JPH08185270A - 論理ブロックエミュレーション方法及びディスク装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 論理ブロックエミュレーション方法及びディ
スク装置に関し、上位装置に対して大きな論理データブ
ロック長のデータブロックフォーマットを提供すること
ができ、確実に交代処理も行えるようにすることを目的
とする。 【構成】 上位装置３にインタフェース２を介して接続
されたディスク装置１において、該上位装置３からのコ
マンドに基づいて該ディスク装置１に対する論理データ
ブロックのリード／ライトの制御を行うリード／ライト
制御手段２４と、論理データブロック内の物理セクタ数
に基づいて少なくとも該リード／ライト制御手段２４を
起動するブロック数を決定して該上位装置３からのコマ
ンドを受領して実行するコマンド制御手段２２とを備
え、該リード／ライト制御手段２４及び該コマンド制御
手段２２は夫々該ディスク装置１のファームウェアを構
成し、１つの論理データブロックを複数の物理セクタで
構成するように構成する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は論理ブロックエミュレー
ション方法及びディスク装置に係り、特に１セクタのセ
クタフォーマットに限界のあるディスク装置において１
つの論理データブロックを複数の物理セクタで構成する
論理ブロックエミュレーション方法及びその様な論理ブ
ロックエミュレーション方法を用いたディスク装置に関
する。

【０００２】近年のディスク装置では、データアクセス
の高速化に伴い、ハードウェアによるデータエラーの訂
正及びデータエラーの訂正能力の向上が要求されてい
る。しかし、ハードウェアによるデータエラーの訂正及
びデータエラーの訂正能力の向上を図り、且つ、大きな
論理データブロック長を実現しようとすると、ハードウ
ェアをそのままに維持することができなくなってしま
う。つまり、大きな論理データブロック長に対して向上
されたデータエラー訂正能力でデータエラー訂正を行う
には、ハードウェアを変更しなければならない。

【０００３】そこで、ハードウェアは現状のまま維持し
て、ファームウェアによって１つの論理データブロック
を複数の物理セクタで構成するような論理ブロックエミ
ュレーションが行えれば非常に便利である。

【０００４】

【従来の技術】従来のディスク装置では、データエラー
の訂正は、ハードウェアでなくファームウェアが行って
いた。つまり、ハードウェアによりデータエラーを検出
し、ハードウェアが出力する検出結果に基づいてファー
ムウェアがデータエラーの訂正を行っていた。しかし、
最近のディスク装置では、データエラーの訂正能力が向
上され、ファームウェアを介さずにハードウェアにより
データエラーの訂正を行うことが可能になってきた。

【０００５】しかし、ハードウェアによるデータエラー
の訂正及びデータエラーの訂正能力の向上を図り、且
つ、大きな論理データブロック長を実現しようとする
と、ハードウェアをそのままに維持することができなく
なってしまう。つまり、ハードウェアを変更しなけれ
ば、大きな論理データブロック長に対して向上されたデ
ータエラー訂正能力でデータエラー訂正を行うことはで
きない。又、大きな論理データブロック長に対して向上
されたデータエラー訂正能力でデータエラー訂正を行う
場合、ハードウェアが複雑になってしまう。

【０００６】他方、従来のディスク装置において、１つ
の論理データブロックが１つの物理セクタで構成できな
くなると、１つの論理データブロックを複数の物理セク
タで構成することが考えられる。しかし、１つの論理デ
ータブロックを複数の物理セクタで構成して不良ブロッ
クの交代処理を行う場合、論理データブロックを構成し
ている全ての物理セクタに対して交代処理を行う必要が
生じる。このため、正常な物理セクタであるにも拘らず
交代処理を行い、１つの不良ブロックに対して論理デー
タブロックを構成する物理セクタ数分の交代領域を使用
することになってしまう。

【０００７】

【発明が解決しようとする課題】従来のディスク装置で
は、ハードウェアの変更をしない限り、現状のデータエ
ラー訂正能力を維持しつつ上位装置に対して大きな論理
データブロック長のデータブロックフォーマットを提供
することができないという問題があった。

【０００８】又、１つの論理データブロックを複数の物
理セクタで構成して不良ブロックの交代処理を行おうと
すると、論理データブロックを構成している全ての物理
セクタに対して交代処理を行う必要が生じるため、正常
な物理セクタであるにも拘らず交代処理を行い、１つの
不良ブロックに対して論理データブロックを構成する物
理セクタ数分の交代領域を使用することになってしま
う。この結果、使用可能な交代領域が著しく減少し、交
代処理ができなくなってしまう場合も生じてしまうとい
う問題もあった。

