JPH0810535B2 - データ処理システム用の２次記憶サブシステム - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 関連特許出願 本発明は、データ処理システムに係り、その他の点に
ついては、本発明と同日に出願され本出願人に譲渡され
た米国特許出願に説明されており、これら米国特許出願
は、本発明の環境、利用の仕方、及び説明を明確にする
ためにここに参考として取り上げるものである。

“データ処理システムのホストプロセッサ及び周辺制
御プロセッサのような１対のプロセッサ間のインターフ
エイス”と題する米国特許第4,449,182号及び“駆動装
置とコントローラとの間の直列通信を用いた記憶装置”
と題する米国特許出願第308,593号。

発明の分野 本発明は、データ処理システムの分野に係り、特に、
このようなシステムのディスク型大量記憶装置のフォー
マット化に係る。更に、本発明は、主として、可変ブロ
ックアーキテクチャではなくて、固定ブロックアーキテ
クチャを用いたような装置に係る。

発明の背景及び概要 ディスク駆動装置のような２次記憶サブシステムは、
近代的なデータ処理システムの重要な部分である。この
ようなサブシステムは、プログラムやデータを記憶する
ための大容量メモリをなす。ディスク駆動装置において
は、磁気記録材料をもった回転ディスクが実際の記憶媒
体をなす。

このような２次記憶サブシステムを用いる主たる目的
は、ディスク面上の特定のアドレスに別のアドレス位置
の開始点から情報を書き込んだり読み取ったりするのに
必要な時間を最小限にすることである。読み取り／書き
込みヘッドを所望の目標アドレスへ動かすためのアクセ
ス時間は、ディスク駆動装置の物理的なパラメータ（例
えば、駆動装置の電子的制御回路がいかに早く適当な信
号を決定してこれをそのアクチュエータへ供給するか）
及び使用されるアドレス機構（これはスタートアドレス
と目標アドレスとの間の物理的な間隔を決定する）の両
方の関数である。

このようなサブシステムの別の目的は、データの書き
込み及び読み取りに高い信頼性を得ることである。不都
合なことに、媒体は、完全ではない。媒体の酸化面の部
分は、製造が不備なことがあり、他の部分は、長時間の
使用状態の下では質が低下したり、摩耗したりする。こ
のような領域に情報を書き込む（即ち記録する）場合に
は、確実に記憶されたり読み取られたり（即ち回収され
たり）することができない。

エラー検出及び修正技術は、もちろん、この問題に対
する解決策の１部分である。然し乍ら、エラー検出及び
修正技術は、ブロックを読み取る時にこれらの技術で首
尾よく行なえる程１つのブロックの充分な部分を媒体に
記録できない場合には、適当でない。それ故、情報を回
復させることができなかったり或いは情報が回復不能状
態にまで質低下するように悪化したと分かった媒体の部
分の使用を避けることが重要である。これまで、この問
題に対処するために多数の解決策や技術が開発されてい
る。

第１の技術は、１つのトラックの相当の部分が悪い状
態になった時にそのトラック全体を単に無効にすること
である。このトラックに対して意図された全ての情報は
それに代るトラックに送り直される。この機構では、媒
体に悪い部分があればこの媒体の多量の良好な部分がそ
の悪い部分と共に棄てられることが容易に明らかであろ
う。更に、媒体の使用可能容量を著しく損なうことなく
利用できる代用トラックの個数には限度がある。

第２の技術は、あまり極端なものではなく、不良セク
タを無効にし、不良ブロックを使用しないようにするも
のである。然し乍ら、この場合には、２つの別々の面上
で不良ブロックを見つけることが統計学的ほとんど不可
能であるから、或るディスク面の内容を別のディスク面
へ転送する時に問題が生じる。この技術の更に別の欠点
は、論理アドレススペースに穴が生じることである。

第３の技術は、トラックのセクタの欠陥領域をスキッ
プしてそのセクタの残り部分をトラックの更に下流へ押
しやることによりトラックのセクタの不良部分に代って
使用することのできる或る限定された量のスペースを各
トラックに設けるものである。この技術は、トラックの
欠陥領域がこの予備の部分を越えない点までしか有効で
ない。又、別々のトラックのセクタ同志がその整列を失
なうことにもなり、実時間でのヘッド切換を行なう際に
問題が生じる。

第４の技術は、トラック当たり“n"個のセクタを取っ
て置くことである。不良ブロックは、そのトラックに設
けられたこれらのセクタの１つに再ベクトリングされる
（即ち案内し直される）か、或いは不良ブロック後の全
てのブロックが、再ベクトリングされずに、下方に“ス
ライド”される。然し乍ら、これは、トラック当たりの
これらセクタに対する取り替えを制限する。

第５の技術は、ディスクの或る部分を取って置いて、
不良ブロックからテーブルを介してこの取って置いた領
域へ再ベクトリングさせることである。この解決策は、
性能が悪いという欠点がある。

不良ブロックはディスクの製造中にも生じるし、その
後、ディスクを使用する間にも生じるので、最初に媒体
をホスト情報の記憶に使用する前と、後になって動的な
条件によって適当な環境が与えられる時との両方に不良
ブロックの取り替えを行なうことが重要である。公知技
術はこれら両方の場合に非常に良好であるとはいえな
い。

本発明は、階層的なマルチレベル形態でこの問題に対
処するものである。各ディスクに等しく分布された部分
が、欠陥セクタ取り替え用の予備セクタとして取って置
かれる。不良セクタが取り替えられた後にこの不良セク
タをアクセスしようとすると、取り替えセクタに案内し
直される（即ち再ベクトリングされる。）この再ベクト
リング機構の３つのレベルについて説明するが、これら
は取り替えブロックのアドレスを決定するやり方が異な
る。これら機構の全部を用いるのではないように選択を
行なうことにより複雑さと性能との兼ね合いを任意にと
ることができる。

１次再ベクトリング機構においては、取り替えブロッ
クの位置が不良ブロックの位置によって暗示され、再ベ
クトリングの必要性がヘッダのコードによって指示され
る。各トラックには１つ以上の取り替えセクタが設けら
れている。不良ブロックに対して暗示された１次取り替
えブロックが、そのトラックにおける最初の取り替えセ
クタである。２次の再ベクトリング機構においては、再
ベクトリングの必要性がヘッダのコードによって指示さ
れる。取り替えブロックの位置は任意である。そのアド
レスを決定するために、取り替えブロックのヘッダ値に
対応する多数の、複写体が不良ブロックのデータフィー
ルドに記憶される。これらの複写体は読み取られ、そし
てこのように指示されたアドレスと統計学的に比較され
る。更に、ヘッダの複写体の比較によって有効な値が形
成されない時、或いは２次機構における取り替えアドレ
スの多数の複写体が統計学的な合致条件を満たさない時
には、いわゆる３次の再ベクトリング機構が使用され
る。この機構の実施については、各取り替えブロックの
リストと、もしこれに不良ブロックがマップされていれ
ばそのアドレスとを含むテーブルの多数の複写体がディ
スクに記憶される。このテーブルは適当な取り替えアド
レスを捜すために検索される。

幾何学的な階層構成に基き、アクセス時間を考慮し
て、セクタを収集するような独特の論理アドレス機構も
使用される。これにより、物理的にではなく理論的にセ
クタをアドレスすることができ、セクタは物理的な位置
に関して自己決定を行ない、セクタアクセス待ち時間を
最適なものにする。これは再ベクトリング作動とあいま
って、常に理論的に連続したアドレススペース即ち穴の
ないスペースを与える。

本発明の更に別の特徴は、ディスクが個々の論理区画
より成る種々の領域に分割されることであり、論理区画
の１つは利用者が用いるためのものであり、別の区画は
不良ブロックの取り替えのためのものであり、更に別の
区画は診断のためのものであり、そして更に別の区画は
ディスクのフォーマット化に関する或る情報を記録する
ためのものである。各々の論理区画は論理的に自己一貫
性があるが、アドレススペースが異なる。

最初、ディスクは、これが製造される時に不良となっ
たセクタに対し“検査”される。これらの不良セクタは
製造中又は設置中に取り替えられる。その他のセクタ
は、質が低下し始めた時であって、用いられるエラー修
正コード（ECC）の容量を越えるような割合でエラーを
発生する前に、取り替えられる。（このECC“スレッシ
ュホールド”は駆動装置自体によって指定される。）そ
の他のセクタはこれらが質低下して読み取れなくなった
後に取り替えられ、これについてはデータが質低下した
という指示を与えることが必要である。

本発明の更に別の特徴は、理論的に質低下した情報を
含むが媒体自体は使用できるようなセクタを区別する特
殊なコードを用いることである。この特殊なコードは
“強制エラー”インジケータと称され、後述の実施例に
おいては、このコードは、予め選択されたアルゴリズム
に基いてセクタのデータフィールドの情報によって形成
されてセクタのデータフィールドに追加されるエラー検
出コード（EDC）の１の補数である。セクタが読み取ら
れた時には、そのEDCが計算され、そしてディスクに記
録されているEDCと比較される。この比較により、EDCフ
ィールドが、上記の計算されたEDCの１の補数として記
録されていることが分った場合には、強制エラーインジ
ケータが検出されている。従って、ホスト装置は、デー
タが論理的に不良であるが媒体は質低下されているかど
うか分らないということが知らされる。このインジケー
タは、例えばオフラインのボリューム複写期間中に、ブ
ロックのデータが物理的に質低下されて修正不能である
ことが見付ったが、別のボリュームの物理的に良好なセ
クタに複写しなければならないような時に有用である。
複写体にアクセスするホスト装置が、この複写体のデー
タが質低下されていて信頼性が悪いということを知り得
るようにするために、強制エラーインジケータはそのセ
クタにおいてセットされる。次回の情報はこのセクタに
書き込まれ、強制エラーインジケータはクリアされる。
というのは、媒体自体は良好であり、この媒体に既に書
き込まれている情報だけが不良だからである。

強制エラーインジケータを用いる場合には、次の３つ
の規定に従う。第１に、強制エラーインジケータがセッ
トされたブロックからの読み取り作動は常に行なわれな
いようにしなければならない。第２に、このようなブロ
ックへの書き込み作動は強制エラーインジケータをクリ
ヤしなければならない。第３に、読み取り作動は、強制
エラーの検出を他の読み取りエラーと区別するように独
特のエラーコードを形成しなければならない。

この強制エラーインジケータは、転送されるデータバ
イトの１部分ではなく、セクタが書き込まれる時に形成
される制御情報であることが明らかであろう。

取り替えによって保護されないディスクの或る部分の
内容は、同じ情報の多数の複写体を記憶するように多数
の位置に書き込みを行なうことによって保護される。充
分な数の複写体又は複写体の１部分が、質をそこなわず
に、記録された場合には、複写体が１つの或いはそれ以
上質低下されても、記録情報を検索することができる。

次に、本発明の要旨をより理解し易くするために、請
求の範囲に限定された本発明の構成と作用効果との関係
について、まとめて述べておく。

請求の範囲第（１）項は、論理的に悪化され、すなわ
ち不良であることが、知られているデータを含むが欠陥
があるとは知られていないような記録媒体上のセクタを
識別するための特定の構成を限定している。このような
セクタは、“強制エラーインジケータ”と称される特定
のインジケータによって識別される。

あるセクタに記録されるべきデータが悪化されている
ことが知られておらず、かつそのセクタ自信が欠陥があ
ると知られていないような状況の下では、データは、記
録されるデータの関数である対応するエラー検出コード
と共に、ある１つのセクタに記録される。データの記憶
およびエラー検出コードのために使用されるセクタフィ
ールドフォーマットは、第11図において、参照符号332
および334にて示されている。

記録されるべきデータが悪化されていることが知られ
（且つ記録媒体上のそのセクタに欠陥がない）ているよ
うな状況の下では、エラー検出コードを記憶する必要は
ない。

悪化されていることが知られているデータは、エラー
検出コードを必要としないので、強制エラーインジケー
タは、エラー検出コードのために使用されるフィールド
に記憶させることができる。この場合、強制エラーイン
ジケータは、エラー検出コードと同じフィールドサイズ
を必要とする。その強制エラーインジケータは、エラー
検出コードの“１の補数”である。データが記憶される
べき両方の場合において、エラー検出コードが発生され
る。しかしながら、それは、記憶されるべきデータが論
理的に悪化されていることが知られていないときには、
セクタに記録されるだけである。データが論理的に悪化
されていることが知られているときには、発生されたエ
ラー検出コードは、その１の補数に変換され、そのエラ
ー検出コードが記憶されていたと同じセクタフィールド
に記憶されるのであるが、それは、強制エラーインジケ
ータと称されるのである。

このような手法の結果として、強制エラーインジケー
タを記憶しているセクタに記憶されたデータを読み取ろ
うとする装置は、かならず、（１）そのデータが悪化さ
れていること、および（２）データが書き込まれる媒体
がその悪化を生ぜしめたのではないこと、を知ることが
できるのである。

請求の範囲第（１）項は、記録媒体に記憶されるべき
データが論理的に悪化されていることを決定する時に適
当なセクタフィールドに強制エラーインジケータを置
き、それからその強制エラーインジケータがその後の読
取り動作中に見出されるときにシステムにある信号を与
えるような２次記憶サブシステムを限定している。

請求の範囲第（２）項は、システムの各セクタの特定
のセクタ位置に独特の強制エラーインジケータまたはエ
ラー検出コードを置くようにする２次記憶サブシステム
を限定している。

