7913029B2 (en) | 2007-03-26 | 2011-03-22 | Kabushiki Kaisha Toshiba | Information recording apparatus and control method thereof |
-
1990
- 1990-08-31 JP JP2227968A patent/JPH04111030A/ja active Pending
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6330641B1 (en) | 1998-05-19 | 2001-12-11 | Nec Corporation | Method and apparatus for controlling magnetic disk device |
| US7913029B2 (en) | 2007-03-26 | 2011-03-22 | Kabushiki Kaisha Toshiba | Information recording apparatus and control method thereof |
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