請求の範囲第（３）項は、強制エラーインジケータ
が、必要とされるときに、各セクタに対して発生される
エラー検出コードの１の補数であることを限定してい
る。

図面の簡単な説明 第1A図は、本発明を利用することができるデータ処理
システムの一般的なブロック結線図である。

第1B図は、第1A図のディスク駆動装置における本発明
に従がうディスク面を概略的に示す図である。

第1C図は、本発明によりディスク上に形成された論理
スペースを示す図である。

第２図は、ここに説明するマルチ複写機構によって保
護された情報を読み取る手順を一例として示す図であ
る。

第３図は、マルチ複写保護機構によってディスクに情
報を書き込む手順を一例として示す図である。

第4A図ないし第4D図は、本発明による不良ブロック取
り替え手順を示すフローチャートである。

第５図は、取り替えブロック記述子のフォーマットを
示す図である。

第６図は、本発明の取り替え及びキャッシングテーブ
ル（RCT）の構造を示す図である。

第7A図及び第7B図は第６図のRCTのセクタゼロの内容
を示す図である。

第８図は、本発明のRCT検索アルゴリズムを示す図で
ある。

第9A図ないし第9C図は、第８図のRCT検索アルゴリズ
ムを実施する手順を一例として示すリストである。

第10図は、ここに述べるRCTハッシュアルゴリズムを
実施する手順を一例として示すリストである。

第11図は、本発明によって用いられるセクタフォーマ
ットを示す図である。

第12図は、第11図のセクタフォーマットのセクタヘッ
ダの1/4を示す図である。

第13A図は、本発明を用いることのできるエラー検出
コードを発生するルーティンを示すリストの一例であ
る。

第13B図は、ディスクから１つのセクタが読み取られ
た時にいわゆる強制エラーインジケータを利用するため
に、本発明に従って第1A図の制御装置を作動させるため
のフローチャートを例示する図である。

第13C図は、強制エラーインジケータを利用する（ま
たは適宜に利用しない）ために、本発明に従って第1A図
の制御装置を作動させるためのフローチャートを例示す
る図である。

第14図は、駆動装置から制御装置への応答、これは幾
つかの駆動特性を与える、を示す図である。

第15A図及び第15B図は、指定された駆動サブユニット
に対し他の幾つかの特性を与える応答を示した図であ
る。

第16図は、駆動装置のLBN/RBNスペースの最初の２つ
のトラック及び最後のトラックを示す図である。

第17図は、駆動装置のXBNスペースの最初の２つのト
ラック及び最後のトラックを示す図である。

第18図は、駆動装置のDBNスペースの最初の２つのト
ラック及び最後のトラックを示す図である。

第19図は、論理ブロックのセクタアドレスを決定する
手順のリストである。

第20図は、取り替えブロックのセクタアドレスを決定
する手順のリストである。

第21図は、外部ブロックのセクタアドレスを決定する
手順のリストである。

第22図は、診断ブロックのセクタアドレスを決定する
手順のリストである。

第23図は、RBNのヘッダの128の複写体を読み取ってそ
のヘッダの正しい値を確実に決定する手順を一例として
示すリストである。

第24図は、本発明のXBNスペースにおけるFCT（フォー
マット制御テーブル）の複写体のフォーマットを示す図
である。

そして第25図は、各FCT複写体のセクタゼロを示す図
である。

好ましい実施例の詳細な説明 本発明を利用することができるデータ処理システムの
一般化されたブロック結線図が第1A図に示されている。
このシステムは、ホストコンピュータ１（図示してない
が中央処理装置、主記憶装置および入力／出力装置を有
している）と、２次記憶サブシステム２とを有してお
り、２次記憶サブシステム２は、ディスク駆動装置３と
ディスク駆動装置用の制御装置４とを含んでいる。制御
装置４は、典型的には１個またはそれ以上のそれ自体の
処理装置を含んでいてホスト処理装置からの命令に従っ
て情報を読み取ったり書き込んだりするため駆動装置を
作動させるための適当な信号を与える。

本発明は、欠陥処理を改善すると共にアクセス時間を
短縮する独特のディスクフォーマットを用いている。こ
のフォーマットは、更に、多数の複写体を記憶すること
によってディスクの或る選択された領域を保護すると共
に、周辺装置のタイミング特性に容易に適用される。こ
のフォーマットは３つの層で構成されたアーキテクチャ
より成る。先ず第１に、ディスク上の実際のバイト、セ
クタ、およびセクタ集合体を備えた物理的な層がある。
この層は、エラー検出及び修正機構も含んでいる。第２
に、上記の物理的な層がアドレスされて各スペースに割
当てられた特定の使い方によって複数のスペースにグル
ープ分けされるレベルにある論理的な層がある。第３
に、各スペースのデータフィールドの使い方を記述する
レベルにある機能的な層がある。この層は所望ならば不
良ブロックの処理及びその他のフォーマット使用情報を
含む。

これらの層の各々については以下で一般的に詳しく述
べる。然し、その前に、ここで用いる幾つかの用語を定
義することが有用であろう。

“セクタ”とは、ディスク面上にデータを物理的にア
ドレスする最小単位である。各セクタは、ディスク上の
インデックス位置に対して或る特定の物理的な位置を占
有し、ディスクの回転ごとに１度読み取り又は書き込み
に使えるという性質のものである。

セクタは、アドレスを行なう目的で階層構造的にグル
ープ分けされる。先ず、ディスク面は１つ以上の“シリ
ンダ”に分けられる。次いで、これらのシリンダは“グ
リープ”に分けられ、そしてグループは“トラック”に
分けられる。

“トラック”とは、ディスクの連続した論理的位置を
占有する１組のセクタより成る論理的なエンテイテイで
ある。

“グループ”とは、１つのグループ内の個々のトラッ
クをセクタ間回転時間内に選択できるような１組のトラ
ックを表わす論理的なエンテイテイである。同じグルー
プ内のトラックは、そのグループ内の全てのトラックへ
の書き込み又は読み取りに対し同じ物理的セクタアドレ
スを同時に利用できるように“整列”される。

“シリンダ”とは、最小“シーク”時間より短い待ち
時間でのオペレーションを介して選択することのできる
グループ集合体を表わす論理的なエンテイテイである。
シリンダは、新たなシリンダを選択する場合に最も長い
平均ヘッド位置決め作動を必要とするような更に別の特
性を有している。１つのシリンダ内のグループは、ディ
スクの完全な回転性を失なうことなく隣接グループ間で
ら旋状進行が果たされるようにずらされている。

トラック、グループ及びシリンダという語は、単に、
アクセス時間の関数としてセクタの集合体を互いに関係
付けるものに過ぎない。これらは装置の物理的な構成や
構造には拘りのないものである。

セクタアドレスの“セクタ番号”部分は常に下位部分
である。特定のセクタアドレスの“トラック番号”部分
は、常に、グループ部分とセクタ部分との間でそのアド
レスの中央部にある。特定のセクタアドレスの“グルー
プ番号”部分は、常に、シリンダとトラックとの間でそ
のアドレスの中央部分にある。特定のセクタアドレスの
“シリンダ番号”部分は常にそのアドレスの最上位部分
である。

“不良ブロック”とは、（１）サブシステムによって
使用されるエラー修正機構の修正容量を越えるエラーを
生じさせるか、又は（２）駆動装置に指定されたエラー
スレッシュホールド、すなわちこれを越えると、セクタ
内のデータの継続完全性を保証できなくなるスレッシュ
ホールドを越えるような欠陥を含むセクタである。又、
不良ブロックは、データの完全性は確保されるが、所要
のエラー修正手順によって課せられるオーバーヘッドが
許容量より大きいような程度までの欠陥を含むセクタで
もある。

“不良ブロックの取り替え”とは、不良ブロックに代
る予備セクタ（即ち取り替えブロック）の指定である。

“不良ブロックの再ベクトリング”とは、不良セクタ
にアクセスする際にこの不良セクタに関連した取り替え
ブロックへ書き込み又は読み取り作動を移す作用を指
す。

“物理的なブロック番号”（LBN）とは、大量記憶装
置における１組のセクタ内でセクタの物理的な位置を識
別する番号である。

“物理的なブロック番号”（LBN）とは、ホストに直
接アクセスできる１組のセクタ内にはセクタの相対的な
位置を識別する番号である。これらは、ホストデータ記
憶及び再ベクトリング制御情報に対して用いられる。

“取り替えブロック番号”（RBN）とは、不良セクタ
の代用として用いられる１組のセクタ内でセクタの相対
的な位置を識別する番号である。

“１次取り替えブロック”とは、同じブロック上に論
理的なブロックを取り替えるために指定された指定RBN
をトラックにもつ取り替えブロックである。

“２次取り替えブロック”とは、１次取り替えブロッ
クではない取り替えブロックである。これは、１次取り
替えブロックの指定RBNをトラックにもつ取り替えブロ
ックでもないし、別のトラックにある論理ブロックに代
るように指定されるものでもない。

“外部ブロック番号”（XBN）とは、外部フォーマッ
ト領域の１組のセクタ内でセクタの相対的な位置を識別
する番号である。

“診断ブロック番号”（DBN）とは、診断領域の１組
のセクタ内でセクタの相対的な位置を識別する番号であ
る。

“ホスト”とは、２次記憶サブシステムの作用を受け
る中央処理ユニットである。

駆動装置は、制御装置に対し多数の状態のうちの何れ
かの状態にある。“駆動装置−オフライン”状態にある
場合は、駆動装置は作動せず、駆動制御プロトコルを介
して制御装置と通信しない。これに対し、“駆動装置−
オンライン”状態にある場合は、駆動装置は特定の制御
装置のみに使用されるように専用化され、それ以外の制
御装置には使用されない。

“駆動装置利用不能”状態においては、駆動装置が作
動して時々制御装置と通信するように見えるが、駆動装
置は別の制御装置に対して“駆動装置−オンライン”状
態であるから、制御装置は駆動装置を完全に利用しな
い。

“駆動装置利用可能”状態にある駆動装置は、いかな
る特定の制御装置とも通信でき、これに対して“駆動装
置−オンライン”となる（然し現在はオンラインではな
い）ことができると考えられるものである。

この説明及び添付図面を通して使用される多数の一般
記号について簡単に定義することが有用であろう。記号 その意味 C スタートシリンダ L スタートLBN R スタートRBN X スタートXBN D スタートDBN l LBN/トラック r RBN/トラック s セクタ／トラック t トラック／グループ g グループ／シリンダ o グループオフセット H ホスト領域のLBN Lc シリンダにおけるLBNスペースサイズ Xc シリンダにおけるXBNスペースサイズ Dc シリンダにおけるDBNスペースサイズ Rct 取り替え及びキャッシングテーブ ルの１つの複写体のサイズLBN数 n 再ベクトリングされないスペース のテーブルの複写体の数 Rs 取り替えブロックの数Lc^*g^*t^*r Rctpad RCT複写体トラック／シリンダ 整列パッド当たりの Rps 取り替え及びキャッシング領域の サイズ（n^*Rct＋Rctpad^*（ｎ−１）） 物理的な層 セクタは、ディスクのアドレス可能な基本単位であ
る。

ディスク５は、第1B図に示すように、硬固な基板上に
強磁性材料の被膜を有する円盤である。ディスク５から
情報を読み取ったり、ディスク５に情報を書き込んだり
するためには、トランスジューサヘッド６がアクチュエ
ータ７によって、その中心線をそれぞれ記号８によって
示した多数の同心的バンドの１個のバンド上に位置せし
められる。例えばセクタ９として示したような各“セク
タ”は、上記したバンドの有限な長さを有する円弧状セ
グメントである。

各セクタは、ヘッダと、データバイトと、エラー検出
コードと、エラー修正コードとを含む予定されたフォー
マットで書き込まれる。各ヘッダは、セクタの論理アド
レスを含む32ビット量である。各セクタにはヘッダの複
写体が４つある。データバイトは使用目的によって特定
の情報であり、これはホスト及びサブシステムの入力及
び出力作動によってディスクに記録される。標準フォー
マットを用いた時には、慣習により、各セクタには512
又は576のデータバイトがある。（例えば、本出願人のP
DP-11及びVAX-11コンピュータシステムは512バイトのフ
ォーマットを用いているが、PDP-10及びDECSYSTEM-20コ
ンピュータシステムは576バイトのフォーマットを用い
ている。）セクタのレイアウトについて以下に詳細に述
べる。

“トラック”、“グループ”及び“シリンダ”は、ア
クセス待ち時間に基いて種類階層にグループ分けしたセ
クタの集合体である。トラック上のセクタに対するアク
セス時間は、若し両セクタが同じトラック上にあるなら
ば、読み取り／書き込みヘッドの下にある現在セクタか
らそのセクタまでの距離の１次関数である。或るトラッ
クの最初のセクタは、アクセス時間について考えると、
最後のセクタのすぐ後に続く。これらの特性はトラック
を必ずしも物理的ではないが論理的なリング構造に限定
する。同様に、グループは、或るトラック上の所与の角
度位置にあるセクタから他のトラック上の次に続く角度
位置にあるセクタへと切換えるに必要な時間が、通常の
回転中に同じトラック上の隣接セクタ間のギャップを横
断するのに必要な時間に等しいか或いはそれ以下である
ようなトラック集合体として説明される。

慣習的に、ディスク駆動装置において、単一のヘッド
位置設定アクチュエータは、或る一定距離だけ互いに離
れた多数の読み取り／書き込みヘッドを位置設定するよ
うに使用される。読み取り又は書き込みが命令された時
には、ディスクのアドレスされた位置にどのヘッドを応
じさせてその作動を実行させるかが制御装置によって決
定される。

隣接したグループにある２つの論理的に隣接したトラ
ック間の距離を横断する場合には、ギャップ時間を越え
るようなヘッド切り換え時間を伴なう。それ故、本発明
に従えば、切り換えを行なう間にディスクの回転を失な
わないようにするために、次に大きい番号の付けられた
グループの全トラック上の第１のセクタ（即ち、PBNの
最も小さいセクタ）は、同じシリンダ上にある次に小さ
い番号の付けられたグループの全てのトラック上の第１
セクタから、ヘッド切り換え時間を補償するに充分な数
のセクタだけ、角度的にずらされる。

２つ以上のグループを有するシリンダの場合には、シ
リンダの第２グループにおけるトラック上の最低の物理
的ブロック番号をもつセクタが、そのトラック上のイン
デックスマークから、少なくとも２つのグループ間の最
大切換時間（モジュロ回転時間）を表わすセクタ数だけ
ずらされる。シリンダ上の第３のグループはこの値の２
倍ずらされ、……等々とされる。

この論理アドレス構造及びその定義について３つの例
を挙げて説明する。

先ず第１に、駆動装置が４枚のディスクを有してい
て、７つの物理的な酸化物面がデータ記憶に使用される
と仮定する。各データ記録面には２個の読み取り／書き
込みヘッドが組合わされていて、同じ酸化物面又は別の
酸化物面に対する或る物理的なヘッドと別のヘッドとの
切り換えを、セクタ間時間中に行なうことができる。然
し乍ら、14個のヘッドの１つを選択すること以外には、
シリンダの切り換え（シーク）によってヘッドを動かす
ことなしにアクセスを行なうことができるだけである。
その結果、駆動装置は、“14トラック、１グループ、56
0シリンダ”という論理的な幾何学的構成をもつ。

次に、上記と同じ物理的な形態を仮定し、ヘッドを選
択する時にセクタ間時間より長い定住時間を必要とする
サーボ技術を用いて実施するものとする。上記の駆動装
置と同様に、この駆動装置は、データ記憶に用いられる
物理的な酸化物面を７つ有していると共に各面に対して
２つのヘッドを有する。然し乍ら、或るヘッドと他のヘ
ッドとの間で切り換えを行なう場合は、ヘッドがどちら
の酸化物面にあるかに拘りなく、ヘッドの定住時間がセ
クタ間時間よりも長くなる。従って、このような駆動装
置に対するヘッドの切り換えは、グループ切換作動（グ
ループ選択）によって行なわれる。然し乍ら、14個のデ
ータヘッドの１つを選択すること以外には、シーク作動
によってヘッドを動かすことなしに現在シリンダにアク
セスすることができるだけである。それ故、このような
駆動装置の論理的な幾何学的構成は、“１トラック、14
グループ、560シリンダ”である。

第３に、１つのヘッドに多数の読み取り／書き込みギ
ャップを受け入れることのできる薄膜ヘッドを形成する
ような半導体技術を仮定する。上記で仮定した駆動装置
にこのようなヘッドを取り付けた場合には、各々の物理
的なアームに多数のギャップが配置され、その各々でセ
クタ間時間を選択できる。説明上、アーム当たりこのよ
うなギャップが８個あると仮定する。ヘッド間の切り換
えは、グループ選択作動によって行なわれる。従ってこ
のような装置は、“８トラック、14グループ、560シリ
ンダ”という論理的な幾何学的構成を有する。

もちろん、上記の３つの全ての論理的な幾何学的構成
は同じ物理的な幾何学的構成から導出されたものであ
る。

ディスクの論理的な構成を変えることにより、そのア
クセス時間特性を変えることができる。実際上、論理的
なアドレス構造を適切に構成し直した場合には、回転ア
クセス待ち時間が最小限になることによってアクセス時
間を平均で５ないし６％短縮することが分つた。特定の
駆動装置に対して最適な論理アドレス構成を選択する技
術に関してこれを一般化することは困難である。という
のは、非常に多数の物理的なパラメータが含まれて、そ
の幾つかがホストの特性に関係しているからである。こ
れまでは、知的な推量に基いた試行錯誤法がうまくいく
と分っている。即ち、駆動装置を非常に多数回の読み取
り及び書き込み作動で働かせ、その平均アクセス時間を
決定する。論理的な構造を変え（例えば、グループの数
を変え）、ディスクをフォーマット化し直し、そして駆
動装置を再び作動させる。必要に応じてこのプロセスを
繰り返す。その結果、ホスト−制御装置−駆動装置の組
合せ体の物理的な特性に対して“同調”された論理フォ
ーマットが生じる。

論理的な層 フォーマットの論理的な層について以下に述べる。こ
の層においては、第1C図に示されたように、ディスクが
４つの当該アドレススペースに分けられる。これらのア
ドレススペースのうちの２つはホストに作用を及ぼす１
組のセクタ内にあり、そして他の２つはホストから見え
ない。（特定の実施例においては、ホストから見えない
アドレススペースがもつとあってもよい。）最初のアド
レススペース12はホストから見える１組のLBNスペース
を含んでいる。このLBNスペースは、２つの領域、即
ち、ホストアプリケーション領域12A、及び取り替え・
キャッシングテーブル（RCT）領域12Bに分けられる。所
与のセクタサイズに対しては、ホストアプリケーション
領域12Aが使用可能ブロックの数に対して一定のサイズ
であり、即ち、“不良ブロックなし”である。RCT領域1
2Bは不良ブロックなしではなく、以下で述べるマルチ複
写エラー処理機構によって保護される。

RCTアドレススペースは、不良ブロックの影響を受け
易い装置に対して使えなくなったLBNを取り替えるのに
用いられるRBNのリストを含んでいる。RBNは第２の論理
スペース14で構成され、これらはホストアプリケーショ
ン領域12Aにおける各トラックの最後のｒ個のセクタで
ある（“r"は駆動装置に特定のパラメータである）。RB
Nスペース14は、制御装置によってホストに与えられるL
BNスペース12の外側にあり、従ってRBNはホストから見
えない（割り当て方針に対してもっている性能関連事項
及びLBNスペース12のRCT領域12Bのサイズ以外は）。取
り替えブロックの数は、記憶装置から送られるパラメー
タを用いてサブシステムによって行なわれる一連の変換
により、特定の物理的な装置位置に変換される。これら
の変換はサブシステムによって独立して行なわれ、ホス
トには拘りのないものである。

領域16は、フォーマット化情報を与えるXBNを含んで
いる。これはホストからアクセスできず、たとえ他の領
域（例えば、LBNスペース12）が他のフォーマットで書
き込まれても、予め定められたフォーマット（例えば、
512バイト／セクタ）で常に書き込まれる。領域16の内
容は、フォーマット制御情報及び媒体エラーリストの多
数の複写体であり、これは利用できる色々なフォーマッ
ト（例えば、512又は576バイト／セクタ）でディスクを
フォーマット化する時に使用される。媒体エラーリスト
は、製造時に不良であると分ったブロックに関する情報
を含んだテーブルであるフォーマット制御テーブル（FC
T）より成る。

領域18は診断シリンダ（DBN）を含む。この領域はホ
ストからアクセスできず、大量記憶サブシステムから実
行される診断作動のみによって利用される。

大量記憶サブシステムは、各ユニットに対し０からH-
1まで番号付けされた論理的に連続した１組のブロック
をホストに与えるやり方で論理ブロック及び取り替えブ
ロックを利用するもので、ここでＨはユニットのホスト
アプリケーション領域のブロック容量であり、これはホ
ストからアクセスされる。割り当てられた取り替えブロ
ックは、２つの性能分類、即ち（１）１次取り替えブロ
ック及び（２）２次取り替えブロックのうちの１つに属
する。１次取り替えブロックは、再ベクトリング中に無
視できる程度の時間で（即ち、せいぜい１回転で）これ
らをアクセスするような最も簡単な（且つ通常は最も速
い）やり方で割り当てられるものである。２次取り替え
ブロックは、もっと複雑なやり方で決定されるものであ
り、通常は、再ベクトリング（即ち、グループ選択又は
シーク）中にこれらをアクセスするのに１回転以上の時
間を必要とする。

機能的な層 機能的な層は不良ブロック処理機構を構成する。２つ
の不良ブロック処理機構が媒体に対して用いられる。こ
れらは、（１）マルチ複写構造の使用と、（２）取り替
え・再ベクトリングである。前者は、重要なフィールド
の多数の複写体を記録することによって故障に対する保
護を与え、後者は、不良セクタを、その目的のために取
って置かれた予備セクタと取り替える機構である。これ
らの機構は別別の領域に使用され、２つの基本的に別個
の作用を有している。

マルチ複写構造は、重要なデータ構造に対して保護を
与えるためにRCT及びFCT領域に指定される。取り替え／
再ベクトリングは、アドレススペースの穴をなくすため
に、ホストアプリケーション領域に用いられる。

マルチ複写構造は、取り替えが出来ないか又は望まし
くないような領域に指定される。マルチ複写構造の例
は、ここに述べるRCTである。マルチ複写構造体を読み
取ったり書き込んだりする際には、論理構造体のブロッ
クは１度に１ブロックづつしかアクセスされない。各々
の複写体は、次第に大きくなる順で逐次にアクセスされ
ねばならない。読み取り及び書き込みの両作動に対しエ
ラー復帰及び修正を行なうことができねばならない。指
定される複写体の数は装置の特性であり、システムのエ
ラー率目標を確実に達成するように選択されねばならな
い。ｎの代表値は４である。各複写体は、１回の故障に
よって全ての複写体が無効にされないように、物理的媒
体上に配置されねばならない。

マルチ複写体読み取りアルゴリズム 第２図は、マルチ複写式の保護機構によって保護され
たセクタを読み取るのに用いられる方法を説明するため
の例示的なコンピュータプログラムのリストを示してい
る。これは、エラーを検出して、次の複写体を順に読み
取ることを試みる手順を与える。この方法を適切に働か
せるためには、エラー修正・回復を利用できて、使用し
なくてはならない。第２図において、変数“ターゲッ
ト”は第１の複写体において読み取られるセクタのアド
レスを表わしており、“複写体サイズ”は保護される情
報の複写体（埋め草を含む）のサイズであり、“n"は複
写体の数であり、“次”は検査すべき次の複写体であ
り、そして“データ−blk"は１セクタ分のデータを書き
込むブロックである。

マルチ複写体書き込みアルゴリズム 第３図は、マルチ複写式保護機構によって保護された
セクタを書き込むのに利用される対応する方法を示して
いる。マルチ複写体読み取りアルゴリズムの場合と同様
に、複写体は順次にアクセスされ、エラー復帰を行ない
えなくてはならない。第３図において、変数は次のよう
な意味をもつ。“ターゲット”は、情報を書き込むべき
第１複写体のセクタのアドレスを指し、“複写体サイ
ズ”は保護される情報の複写体（埋め草を含む）のサイ
ズであり、“n"は複写体の数であり、“次”は書き込む
べき次の複写体であり、“err−カウント”は書き込み
欠陥の数であり、“データ−blk"は書き込むべきデータ
ブロック（１セクタ）である。

取り替え／再ベクトリングによる保護 取り替えは、ホストアプリケーション領域（LBN）の
セクタと予備セクタ（RBN）とを取り替えるために次の
３つの状況の下で使用される。

（１）不良ブロックによって残った論理アドレススペー
スの穴を埋める。

（２）セクタが次第に質低下することによる故障のおそ
れを減らす。

（３）修正機構（もしあれば）が再ベクトリング機構に
より長い時間を要するような実行において性能を改善す
る。

２次記憶サブシステムはこれらの場合の発生を決定
し、取り替えを開始させる。これは、ホスト開始取り替
え作動を開始するようにホストに知らせるか又はサブシ
ステム開始取り替え作動を実行することによって行なわ
れる。

ホスト開始取り替え作動を開始するという通知は所定
のホストプロトコルメッセージパケットによって行なわ
れる。回復不能のエラーの場合には、パケットが故障表
示及び不良ブロック表示の両方を含み、その他の場合に
は、不良ブロック表示のみを含む。不良ブロックの取り
替えがホストによって開始される場合には、不良ブロッ
クがただちに取り替えられるか（動的取り替えと称す
る）、或いはフアイル又はデータ構造体が再指定された
時に不良ブロックが取り替えられる（静的取り替えと称
する）。動的取り替えは、取り替えブロックを“強制エ
ラー”修正子と共に書き込むことにより、“強制エラー
インジケータ”によって可能にされる。サブシステム開
始取り替えを用いる場合には、それは動的取り替えであ
る。

セクタが取り替えられた後は、各ホストがこの取り替
えられたLBNにアクセスする際に再ベクトリングが生じ
る。

取り替え法 不良セクタの取り替えについて説明する時には、幾つ
かの用語が理解されねばならない。先ず第１に、エラー
が“回復可能”及び“修正可能”であるとされる場合に
は、それに関連した作動を首尾よく行なえることを意味
し、“回復不能”のエラーが生じた場合しかその作動が
失敗することはない。第２に、不良ブロックの取り替え
中に“オフライン”又は“利用可能”となるディスクは
回復不能エラーとして処理され、ディスクは、その中止
点から再開される不良ブロック取り替えアルゴリズムに
よってオンライン状態に戻されてはならない。むしろ、
ホスト又は制御装置は、次にユニットをオンライン状態
にする時に、RCTセクタゼロに記憶されたデータに対
し、正に、ディスクがオンライン状態となる時のよう
に、作用しなければならない。

第２図および第３図についてさらに説明を加えるに、
これら第２図および第３図は、それぞれ、マルチ複写読
み取りおよび書き込みアルゴリズムのプログラムリスト
である。マルチ複写読み取りおよび書き込みアルゴリズ
ムは、セクタフォーマットのマルチ複写構造を可能とす
るのに使用される。この構造により、重要なデータおよ
びヘッダフィールドのマルチ複写の記憶が可能となり、
そこに含まれた情報の信頼性が確実に維持される。例え
ば、マルチ複写構造は、重要なデータ構造を保護するた
めに、取り替えおよびキャッシングテーブルおよびフォ
ーマット制御テーブルにおいて使用される。

これら第２図および第３図に示されたアルゴリズム
は、その信頼性を確保するようにして、データを読み取
ったり、書き込んだりするのに使用される手順に向けら
れている。要するに、これらアルゴリズムは、システム
が特定の順番にて所定のセクタ位置へいき、マルチ複写
読み取り動作の場合には、交互の複写から情報を読み取
ることができるように、データに順次にアクセスし、エ
ラー検出を行なうことを必要としている。もし、読み取
り動作のいずれかにエラーが生じるならば、そのデータ
の次の複写が読み取られ、信頼性のあるデータが読み取
られるまで、これが繰り返されるのである。

媒体フォーマット化プロセス中に発見された不良セク
タはその時に取り替えられる。消耗によって生じた不良
ブロックは第4A図ないし第4D図について以下に述べる手
順に従って取り替えられる。２段階の取り替え機構が用
いられる。第１（即ち段階１）に、ブロックが不良であ
ると決定される。第２（即ち、段階２）に、不良ブロッ
クが取り替えられる。

特定の論理ブロックを読み取ろうとする間にこのブロ
ックが不良である分った時には、不良ブロック取り替え
プロセスにこれが通知される（ステップ110）。或いは
又、不良ブロック取り替えプロセスにおいては、不良ブ
ロック取り替え中に情報が失なわれたり欠陥が生じたり
すると、これはユニットをオンライン状態にする間に検
出されて取り替えプロセスに通知される（ステップ11
2）。いずれの通知にも、不良ブロックのLBN、不良ブロ
ックの手前のデータ内容、及びデータが有効であるかど
うかということ（即ち、不良ブロックの最初の読み取り
がうまくいったかどうかということ）が含まれる。段階
２の間に情報が失なわれたり欠陥が生じた場合には、上
記の通知には、不良ブロックに代る新たなRBN、不良ブ
ロックが以前に取り替えられたかどうかということ、及
び（もしこれが以前に取り替えられている場合には）現
在その不良ブロックに取って代わる古いRBNも含まれ
る。

第２に、不良ブロック取り替えプロセスは不良ブロッ
クへの全てのアクセスを閉鎖し、ユニットのRCTへの全
ての更新又は書き込みアクセスを閉鎖する（ステップ11
4）。これは“ソフト”閉鎖、即ち、ホスト又はサブシ
ステム（どちらが取り替えを行なっていても）が情報を
失なった場合には必然的に解除される閉鎖である。任意
ではあるが、不良ブロック取り替え頻度は低いものでな
ければならないので、不良ブロック及びRCTだけに対す
るアクセスよりもむしろユニット全体に対する全てのア
クセスを閉鎖するようにしてもよい。

第３に、ステップ116において、どんな形式の情報損
失や欠陥が含まれるかについて判断がなされる。段階２
で生じたものである場合には、制御がステップ144へ分
岐される。情報の損失又は欠陥が段階１中に生じた場合
には、プロセスはステップ132へ分岐する。情報が失な
われなかった場合には、プロセスはステップ118へ続
く。

第４に、ステップ118において、セクタサイズのバッ
フアがクリヤされ、不良ブロックの現在の内容がこのバ
ッフアに書き込まれる。（このバッフアは、データを転
送できないというまれな場合を考慮して、最初にクリヤ
される。）ステップ120において読み取り作動が行なわ
れ、エラー回復及びエラー修正機能が作動可能にされ
て、これがうまく行なわれたかどうかについてステップ
122で評価される。取って置かれたデータは、読み取り
が首尾よく行なわれた場合は有効であり、そして読み取
りがうまくいかなかった場合は無効であるとされる。

第５に、ステップ124において、ステップ120中に不良
ブロックが読み取られた時に得たデータが各々のRCT複
写体の第２セクタ（即ち、セクタ１）に記憶され、これ
が首尾よく行なわれたかどうかについてステップ126で
評価される。データをRCTに首尾よく記録できなかった
場合には、エラーログにエラーが報告され（ステップ12
8）、プロセス制御はステップ174へ移行される。

第６に、ステップ130において、保留されたデータが
有効であるかどうかという指示と、プロセスが段階１で
あるという指示と共に、不良ブロックのLBNが記録さ
れ、この情報は各RCT複写体のセクタゼロに入れられ
る。これは、当然、セクタゼロを読み取り、適当なフラ
グ（P1）を修正し、次いで更新されたセクタゼロを書き
込んで、このセクタに記憶された他の情報を取って置く
ようにすることを必要とする。RCTのセクタゼロを首尾
よく読み取れない場合には、エラーログにエラーが報告
され、制御はステップ174へ移行される。セクタゼロを
首尾よく書き込めない場合には、エラーログにエラーが
報告され、シーケンス制御はステップ170へ移行され
る。

第７に、ステップ132において、不良の疑いのあるブ
ロックにテストパターンが書き込まれたり読み出された
りして実際に不良ブロックであるかどうかが決定され
る。テストパターンが失敗であった場合には、制御がス
テップ136へ移行される（そしてそのブロックが不良と
仮定される）。テストパターンが成功であった場合に
は、そのブロックが良であるという仮定の下にプロセス
はステップ134に続く。（１）第２回目にそのブロック
が不良ブロックとして報告されるか、又は（２）テスト
パターンを正しく書き込んだり読み取ったりできない場
合には、テストパターンは失敗である。

ステップ134において、書き込み−比較作動を用い
て、上記の保留されたデータが不良ブロックに書き込ま
れる。書き込み−比較は、上記の保留されたデータが無
効である場合にそしてこの場合にのみ“強制エラー”フ
ラグを用いて行なわれる。書き込み−比較の両方が成功
であり、もはやブロックが不良ブロックとして報告され
ない場合には、最初の問題が過渡的なものであり、ステ
ップ156においてシーケンスが再開される。エラーが検
出されず且つ上記の保留されたデータに対する指示が有
効であるか、又は強制エラーのみが検出され且つ上記の
保留されたデータが無効である場合に、書き込み−比較
が成功となる。

次のステップであるステップ136では、RCTを走査し、
そして不良ブロックを取り替えるのに用いる新たなRB
N、不良ブロックが既に取り替えられたかどうかという
こと、及び既に取り替えられた場合には不良ブロックの
古いRBNを決定する。この時点では、RCTは更新されてい
ない。RCTの走査が失敗した場合には、エラーログにエ
ラーが報告され（ステップ138）、そして制御はステッ
プ166へジャンプする。ジャンプが行なわれなければ、
ステップ140が次に実行される。このステップ140では、
新たなRBN、不良ブロックが既に取り替えられたかどう
かということ、既に取り替えられていれば不良ブロック
の古いRBN、そしてプロセスが段階２にある（これはフ
ラグP2によって指示される）ということがRCTに記録さ
れ、この情報は各々のRCT複写体のセクタゼロに入れら
れる。RCTは、セクタゼロを読み取ることなく、RCTから
最後に読み取られた又はこれに書き込まれたRCTセクタ
ゼロの複写体を用いて、更新される。RCTを更新できな
い場合には、これがエラーとしてエラーログに報告され
（ステップ142）、そして取り替えプロセスの制御はス
テップ166へジャンプする。

このようなジャンプがない場合には、次にステップ14
4が実行され、不良ブロックが新たなRBNと取り替えられ
たこと及び古いRBNが使用不能であることを指示するよ
うにRCTが更新される。RCTの２つのブロックを更新する
ことが必要な場合には、各々のブロックを書き込む前に
両ブロックが読み取られる。ブロックを首尾よく読み取
れない場合には、エラーログにエラーが報告され（ステ
ップ146）、そして制御はステップ166へジャンプする。
ブロックを首尾よく再書き込みできない場合には、これ
もエラーログにエラーとして報告され（ステップ14
8）、そしてプロセスはステップ162へジャンプする。

ジャンプも分岐もない場合には、次にステップ150が
実行される。このステップ150では、“取り替え”コマ
ンドを用いて、不良ブロックのヘッダが変更され、これ
が１次モードで取り替えられたか２次モードで取り替え
られたかが指示されると共に、取り替えブロックのRBN
アドレスの128個の複写体を含むようにされ、そして更
に、書き込み−比較コマンド（不良ブロックのLBNに対
してアドレスされた）を用いて、上記の保留されたデー
タが取り替えブロックにストアされる。保留されたデー
タが無効である場合及びこの場合にのみ、書き込み−比
較は“強制エラー”修正子の組を用いて行なわれる。取
り替えコマンドは、非常に多数の不適当な取り替えを生
じさせるヘッダサーボトラック欠陥が生じなかったこと
を暗に確認する。取り替えコマンドに欠陥がある場合に
は（ステップ152）、制御がステップ162へ分岐する。書
き込みコマンドに欠陥がある場合には（ステップ15
4）、制御がステップ136へ分岐し、別のRBNに対してRCT
を走査し直す。この次のパスに対し現在の新RBNが古いR
BNとなる。いずれかの欠陥が既にエラーログに報告され
ていよう。エラーが検出されず且つ上記の保留されたデ
ータが有効である場合、或いは強制エラーのみが検出さ
れ且つ上記の保留されたデータが無効である場合に、書
き込みコマンドが首尾よく実行される。

次いで、ステップ156においては、プロセスがもはや
不良ブロック取り替えの途中でないことを指示するため
にRCT複写体のセクタゼロが更新される。RCTは、セクタ
ゼロを読み取ることなく、RCTから最後に読み取られる
か又はこれに書き込まれたセクタゼロの複写体を用い
て、更新しなければならない。RCTを更新できない場合
には、エラーログにエラーが報告され（ステップ15
8）、そして制御はステップ170に分岐する。

ステップ160においては、ステップ114で与えられたロ
ック状態が解除され、プログラムの退出となる。

ステップ162においては、新たなRBNが割り当てられず
使用不能であることと、不良ブロックが取り替えられず
然も古いRBNに再ベクトリングされていないこと−どち
らがその元の状態であっても−とを指示するようにRCT
が回復される。RCTは、ここからブロックを読み取るこ
となく、ステップ144においてRCTから読み取られた当該
ブロックの複写体を用いて、更新されねばならない。い
かなるエラーもエラーログに報告されるが（ステップ16
4）、さもなくば無視される。

ステップ166へ進むと、不良ブロックのLBNにアドレス
された書き込みコマンドを用いて、上記の保留されたデ
ータが復帰される。この書き込みは、この保留されたデ
ータが無効の場合に、そしてこの場合にのみ“強制エラ
ー”フラグをセットしなければならない。エラーはエラ
ーログに報告されるが（ステップ168）、さもなくば無
視される。

次いで、ステップ170において、プロセスがもはや不
良ブロック取り替えの途中でないことを指示するため
に、RCTの複写体のセクタゼロが更新される。RCTは、セ
クタゼロを読み取ることなく、RCTから最後に読み取ら
れた又はこれに書き込まれたセクタゼロの複写体を用い
て、更新される。エラーはエラーログに報告されるが
（ステップ172）、さもなくば無視される。

ステップ174においては、ステップ114で与えられたロ
ック状態が解除される。制御装置が不良ブロックの取り
替えを実行する場合には、制御装置は不良ブロック取り
替え手順の失敗をホストに報告し、ホストが不良ブロッ
クの取り替えを実行する場合には、ホストは不良ブロッ
ク取り替えステップ176に対しどんな適当なホスト従属
作用でも利用する。これでプロセスは終了し、退出とな
る。

ディスクがホストに対してオンライン状態にされた時
には、ホスト又はサブシステム（どちらが不良ブロック
の取り替えを実行するにせよ）は次の３つの行動を行な
わねばならない。（１）RCT複写体のセクタゼロを読み
取る。（２）RCT複写体のセクタゼロへ丁度読み取られ
たデータを書き込む（これはマルチ書き込みルーチンの
中間で生じる欠陥を捕獲する）。そして（３）不良ブロ
ックの取り替えの途中で欠陥が生じたかどうかを調べる
ために、丁度読み取られたデータをチエックする（そし
てもし欠陥があれば、前記したように不良ブロック取り
替えプロセスを再開する）。ディスクへの書き込みアク
セスは、これらの作動が完了しそして部分的に完了した
不良ブロック取り替えが完了となるまで、許されてはな
らない。

以上のアルゴリズムは、データを破壊することのある
作用をとる前に、正しいデータに対する最適な推量デー
タが永久的に記憶されるので、データが決して失なわれ
ないように保証する。ホストにより開始される取り替え
作動には欠陥モードがあり、これはシステムが不良ブロ
ック取り替えの中間でクラッシュすることを仮定したも
のである。部分的に取り替えられた不良ブロックは、シ
ステムコアイメージの中間にあるか、或いはホストシス
テムのブーテイングに重要なディスクの他部分にある。
この欠陥モードはホストではなくてサブシステムが不良
ブロックの取り替えを実行する場合は除去される。

取り替え・キャッシングテーブル 取り替え・キャッシングテーブルは再ベクトリングさ
れた全てのLBNセクタの位置及びユニットに対する各RBN
の状態の記録を維持している。各RCT入力はPBNを表わし
ている。テーブルの各複写体は、ユニットの各RBNセク
タごとに１つの入力というようにして、次第に大きくな
るPBN順に構成された入力を有している。装置の特性を
“n"とすれば、ユニットに対するテーブルの複写体は
“n"個である。これらのテーブルは、ユニットのLBN領
域の上位アドレス端に記憶される。テーブル入力及びRB
Nは、本明細書の他の場所で述べた“ハッシュ”アルゴ
リズムによって割り当てられる。

RCTの複数個の複写体がLBNスペースの最上位アドレス
に記録される。RCTの各セクタは、ディスクが512バイト
／セクタでフォーマット化されるか576バイト／セクタ
でフォーマット化されるかに拘りなく、128個の入力を
含んでいる。RCTの各複写体は整数個のトラックに記憶
される。この要求を満たすようにRCTのサイズを調整す
るため“ゼロ入力”位置が追加される。これらのゼロ入
力はRBNに対応せず、RCTの端には常に少なくとも１つの
ゼロ入力がある。第５図は取り替えブロック記述子のフ
ォーマットを示している。190は再ベクトリングされたL
BNの論理ブロック番号の下位部分を表わしており、そし
て192はその上位部分を表わしている。４ビットセグメ
ント194はそのアドレスに隣接して配置される。これは
８進状態コードで書かれる。適当な例示的なコード及び
それらの意味を以下にリストする。

更に、複写体のサイズは、各複写体の対応ブロック
が、物理的に異なった成分を用いて、最大に可能な程度
にアクセスされるように、調整されねばならない。これ
は、慣習的に構成された装置に対して、次のことを意味
する。（１）複写体の数が読み取り／書き込みヘッドの
数に等しいか又はこれより少ない場合には、各複写体の
対応ブロックが別々のヘッドによってアクセスされ、
（２）複写体の数がヘッドの数より多い場合には、各複
写体の対応ブロックが全てのヘッドにわたってできるだ
け均一に分布され、（３）装置がサーボ面を用いている
場合には、各複写体の対応ブロックがサーボ面の別々の
トラックを用いて配置され、そして（４）RCT複写体は
最後の複写体の最後のセクタがユニットの最後のLBNを
占有するように割り当てられる。RCTの最後の複写体は
そのサイズが装置のトラックサイズの正確な倍数である
ように埋め草される。次いで、最上位のLBNから始めて
次第に下位へRCTの割り当てが行なわれる。RCTの埋め草
領域は制御装置に特定のものであり、ホストからアクセ
スされることはない。

RCTの第１セクタは、進行中の取り替え作業の状態に
対する情報を含んでいる。診断ルーチンによってRCTを
確認できるようにするため、ボリュームシリアルナンバ
ーの複写体もこのセクタに含まれる。

RCTの各複写体の第２セクタであるセクタ１は、上記
したように、不良ブロック取り替えアルゴリズムによっ
て用いられる。このセクタは、取り替えされているセク
タからのデータの複写体を保持するのに用いられる。

第６図は得られるRCT構造体を示している。RCTの第１
セクタ202（即ち、いわゆるセクタ０）は取り替え・キ
ャッシングテーブル情報を含んでいる。第２セクタ204
（即ち、いわゆるセクタ１）は取り替えられたLBNイメ
ージを含んでいる。セクタ206aなしい206m（即ち、いわ
ゆるセクタ２ないしRCT-1）は128個の取り替えブロック
記述子に対応する。

RCTのセクタ０の内容が第7A図及び第7B図に示されて
いる。図示されたように、このセクタは512バイトを備
えている。ワード260なしい266はフォーマット化プロセ
ス中に指定されたボリューム識別体を含んでいる。ワー
ド268は個々の重みを有する４つのビットを含む。ビッ
ト272は、取り替えプロセスによりターゲットRBNに強制
エラーインジケータを書き込まなければならないことを
指示する強制エラー（FE）フラグである。いずれか別の
個所で説明したように、強制エラーインジケーションの
“セッテイング”ということは、この引例においてはセ
クタに対するエラー検出コードの１の補数である強制エ
ラーインジケータに対するコードでセクタに書き込みを
行なうことを意味する。ビット274は不良RBNに対するフ
ラグ（BR）であり、これは進行中の取り替えが不良RBN
によって生じたものであることを指示し、このフラグは
取り替えプロセスが終了した後にクリアされる。ビット
275及び276は、取り替え作動が進行中であるかどうかそ
してもしそうならばその段階を指示するフラグ（各々P2
及びP1）である。ワード278ないし282は、取り替え作動
が進行中である場合に、取り替えられているブロックの
LBNの複写体を保持し、このフィールドはP2ビット274が
セットされた時（即ち、取り替えの段階２にある時）だ
け有効である。ワード284、286は、取り替え作動が進行
中である場合に、LBNと取り替えられる。ブロックのRBN
の複写体を含み、これも、RPフラグをセットすることを
必要とする。BRフラグ274がセットされた場合には不良
取り替えブロックのRBNがワード228、290に現われる。

RCT取り替え指定アルゴリズムは、不良LBNを取り替え
るためにRBNを指定するのに用いられにものである。検
索アルゴリズム及び種々の支援アルゴリズムについて以
下に述べる。

RCT検索 検索は、１次取り替えブロックに対する記述子で始ま
る。所望のLBNアドレスが記憶されておらず且つ記述子
が空でない場合には、１次取り替えブロック記述子を含
むセクタでピンポン検索が始まる。所望のLBNアドレス
にも空記述子にも遭遇しない場合には、次の２つの事象
の一方が生じるまで他のRCTブロック及びブロック内記
述子の線型走査（RCTの端で重ね合わせた）が確保され
る。（１）オーバーフロー位置において、指定されない
取り替えブロック記述子に遭遇する（２次）、又は
（２）成功を得ることなく全RCTが検索される（失
敗）。

検索は２つのレベルで行なわれる。先ず、１次記述子
のRCTセクタ内において、次に高いRBN記述子でスタート
して、検索された１次記述子から外方に検索が行なわれ
る。これは、最初の記述子又は最後の記述子にいったん
出会うと、直線的な検索へと縮退する。この直線的な検
索は、最初のセクタが完全に検索されると、次に高いRC
Tセクタアドレスでスタートする。各々の新たなセクタ
は最も低位のRBN記述子でスタートして直線的なやり方
で検索され、このセクタの最も上位のRBN記述子に出合
うまで走査される。直線的な検索中の何らかの時点でゼ
ロ（空ではない）入力に遭遇した場合には、第３のRCT
セクタの第１入力（記述子をもった第１入力）において
検索が再開する。検索は、全てのRCT入力が検索された
ことが確かめられた時に終りとなる。

第８図はRCT検索アルゴリズムを示している。このア
ルゴリズムに対するサンプルコードのリストが第9A図な
いし第9C図に示されている。

第9A図から第9C図についてさらに説明を加えるに、こ
れら第9A図から第9C図は、取り替えおよびキャッシング
テーブル（RCT）検索アルゴリズムを実施する手順を、
そのためのプログラムリストを含めて、まとめて示して
いる。

取り替えおよびキャッシングテーブルは、媒体の特定
のデータブロックに含まれたデータに対し、その物理的
ブロックが不良であることが見出されたときでも、アク
セスすることができるようにする目的で、本発明におい
て使用されるものである。これらのテーブルは、LBNセ
クタにエラーがあると推測されるため、取り替えセクタ
（又はRBN）によって取り替えられるLBNセクタの位置の
記録を保持する。RCTは、各不良のLBNを、そのLBNと取
り替えられるRBNと関連付けて、あるLBNに向けられた読
み取りおよび書き込み動作がその代わりの取り替えRBN
に向けられるようにする。また、各取り替えおよびキャ
ッシングテーブルは、ユニットにおける各RBNの状態の
記録を維持する。RCTのRBNは、各RCTテーブルエントリ
が１つのRBNに対応するようにして、上向きRBN順に配列
されている。

再ベクトリング機構においては、不良であると判定さ
れた特定のLBNの内容を、システムが読み取ろうとして
いるときには、システムは、その不良なLBNに取り替わ
るRBNの位置について知るために、RCTテーブルを見る
（ヘッダフィールドにおけるインジケータによって）。

これら第9A図から第9C図に示された手順及びアルゴリ
ズムは、単に、システムがRBNへの再ベクトリングをし
ようとしているデータにそのシステムがアクセスする必
要があることの指示があるか否かについて、システムに
RCTテーブルを見るようにするものである。

１次RCTハッシュアルゴリズム １次RCTのハッシュアルゴリズムは、入力及びLBNとし
て取り出されるものであって、既に再ベクトリングされ
たLBNに相当する１次RBN記述子を含むRCTブロックのホ
ストLBNアドレスを形成するものである。RCTブロック内
の１次RBN記述子を指すオフセットも形成される。この
アルゴリズムは、常に、取り替え制御領域内のRCTの第
１複写体におけるブロック番号を形成する。このアルゴ
リズムが第10図に示されている。

第10図についてさらに説明を加えるに、先ず、LBNに
欠陥があるものと見出され且つそれがRBNと取り替えら
れるとき、その欠陥のあるLBN及び取り替えRBNのアドレ
スが、アドレス情報のクロスレファレンスの手段として
RCTに置かれる。この時、２次記憶サブシステムは、そ
の欠陥のあるLBNセクタのヘッダにおける第２の所定の
コードを検出するときに、そのテーブルにアクセスす
る。その欠陥のあるLBNのアドレスを検索するためにRCT
にアクセスする場合において、システムは、RCTの“ス
ターティングポイント”または１次ブロックに向けられ
る。このスターティングポイントのアドレスは、元の欠
陥のあるLBNの関数であり、ハッシュ法および所定のア
ドレスオフセットによって抽出される。この第10図は、
RCTの最初の複写におけるスターティングポイントのア
ドレスを発生するのに使用される手順のためのプログラ
ムリストを示している（使用しうる４つの複写があるの
で）。要するに、システムは、転送される情報を含むら
しいセクタ内の位置に直接的に向けられ、RCT検索は、
その点から始まる。

物理的な層の実施例の詳細な説明 以上に述べた一般的な説明を考慮し、更に詳細に実施
例を説明する。

さて第11図には、ヘッダ330、データ332、エラー検出
コード（EDC）334及びエラー修正コード（ECC）336の種
々のセクタフィールドを示す適当なセクタフォーマット
が示されている。ヘッダ内には論理アドレスの複写体が
４個設けられている。フィールド334のEDCは、サブシス
テムへのデータの入力から、サブシステムからのその出
力までのエラー検出範囲を与える。又、これは、ここに
示す実施例では、“強制エラーインジケータ”を形成す
るのにも用いられる。ここに示す例ではエラー検出コー
ドとして16ビットが使用されているが、もちろん、他の
長さのコードを用いることができる。フィールド336のE
CCは、媒体及び装置の伝達エラーに対し１次検出及び修
正機構をなす。（例えば、ECCは170ビットを占有し、こ
れはエラー修正コード及びその使い方を説明するために
ここに参考として取り上げるCharles M.Riggle氏等の発
明に係り本出願人に譲渡された“リード−ソロモンコー
ドを用いたマルチエラー検出及び修正システム（Multip
le Error Detecting and Correcting System Employing
Reed-Solomon Codes）”と題する1981年６月24日出願
の米国特許出願第277,060に説明されている。） ヘッダの前部の“スペーサ”フィールド338はゼロが
埋め草された領域であり、これは駆動装置がセクタパル
スを否定することと、制御装置が変化に気付くこととの
間の最大限の不確定さを受け容れると共に、上記前部の
長さについての制御装置の定量化エラーを受け容れるの
に用いられる。

ヘッダの前部フィールド340もゼロであり、これは駆
動装置の位相固定発振器（PLO）をヘッダ同期信号の発
生の前に安定化できるようにするために必要とされるワ
ード数である。“ヘッダ前部長さ”フィールドは指定の
コマンドに応答して駆動装置によって制御装置に与えら
れる。

強制エラーインディケータの形成および使用 制御装置４は、第11図のフォーマットで書き込まれる
べき各セクタに対する情報をディスク駆動装置３に伝送
する。一般的に、或る場合にはホストによってエラー検
出コードおよびエラー修正コードが計算され、または駆
動装置自体によってそのような情報の或るものが供給さ
れて、制御装置４によってセクタフォーマットの適当な
フィールドに挿入される。同様に、ディスク駆動装置３
から読み取りを行なう時には、制御装置４は一般にエラ
ー検出コードおよびエラー修正コードを照合するが、こ
れは同じシステムにおいてホストまたはディスク駆動装
置が行なうこともできる。

第13A図についてさらに説明を加えるに、この第13A図
は、あるセクタに見出されるデータに付属したEDC/強制
エラーインジケータセクタフィールド（参照符号334）
に含まれたエラー検出コード（EDC）と比較するために
そのEDCを算出するのに使用されるアルゴリズムを示し
ている。この手順は、各データブロックのためのセクタ
フォーマットに存在するEDCとの比較のためあるEDCを発
生するのに、所定の定数と特定のデータブロックの個々
のデータワードとをシーケンスにて組み合わせるように
するものである。

強制エラーインジケーションのために制御装置（また
ホスト若しくはディスク駆動装置）がエラー検出コード
フィールド334を形成し利用する手順が第13B図に示され
ている。同図は、記録媒体から読み取るための処理装置
の作動を説明するフローチャートである。よってこの図
面を参照すると、セクタ“A"が読み取られる。制御装置
からの命令の下で、ディスク駆動装置がセクタＡに記憶
された情報を読み取って制御装置に供給するに適するよ
うにヘッドを位置決めする（ステップ360）。セクタの
データフィールドからエラー検出コード（EDC）が計算
される（ステップ362）。ステップ362において計算され
たエラー検出コードが、ステップ360においてセクタＡ
から読み取された情報のエラー検出コードフィールド33
4に含まれエラー検出コードと比較される（ステップ36
4）。計算されたEDCが記録媒体から読み出されたEDCと
合致したときは、読み出し作動は成功であって、処理は
分岐路366に沿って退出点368に進む。然しながら、上記
２つのEDCが合致しなかったときは、不一致の理由を決
定して実行すべきその後のステップを決めるためその後
の若干の処理が必要である。それ故、次に制御装置はセ
クタＡに記録された強制エラーインジケータが存在する
（すなわち“セット”されている）か否かを調べるため
に、計算されたEDCをフィールド334から読み出されたED
Cの１の補数（すなわち、FEI）と比較する（ステップ37
0）。この比較において両者が合致したときは、強制エ
ラーインジケータが検出されたことを意味するので、こ
の場合は分岐路372に沿って処理が継続され、制御装置
は、セクタ内にデータが書き込まれた時に既にデータは
悪化されているので、セクタ内のデータを回復すること
ができないことが解る。それ故、読み取り作動は失敗で
あり、強制エラーインジケータの検出のために読み出し
作動が失敗したことをホストに通知するためステップ37
4において特定のコードまたは信号が発生される。これ
とは反対に、ステップ374において強制エラーインジケ
ータが検出されなかったときは、エラー回復技術を首尾
よく利用することが可能であり、制御は分岐路376に沿
ってステップ378に転送される。ステップ378において
は、利用可能なエラー回復技術が実施されて、セクタＡ
に書き込まれるデータを回復する企図が行なわれる。若
しエラーの回復に成功すると（ステップ380）、読み出
し作動が続行され、ステップ364からの成功的結果と同
様に、制御は分岐路382に沿って退出点368に進む。然し
ながら、若しエラーの回復が成功しなかったとき（ステ
ップ380）は、記録媒体が情報を不正確に記憶している
ために読み出し作動が失敗したことをホストに指示する
ためエラーコードが発生される（ステップ384）。この
エラーコードは、欠陥記録媒体による読み取りエラーと
強制エラーインジケータによる読み取りエラーとを区別
するために、ステップ374において発生されるエラーコ
ードとは異っている。

従って、記憶装置の第１ボリュームから第２ボリュー
ムにセクタを複写する時に、３つの形式の処理状況があ
る。第１ボリュームから首尾よくセクタが読み取られた
ときは、勿論このセクタはそのままで第２ボリュームに
書き込まれる。セクタが論理的に悪化されていて回復不
可能であるためにセクタを首尾よく読み取ることができ
なかったときは、そのセクタの内容を全く捨ててしまう
こともできるし、またそのデータは読み込まれた時に悪
化されたことを示すために、セクタの内容を強制エラー
インジケータの組と共に第２ボリュームのセクタに書き
込むこともできる。上記セクタを再記録することは、そ
の後に強制エラーインジケータをクリヤする結果を生じ
る。それ故、特定のフアイルの構成は開いて保持されて
いるフアイル内の位置と共に維持されて、不正確なデー
タを含んではいるけれど不完全ではないと確認されるこ
とが可能である。

これは、セクタのEDC/FEIフィールドに書き込むため
の２つの可能性を示す第13C図に図示されている。或る
セクタがディスクフアイルから読み出された情報を書き
込まれるべきセクタであって、第13B図のステップ384に
おける読み取り処理が開始された（読み取られたデータ
が悪化され、読み取られたセクタに強制エラーインジケ
ータコードが存在しないことを確認した）ときは、転化
されたと認められたデータが同じディスク面または他の
ディスク面の記録媒体の良好なブロックに書き込まれ、
そして新しいセクタに書き込みが行なわれる時に強制エ
ラーインジケータコードがセットされる。このことは、
ステップ384からステップ392に直接に進むことによって
示されており、ステップ392においてはEDC/FEIフィール
ド334における強制エラーインジケータコードの組がセ
クタに書き込まれる。これとは反対に、ホストからの新
しいデータ（このデータは信頼性があり、そして悪化さ
れていない）がセクタに書き込まれるか、またはステッ
プ364または380からの“肯定”分岐路によって示される
ように、記憶装置から首尾よく読み取られたデータがセ
クタに書き込まれるときは、EDC/FEIフィールドに対す
る適当な非補数エラー検出コードの書き込み作動が行な
われる（ステップ396）。

データ前部の“スペース”フィールド342は、ヘッダ
の読み取りとデータ前部の書き込みとの間の移行中の制
御装置の定量化エラーを受け容れるのに必要な領域であ
る。スプライスフィールド344の長さは、最悪の場合の
ヘッダ伝送遅延、ヘッダ比較時間、書き込みスプライス
領域及びPLOロック時間を受け容れるのに必要なワード
数である。この領域に対する数値（ワード数）は、上記
コマンドに対する応答の“データ前部長さ”フィールド
に入れられる。

書き込み−読み取り復帰フィールド346の長さは、書
き込みの復帰及び不確定性の許容に必要なビット数であ
る。

再命令時間フィールド348の長さは、制御装置が現在
のセクタ転送を完了して次の転送に対するコマンドを送
出する時間中に横断されるディスク領域である。

ヘッダ セクタヘッダは128ビットであり、即ち、32ビットが
４回複写される。32ビット複写体の１つのレイアウトが
第12図に示されている。16ビットワード352と、次のワ
ードの下位の12ビット354とでもって28ビットのブロッ
ク番号フィールドが形成され、これに続いて４ビットの
ヘッダコード356がある。ブロック番号フィールドはヘ
ッダコードに基いてLBN、RBN、XBN又はDBNを表わす。ブ
ロック番号フィールドは約0.25ギガセクタ又は１テラビ
ットのデータに対し充分なアドレッシングを果たす。

８進のヘッダコードは例えば次のように解釈される。
先ず第１に、00（８進）のような例示的なコードは、デ
ータがEDCの有効性に基いて有効であってもよいし有効
でなくてもよい使用可能な論理セクタを指示する。ヘッ
ダのブロック番号はこのブロックに対するLBNを表わ
す。このヘッダコードはLBNスペースのみに現われる。0
3のような別のコードは再ベクトリングされた使用不能
の理論セクタを指示する。このヘッダコードはLBNスペ
ースの非RCT部分のみに現われる。データフィールド
は、128回複写された取り替えブロックのRBNヘッダフィ
ールドを含み、ヘッダのブロック番号はこのブロックに
対するLBNを表わす。

05のような更に別のコードは再ベクトリングされた使
用不能の１次論理セクタを指示する。このようなセクタ
はトラック上の第１の取り替えセクタに再ベクトリング
されている。データフィールドは、128回複写された取
り替えブロックのRBNヘッダフィールドを含んでいる。
ヘッダのブロック番号はこのブロックに対するLBNを表
わす。このLBNはその１次RBNに再ベクトリングされてい
る。このヘッダフィールドはLBNスペースの非RCT部分に
のみ登録される。

06のような更に別のコードは、データがEDCの有効性
に基いて有効であってもよいし有効でなくてもよい使用
可能な取り替えセクタを指示するのに用いられる。ヘッ
ダのブロック番号はこのブロックに対するRBNを表わ
す。このヘッダコードはRBNスペースのみに現われる。

11のような更に別のコードは、データが無効であるよ
うな使用不能のセクタを表わしている。ヘッダのブロッ
ク番号は、これが使用可能なセクタであった場合にはセ
クタの形式である。このヘッダコードは、RBN、XBN又は
DBNスペース、LBNスペースのRCT領域、及びヘッダエラ
ーにより２次的に再ベクトリングされたLBNに現われ
る。

12のような更に別のコードは、データがEDCの値に基
いて有効であってもよいし有効でなくてもよい使用可能
な外部セクタを表わす。ヘッダのブロック番号はこのブ
ロックに対するXBNを表わす。このヘッダコードはXBNス
ペースのみに現われる。14のような更に別のコードは使
用可能な診断セクタを表わす。ヘッダのブロック番号は
このブロックに対するDBNを表わす。このヘッダコード
はDBNスペースのみに現われる。

ヘッダ比較アルゴリズム ヘッダ比較アルゴリズムは、所望のセクタを探索する
ために制御装置によって使用される。先ず第１に、制御
装置は、これがディスク上で検索するセクタのアドレス
（即ち、“ターゲット”アドレス）を決定する。次い
で、制御装置は、ターゲットアドレスにあるセクタの32
ビットヘッダの４つの複写体を読み取る。これらのヘッ
ダは２つの16ビットフィールド（下位及び上位）に分け
られる。ディスクから検索される４つの下位フィールド
のうちの２つがターゲットアドレスの下位フィールドに
合致し、そしてディスクから検索される４つの上位フィ
ールドの２つがターゲットアドレスの上位フィールドに
合致した場合には、ヘッダの比較が成功となる。少なく
とも２つの下位フィールドの合致が見つからない場合に
は、ヘッダの合致が不可能である。

少なくとも２つの下位フィールドの合致は見つかった
が２つの上位フィールドの合致が見つからない場合に
は、正しいセクタは検索されたがヘッダのコードがター
ゲットコードに合致しないことが考えられる。これは、
LBNが取り替えられたか、又はマルチ複写保護領域（即
ち、RCT、XBN又はDBN）において不良ブロックが見つか
った場合に考えられる。制御装置はターゲットアドレス
にあるヘッダコードを変更し、２つの上位フィールドの
合致が今や存在するかどうかを決定する。駆動装置が検
索を誤まり即ち間違ったシリンダ又はグループを検索し
たか、或いは不適切なヘッドが選択されたということを
結論するためにヘッダ比較アルゴリズムの変形態様も用
いられる。このためには、４つの上位ヘッダワードのう
ちの３つが合致しなければならず且つ４つの下位ヘッダ
ワードのうちの３つが合致しなければならない。という
のは、合致すると予想されるヘッダ値がないからであ
る。この３点合致が与えられると、制御装置は、ヘッダ
コード及びブロック番号フィールドを解読し、正しい値
との比較のために、アクセスされた実際のシリンダ、グ
ループ及びトラックを決定する。

データ データフィールドの内容は使用目的によって異なる。
データフィールドのサイズは、ホストプロセッサによっ
て使用されるフォーマットに依存する。本出願人の製品
の場合は、データフィールドのサイズが基本的に２つあ
り、即ち512バイト及び576バイトである。全てのディス
クの１部分は常に512バイトのデータフィールドでフォ
ーマット化される。これは製造欠陥領域（XBN）であ
る。これら両セクタサイズを支持する制御装置に取り付
けられたディスク駆動装置の他の領域は、512又は576バ
イトフォーマットでフォーマット化される。装置が制御
装置に対して“オンライン”状態になるたびに、制御装
置は装置によって使用されるセクタサイズを後述のアル
ゴリズムに基いて決定する。先ず第１に、装置は、その
読み取り作動のセクタサイズを512バイトに変えるよう
に命名される。フォーマット情報の第１複写体のスター
トセクタが読み取られる。このセクタの第１ワードがテ
ストされる。これが予め選択された番号に等しい場合に
は、LBN/RBNスペースが512バイトモードで書き込まれ
る。一方、これが他の予め選択された番号と共に書き込
まれる場合には、このようなスペースが576バイトモー
ドで書き込まれる。第１複写体のスタートXBNが読み取
れないか、或いは上記の予め選択された値以外の値が第
１ワードにある場合には、フォーマット制御テーブルの
次の複写体のスタートXBNが、次式を用いて計算され
る。

次の複写体のXBN＝古い複写体のXBN＋フォーマット制御
テーブルのサイズ 次いで、この新しいセクタが読み取られる。このセク
タに修正不能のI/Oエラーがある場合には、その次の複
写体がアクセスされ、……というようにして全ての複写
体が試みられる。全ての複写体が読み取られ、そして修
正不能のI/Oエラーをもたない複写体を読み取ることが
できない場合には、媒体フォーマットエラーがホストに
送り返される。又、修正不能のエラーを伴なわずに読み
取られた第１複写体の第１セクタ（即ち、XBN）が無効
媒体モードコードを含む場合には、媒体フォーマットエ
ラーがホストに送り返される。

（ホストは装置を強制的に特殊なモードにしてもよい。
この場合、制御装置は、このモードを用いて、媒体フォ
ーマットエラーを発生することなく、装置ユニットをア
クセスしようと試みる。これは、データ復帰の手段とし
て意図されるだけであり、慣習的な標準作動としては意
図されない。） ボリュームが512バイトフォーマットである場合に
は、アルゴリズムが完全である。576バイトフォーマッ
トの場合には、制御装置は、サイズを512バイトに変え
るコマンドによって全ての作動をXBN又は512バイトDBN
で開始し、次いでサイズを576バイトフォーマットに戻
すように切換えるコマンドによってLBN又はRBNに対する
次の照合を進める。換言すれば、制御装置は、セクタが
どのスペースに入るかに基いて、XBN及びDBNについては
512バイトフォーマットを用い、LBN及びRBNについては5
76バイトフォーマットを用いて、セクタサイズを動的に
切り換える。

EDC エラー検出コード（EDC）は、制御装置内部の問題に
より生じたエラーを検出するのに用いられる16ビットコ
ードである。これは、制御装置の正しい作動を端から端
まで確認するものとして与えられる。ここに示すアルゴ
リズムは、カラムエラー及びマルチビットパリテイエラ
ーを検出するように構成されたものである。

EDCは、非ゼロの初期値及び16ビットリードサイズを
用い、排他的オア作動及び左円シフトアルゴリズムによ
って計算される。このアルゴリズムに用いられる回転に
は桁上げがない。アルゴリズム自体は第13A図に示され
ている。EDCは、エラーの検出に加えて、ここでは、強
制エラーインジケータを形成するのに用いられる。これ
は、正しいEDCの１の補数をセクタのEDCフィールドに記
憶することによって行なわれる。従って、このセクタが
読み取られた時に“エラー”が指示され、この“エラ
ー”は、次にこのセクタに正しいEDCが書き込まれた時
に除去される。この技術は、強制エラーをもつセクタを
識別するための診断ルーチンを非常に容易にする。即
ち、EDCがエラーを指示する時には、このEDCが、実際
に、記録データに基いて予想されるEDCの１の補数であ
るかどうかを決定するのに簡単である。

トラック トラックは、セクタ及びタイミングマークで構成され
る。トラック当たり少なくとも２つのセクタ（１つのLB
Nセクタ及び１つのRBNセクタ）がなければならない。タ
イミングマークには、（１）セクタマーク及び（２）イ
ンデックスマークの２種類がある。セクタマークは各セ
クタの前にあり、これは回転を最適なものにする目的で
強制装置によって使用される。インデックスマークは、
シリンダ内の第１のグループ内で各トラックの第１セク
タの前にあると共に、シリンダの他の全てのグループ内
で他の全てのトラックの第１グループに対して同じ角度
位置にあるセクタの前にある。

論理的な層の実施例の詳細な説明 アドレススペース 駆動装置によって制御装置で利用可能にされる１組の
セクタには４つのアドレススペースがある。第１のアド
レススペースは、ホストから見える１組の論理ブロック
を含んでいる。このLBNスペースは、ホストアクセス可
能領域とRCTとの２つの領域に分けられる。第２のアド
レススペースは、使用不能となった論理ブロックを取り
替えるのに使用される取り替えブロックを含んでいる。
これらのRBNはこれらが割り当て方針に対してもってい
る関連事項を除いては、ホストから見えないようにされ
ている。制御装置は、ホストから見えるブロック容量を
Ｈとすれば、ゼロからH-1まで番号付けされた論理的に
連続した１組のブロックをホストに与えるように、論理
ブロック及び取り替えブロックを用いる。第３のアドレ
ススペーシは延長されたブロックスペース（XBN）であ
り、これは制御装置だけから見える１組のブロックであ
り、製造フォーマット制御情報と、制御装置にとって特
定の過渡的な情報とを記憶するのる用いられる。最後
に、制御装置に固有の診断を行なうためのブロックを含
む診断ブロックスペース（DBN）がある。このDBNも制御
装置からしか見えない。これらのアドレススペースは、
偶発的なアクセスや、間違った形式のセクタでの作動を
防止するように、独特のヘッダコードによって区別され
る。

ここに説明する全ての幾何学的形態に合致することが
本発明の必要条件であるが、ディスクの幾何学的形態に
関連した特定の容量及び他の物理的なパラメータは装置
の形式によって異なる。これらの特定のパラメータは各
々の装置の形式の永久的な特性の１部分であり、これは
装置を設計する時に決定される。制御装置は、これらの
パラメータに従属する装置特性をホストから遮蔽する。
制御装置は、GET CHARACTERISTICSコマンドと称する一
般的なコマンドを発生し、駆動装置は、これに応答し
て、幾何学的形態に関係した作動に用いるのに必要なパ
ラメータを制御装置に送る。次いで、制御装置は、必要
に応じてこれらのパラメータを適当に用いる。

駆動装置特性ブロック 上記したように、本発明による２次記憶サブシステム
においては、ディスク駆動装置は、コマンドに応答し
て、種々のパラメータ情報を含む１つ以上のメッセージ
を制御装置に与える。この点について、駆動装置内に
は、ホスト及び制御装置によって別々にそれぞれアドレ
スすることのできるサブユニットが１つ以上あることに
注意されたい。従って、駆動装置を完全に特定するため
に２つのコマンドが使用される。先ず第１に、GET COMM
ON CHARACTERISTICSコマンドと称するコマンドを用い
て、駆動装置の全てのサブユニットに共通したメッセー
ジ関連パラメータが呼び出される。次いで、GET SUBUNI
T CHARACTERISTICSコマンドと称するコマンドを用い
て、駆動装置の特定のサブユニットの特性が呼び出され
る。GET COMMON CHARACTERISTICSコマンドに対する応答
のフォーマットが第14図に示されている。第14図には23
バイトシーケンスが示されている。第１バイトは応答の
性質を示す。第２バイトの下位の半分は、２の乗べきで
表わされた短い時間切れの長さを保持する。第２バイト
の上位の半分は制御装置と駆動装置との間に使用される
バスのバージョンを指示する番号を含む。第３バイトで
は、100,000分の１に縮少された駆動装置のビット転送
速度が特定される。第４バイトは、第２バイトと同様
に、半分に分けられる。その下位の半分は２の乗べきで
表わされた長い時間切れを含み、一方、上位の半分は欠
陥作動に対する再試みの回数を保持し、これは駆動装置
によって必要とされる。第５バイトの下位の半分には、
維持されるECT及びRCT複写体の数を指示する数値が書き
込まれる。第５バイトの最上位ビットSSは駆動装置のセ
クタのサイズを指示する。第６バイトは駆動装置が利用
できるエラー復帰レベルの数を特定する。このシステム
の特徴は、駆動装置に利用できるエラー回復技術を制御
装置が知っていなくてもよいことである。駆動装置は、
成功の見込みが次第に大きくなる順序又は少なくなる順
序で番号付けされた多数の種々のエラー回復技術を用い
る。例えば、便宜上、エラー回復レベル１は成功の確率
が最も高い技術に相当し、エラー回復レベル２はその次
に成功の見込みがある技術に相当し、……等々であると
仮定する。従って、制御装置は、エラー復帰レベル１
と、それに後続する次第に数値が増加する順序（成功の
確率が次第に少なくなることに相当する）のエラー復帰
技術を呼び出すため信号することが必要とされるだけで
ある。駆動装置は、各々のエラー回復レベルインジケー
タをシークすることに応答して、適当な回復法を呼び出
す。

第７バイトはECCスレッシュホールドを含み、このス
レッシュホールドはこれを越えると、取り替え及び再ベ
クトリングが呼び出されるものである。第８バイトは駆
動装置のマイクロコード改正番号の指示を含み、そして
第９バイトはそのハードウエア改正番号の指示を含む。

バイト10ないし15は特定の駆動装置認識番号即ちシリ
アルナンバーを含む。第16バイトは駆動装置の形式識別
子を含み、そして第17バイトはディスク盤の回転速度を
回転／秒で指示する。

バイト18ないし23は種々のエラースレッシュホールド
を含む。

GET SUBUNIT CHARACTERISTICSコマンドに対する応答
のフォーマットが第15A図及び第15B図に示されている。
図示されたように、この応答の長さは39バイトである。
第１バイトは応答の性質を指示するパターンを含む。バ
イト２、３、４及びバイト５の下位の半分はLBNスペー
スに含まれたシリンダの数を含む。バイト５のビット６
ないし４より成るフィールドは、このサブユニットに対
する全シリンダ数のビット数30ないし28を含む。

シリンダ当たりのグループ数はバイト６に指示され
る。

バイト７の下位の半分はこのサブユニットに対する第
1LBNのビット27ないし24を含み、このバイトの上位の半
分はこのサブユニットに対する第1XBNの同じビットを含
む。バイト８はグループ当たりのトラック数を含む。バ
イト９は半分に分けられ、下位の半分はこのサブユニッ
トに対する第1RBNのビット27-24を含み、一方、このバ
イトの上位の半分はこのサブユニットに対する第1DBNの
同じビットを含む。

トラック当たりのRBNの数はバイト10に指示される。
バイト12及び13はデータ及びヘッダ前部の長さをワード
単位で各々含む。

バイト14-17は媒体の形式を記録する。バイト18及び1
9はFCTの複写体のサイズをXBN数で与える。

バイト20-27は512バイトフォーマットの場合に使用さ
れ、そして576バイトフォーマットの場合の対応部はバ
イト28-35である。添付図面に示されたように、これら
バイトの内容は自明であろう。バイト20及び28はトラッ
ク当たりのLBNの数を指示する。バイト21及び29は、グ
ループオフセット、即ちらせん読み取り作動を行なえる
ようにするための或るグループから別のグループへのオ
フセットを指示する。ホスト領域のLBNの数は、バイト2
2からバイト25の下位の半分までと、バイト30からバイ
ト33の下位の半分までとに指示される。バイト26-27及
び34-35はRCTの複写体のサイズをLBN数で指示する。

バイト36-39は両フォーマットに共通である。バイト3
6及び37はシリンダ数のXBNスペースのサイズを指示す
る。バイト38はDBN領域のグループ数を指示し、そして
バイト39はシリンダのDBNスペースのサイズを指示す
る。

いかなる所与の駆動装置の取り替えセクタも０から
（Rs-1）まで論理的に番号が付けられており、Rs＝Lc^*g
^*rは取り替えセクタの全数である。取り替えブロック番
号は、駆動装置から送られるパラメータを用いて制御装
置により実行される一連の変換によって特定の物理的な
ディスク位置に変換される。これらの変換は以下に説明
する。ホストアプリケーション領域の各トラックの最後
のｒセクタ（ｒは駆動装置に特定のパラメータである）
は再ベクトリングされた不良ブロックに対する取り替え
ブロックとして取って置かれる。これらの代替ブロック
は、制御装置によってホストに与えられるLBNスペース
の外側にあり、後述する論理的−物理的アドレス変換ア
ルゴリズムに受け容れられる。

第16図はサブユニットのLBN/RBNスペースにおける最
初の２つのトラックと最後のトラックとを示している。

外部ブロックトラック幾何学的形態 所与の駆動装置の外部セクタは０からX_tot‐１まで論
理的に番号付けされており、X_totはX_tot＝X_c ^* _g ^* _t ^* _sであ
って、これは外部セクタの全数である。

外部ブロック番号を特定の物理的なディスク位置に変
換する変換作動については以下に述べる。

XBNは全てのXBNシリンダに連続的に割り当てられてお
り、これらは、セクタ番号、トラック番号及びシリンダ
番号が増加すると、XBNシリンダが尽きるまで、スター
トXBN番号から次第に増加する。XBNシリンダには取り替
えブロックがない。

第17図はサブユニットのXBNスペースにおける最初の
２つのトラックと最後のトラックとを示している。

診断シリンダ幾何学的形態 駆動装置の診断セクタは０からD_s‐１まで論理的に番
号付けれており、D_s＝D_c ^* _g ^* _t ^* _sは診断セクタの全数であ
る。DBNを特定の物理的なディスク位置に変換する方法
は以下に述べる。診断に用いるために充分な数のシリン
ダが取って置かれる。これらシリンダのセクタヘッダは
これらがDBNであることを示すようにコード化される。
これらの診断シリンダは最初に512バイトモードでフォ
ーマット化され、このスペースの最後のシリンダはこの
モードのまゝでなければならず、このシリンダは工場で
予め記録された種々のデータパターンを含んでいる。診
断スペースの幾何学的形態が第18図に示されている。

アドレス変換 ２つの一般的な変数を用いてアドレス変換アルゴリズ
ムが表わされる。これらは実際の又は計算された装置特
性である。関数QUO（ ）は除算により生じる商を指示
するのに用いられ、そして関数REM（ ）は除算により
生じる残りを指示するのに用いられる。

駆動装置（Ｌ）のスタートLBNは、スタートLBNのアド
レスの上位部分である特性“HISTRTLBN"から計算され
る。（以下、参照）。これは既にゼロ化された長ワード
のビット27-24に対して“HISTRTLBN"のニブルをオアす
ることによって行なわれる。

ヘッダLBNが与えられると、第19図に示されたアルゴ
リズムを用いて論理ブロックの物理的なセクタアドレス
が決定される。この図を読む際には、駆動装置（Ｃ）の
スタートシリンダが、シリンダアドレスの上位部分であ
る駆動装置特性“HICYL"から計算されることに注意され
たい。これは、既にゼロ化された長ワードのビット30-2
8に対して“HICYL"のニブルをオアすることによって行
なわれる。この図において“0"はオフセットを表わす。

ヘッダRBNが与えられると、第20図のアルゴリズムを
用いて取り替えブロックの物理的セクタアドレスが決定
される。駆動装置（Ｒ）のスタートRBNは、RBNアドレス
の上位部分である特性“HISTRTRBN"から計算されること
に注意されたい。これは、既にゼロ化された長ワードの
ビット27-24に対して“HISTRTRBN"のニブルをオアする
ことによって行なわれる。

ヘッダXBNが与えられると、第21図に示されたアルゴ
リズムを用いて、外部ブロックの物理的セクタアドレス
が決定される。駆動装置（Ｘ）のスタートXBNは、XBNア
ドレスの上位部分である駆動装置特性“HISTRTXBN"から
計算される。これは、既にゼロ化された長ワードのビッ
ト27-24に対して“HISTRTXBN"のニブルをオアすること
によって行なわれる。

ヘッダDBNが与えられると、制御装置は第22図のアル
ゴリズムを実行し、診断ブロックの物理的なセクタアド
レスを決定する。駆動装置（Ｄ）のスタートDBNは、DBN
アドレスの上位部分である特性“HISTRTDBN"から計算さ
れる。これは、既にゼロ化された長ワードのビット27-2
4に対して“HISTRTDBN"のニブルをオアすることによっ
て行なわれる。

同じトラックの第1RBN（１次RBN）に再ベクトリング
されたヘッダLBNが与えられると、次のアルゴリズムな
いしは式を用いて、取り替えブロックのRBNが決定され
る。

RBN＝Ｒ＋（QUO（（LBN−Ｌ）/1））^*r 同じトラックの第1RBN（１次RBN）に再ベクトリング
されたホストLBNが与えられると、次の式を用いて取り
替えブロックのRBNが決定される。

RBN＝Ｒ＋（QUO（（LBN）/1））^*r 同じトラックの第1RBN（１次RBN）に再ベクトリング
され論理ブロックの物理アドレス（シリンダ、グループ
及びトラック）が与えられると、次の式を用いて取り替
えブロックのRBNが決定される。

RBN＝Ｒ＋（〔（〔（シリンダNo.−Ｃ）^* _g〕＋グループ
No.）^*t〕＋トラックNo.）^*r 第19図から第22図についてさらに説明を加えるに、先
ず、２次記憶サブシステムにおけるディスク駆動装置と
制御装置との間の通信においては、駆動装置は、制御装
置から特定のコマンドを受けて、その特性についての情
報を引き出す。詳述すると、駆動装置は、少なくとも、
GET COMMON CHARACTERISTICSコマンドおよびGET SUBUNI
T CHARACTERISTICSコマンドに応答し、これらコマンド
に対する応答は、それぞれ、そのディスク駆動装置につ
いてのデータの所定のシーケンスを与える（応答につい
ては、第14図から第15B図参照）。GET SUBUNIT CHARACT
ERISTICS応答には、次のような変数が含まれている。

グループ／シリンダ 転送速度 回転／秒 グループオフセット RCTサイズ XBNサイズ DBNサイズ LBN/トラック これらおよび駆動装置応答において与えられるその他
の情報を使用して、２次記憶サブシステムは、第19図か
ら第22図にリストされたアルゴリズムに従って論理ブロ
ック、取り替えブロック、外部ブロックおよび診断ブロ
ックの物理的セクタアドレスを計算することができる。

機能的な層の実施例の詳細な説明 再ベクトリング いったんセクタが取り替えられると、取り替えられた
LBNにアクセスするたびに再ベクトリングを行なわねば
ならない。ここに述べる特定の実施例では３つの再ベク
トリング機構がある。これらの各再ベクトリング機構
は、いづれも再ベクトリングを開始するためのセクタの
ヘッダのコードフィールドの値に依存している。更に、
再ベクトリングされた全てのLBNは、再ベクトリングが
ヘッダエラーによるものでない限り、それらのデータフ
ィールドに取り替えブロックのヘッダの複写体を128個
含んでいる。上記の各再ベクトリング機構は、ターゲッ
トRBNのアドレスを決定するやり方が異なる。

１次再ベクトリング機構においては、再ベクトリング
を行なうRBNの位置が、ボリュームにおけるLBNの位置に
よって表わされる。この表わされた位置は、LBNを含む
トラック上の第１取り替えセクタである。これは、多LB
N-1 RBNマッピング機構である。

いわゆる２次再ベクトリング機構は、任意のRBNが使
用され、そのアドレスは不良LBNのデータフィールドに
あるRBNのヘッダ値（コード及びアドレス）の128個の複
写体によって決定される。第23図に示されたアルゴリズ
ムはRBNヘッダの正しい値を確実に決定するのに用いら
れ、これは、少なくとも24の合致を有すると分っている
アドレスが若しあれば、このアドレスを出力として与え
る（128個の複写体の入力から）。

更に、所謂３次の再ベクトリング機構があり、これ
は、ヘッダ比較アルゴリズムが有効なヘッダアドレス又
はコードを決定しそこなった時、或いは、第23図のアル
ゴリズムが有効な結果を与えなかった時に、使用され
る。LBNが再ベクトリングされたかどうか、又はLBNへの
アクセスが復帰不能のエラーを生じたかどうかを決定す
ることが重要である。再ベクトリングされた全てのLBN
がRCTにおける多数の複写体に記録されているので、RCT
の検索を用いて、不良のLBNが再ベクトリングされたか
どうかが決定される。上記のRCT検索アルゴリズムは、L
BNが再ベクトリングされた場合にはRBNアドレスを生
じ、再ベクトリングされなかった場合には欠陥指示を生
じる。ヘッダは“破壊”されて使用不能となるので、試
みられた入出力作動を正しいセクタに対して行なったと
いう決定をする場合には、次のことが必要とされる。
（１）正しいシリンダ、グループ、及びトラックが選択
されたという決定；（２）セクタ及びインデックスパル
スによるセクタカウンテイングを用いた制御装置の場合
には、上記段階の完了後の少なくとも１つのカウント回
転、及び（３）ヘッダを読み取ることによってセクタを
探索する制御装置の場合は、上記段階の完了後に検索さ
れる少なくとも４つの全回転。後者の２つの作用におい
てヘッダの合致を得る上で欠陥が生じた場合には、３次
の再ベクトリングに頼ることが必要である。

第23図についてさらに説明を加えるに、先ず、前述し
てきたように、本発明は、欠陥セクタが信頼し得ないも
のであると識別されるときに、磁気媒体のある欠陥セク
タを同じ媒体の取り替えセクタと取り替えることのでき
るような２次記憶サブシステムにある。そして、本発明
の目的は、そのような取り替えセクタにアクセスし易く
するようにディスクのセクタを配列することにある。

ディスクの所定の位置に配置された取り替えセクタを
使用することにより、ディスク駆動装置は、書き込み動
作を実行しているとき、欠陥セクタに書き込もうとした
データの書き込み場所を知ることができるようになり、
逆に、読み取り動作を実行しているとき、ディスクがデ
ータをつきとめるためにディスクの何処へ行けばよいの
かを知ることができるようになるのである。この２次記
憶サブシステムは、欠陥セクタの内容を読み取ることに
より、これらを知ることができる。もし、セクタヘッダ
が第１の所定コードを含んでいると分かるならば、２次
記憶サブシステムは、その欠陥セクタと同じトラック上
の第１の取り替えセクタを見ればよいことを知る。

この２次記憶サブシステムは、さらに、１次取り替え
セクタを再ベクトリングのために利用できないときに、
欠陥セクタの内容の置き換えを行なうことができる。例
えば、欠陥セクタのヘッダフィールドに、第２の所定コ
ードを置くことができる、このコードが駆動装置によっ
て読み取られるとき、２次記憶サブシステムは、２次取
り替えセクタが第２の所定コードでそのセクタのために
使用することができることを知る。そして、２次記憶サ
ブシステムは、その取り替えセクタへの再ベクトリング
をどのように行なうかを知るために、取り替えブロック
の物理的アドレスのマルチ複写に対する不良セクタのデ
ータフィールドを見る。

このような本発明の２次取り替え方法によれば、２次
取り替えセクタとして使用されるセクタのためアービト
ラリーアサインメント法を使用しているので、欠陥セク
タのデータフィールドにおける取り替えブロックのアド
レスのマルチ複写体を書き込むステップにより、システ
ムは、その欠陥セクタに対する取り替えブロックの物理
的アドレスを信頼性よく決定することができる。すなわ
ち、アドレスの複写体が一致するかについて比較するこ
とにより、記憶される物理的アドレスを信頼性良く決定
することができる。第23図に示したアルゴリズムは、不
良であると分かったLBNのデータフィールドにあるRBNア
ドレスの信頼性を決定するのに使用される。

フォーマット化の支援 フォーマット化及び再フォーマット化プロセスは、セ
クタがホストアプリケーション領域にある場合には、ど
のセクタが不良であるかを決めてそれを取り替えるか、
又はセクタがRCTにおける不良LBN、不良XBN、不良DBN、
又は不良RBNである場合には、使用不能コードを用いて
それらのヘッダをフォーマット化するものである。

フォーマット化プロセスは、製造中に検出された不良
ブロックの位置についての情報を記録するのに用いられ
るフォーマット制御テーブル（FTC）によって支援され
る。512バイト及び576バイトの両フォーマットについて
のフォーマット情報がFCTに記憶される。FCTの第１のサ
ブテーブルは、ディスクが512バイトフォーマットで配
置された場合に不良ブロックが位置するであろう場所に
ついての情報を含み、第２のサブテーブルは、ディスク
が576バイトフォーマットで記録された場合に不良ブロ
ックが位置するであろう場所についての情報を含む。57
6バイトフォーマットを用いない大量記憶装置の場合に
は、576バイトのサブテーブルはゼロ入力を含む。

FCTの第２の機能は、LBNスペースの現在モード（即
ち、512バイトフォーマットで記録されているか、576バ
イトフォーマットで記録されているか）の識別である。
各FCT複写体の第１セクタは現在のLBNセクタサイズを識
別するコードを含んでいる。このモード識別セクタはボ
リュームがフォーマット化されるたびに更新される。

FCTはサブシステムのスクラッチ記憶装置の少なくと
も１つのトラックも含む。

FCTの各複写体は、１つのボリューム情報ブロック
と、１つの512バイトフォーマットテーブルと、１つの5
76バイトフォーマットテーブルと、１つのサブシステム
一時記憶領域（整列した浮き草間に分布された）とで構
成される。このフォーマットが第24図に示されている。
XBN領域自体は、常に、512バイトセクタを含むようにフ
ォーマット化される。FCTのセクタ０は種々なボリュー
ム識別情報を含む。そのフォーマットが第25図に示され
ている。

結論 本発明の実施例を以上に説明したが、種々な変更、修
正、及び改良が当業者に容易に明らかであろう。このよ
うな明きらかな変更、修正、及び改良は、上記では特に
述べなかったが、本発明の精神及び範囲に包含されるも
のとする。従って、上記の説明は、解説のためのもので
あって、これに限定されるものではなく、本発明は請求
の範囲及びこれと等価なものによってのみ限定され規定
される。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 パレンティ マーク エイ アメリカ合衆国 コロラド州 80909 コ ロラドスプリングス アラワナ ストリー ト ２ (72)発明者 ラリー リチャード エフ アメリカ合衆国 コロラド州 80919 コ ロラドスプリングス ビッグヴァリー ド ライヴ 114 (72)発明者 ガードナー エドワード エイ アメリカ合衆国 コロラド州 80907 コ ロラドスプリングス ホッフステッド テ ラス 1262 (56)参考文献 特開 昭53−95608（ＪＰ，Ａ)

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】データが大量記憶媒体（５）に記録され、
   そして媒体のアドレス可能な最小単位がセクタ（９）で
   あって、各セクタがそれぞれアドレス情報を記録するた
   めのヘッダフィールドと、そのようなアドレスに組み合
   わされてそのようなアドレスに記憶されるべきデータを
   記録するためのデータフィールドとを含んでいる、デー
   タ処理システム（10）用の２次記憶サブシステム（２）
   において、 データフィールドに書き込まれているデータが論理的に
   悪化されていることが知られ、かつセクタを置いている
   媒体に欠陥があることが知られていない時に、強制エラ
   ーインジケータと称する所定コードを各セクタに書き込
   むための手段（４、第13C図−392）と、 読み取り動作の期間中に強制エラーインジケータの検出
   に応答して強制エラー信号と称する信号を供給する手段
   （４、第13B図−374）と、 を具備することを特徴とする、２次記憶サブシステム。
2. 【請求項２】前記強制エラーインジケータコードは、セ
   クタに書き込まれているデータに対するエラー検出コー
   ドの１の補数である、請求の範囲第（１）項記載の２次
   記憶サブシステム。
3. 【請求項３】セクタに記録されたデータを読み取ると
   き、予め選択されたアルゴリズムを使用して第２のエラ
   ー検出コードを発生するための手段を含んでおり、前記
   強制エラー信号を供給する手段は、前記発生されたエラ
   ー検出コードを前記セクタのEDC/FEIフィールドから読
   み出された信号と比較し且つ前記EDC/FEIフィールドか
   ら読み出された信号が前記第２のエラー検出コードの１
   の補数に相当するときに強制エラー信号を発生する手段
   を備える請求の範囲第（２）項記載の２次記憶サブシス
   テム。