【０００９】そこで、本発明は、上位装置に対して大き
な論理データブロック長のデータブロックフォーマット
を提供することができ、確実に交代処理も行えるように
した論理ブロックエミュレーション方法及びディスク装
置を提供することを目的とする。

【００１０】

【課題を解決するための手段】上記の課題は、請求項１
記載の、上位装置にインタフェースを介して接続された
ディスク装置において、該上位装置からのコマンドに基
づいて該ディスク装置に対する論理データブロックのリ
ード／ライトの制御を行うリード／ライト制御ステップ
と、論理データブロック内の物理セクタ数に基づいて少
なくとも該リード／ライト制御ステップを起動するブロ
ック数を決定して該上位装置からのコマンドを受領して
実行するコマンド制御ステップとを備え、該リード／ラ
イト制御ステップ及び該コマンド制御ステップは夫々該
ディスク装置のファームウェアを構成し、１つの論理デ
ータブロックを複数の物理セクタで構成する論理ブロッ
クエミュレーション方法によって達成できる。

【００１１】請求項２記載の発明では、請求項１の発明
において、前記インタフェースを制御するインタフェー
ス制御ステップと、前記ディスク装置内のデータバッフ
ァに対するリード／ライトを制御するバッファ制御ステ
ップとをさらに備え、該インタフェース制御ステップ及
び該バッファ制御ステップは夫々該ディスク装置のファ
ームウェアを構成し、前記コマンド制御ステップは前記
決定されたブロック数だけ該インタフェース制御ステッ
プ及び該バッファ制御ステップをも起動する。

【００１２】請求項３記載の発明では、請求項１又は２
の発明において、前記コマンド制御ステップは、前記上
位装置からのコマンドが交代処理コマンドである場合、
少なくとも前記リード／ライト制御ステップを起動して
該上位装置により指示された論理データブロック番号に
対する論理データブロックの再読み出し処理を行い、前
記リード／ライト制御ステップは、前記再読み出し処理
の際に不良セクタが検出されるとエラーが検出された物
理セクタアドレスを該コマンド制御ステップに通知し、
該コマンド制御ステップは、リード／ライト制御ステッ
プから通知された物理セクタアドレスに基づいてエラー
が検出された物理セクタのみを前記ディスク装置内の交
代領域に格納する。

【００１３】請求項４記載の発明では、請求項１又は２
の発明において、前記コマンド制御ステップは、前記上
位装置からのコマンドがフォーマットユニットコマンド
である場合、少なくとも前記リード／ライト制御ステッ
プを起動して前記ディスク装置内のディスクの全データ
領域を初期化して該上位装置により指示された論理デー
タブロック番号に対する論理データブロックの再読み出
し処理を行い、前記リード／ライト制御ステップは、前
記再読み出し処理の際に不良セクタが検出されるとエラ
ーが検出された物理セクタアドレスを該コマンド制御ス
テップに通知し、該コマンド制御ステップは、リード／
ライト制御ステップから通知された物理セクタアドレス
に基づいてエラーが検出された物理セクタのみを前記デ
ィスク装置内の交代領域に格納する。

【００１４】請求項５記載の発明では、請求項２の発明
において、前記バッファ制御ステップは、前記リード／
ライトステップが前記コマンド制御ステップにより起動
された後にエラーを論理データブロックの途中で検出す
ると、前記上位装置と前記ディスク装置との間のデータ
の授受が該論理データブロックの途中で一時停止したこ
とを検出すると共に、該論理データブロックの境界まで
の物理セクタ数を算出して算出された物理セクタ分のデ
ータ転送を再起動により行う。

【００１５】請求項６記載の発明では、請求項１〜４の
うちいずれか１項の発明において、前記リード／ライト
制御ステップは、前記コマンド制御ステップにより先読
み中に論理データブロックの途中で先読みを停止される
と、該論理データブロックの境界までのセクタアドレス
を該コマンド制御ステップに通知する。

【００１６】上記の課題は、請求項７記載の、上位装置
にインタフェースを介して接続されたディスク装置であ
って、該上位装置からのコマンドに基づいて該ディスク
装置に対する論理データブロックのリード／ライトの制
御を行うリード／ライト制御手段と、論理データブロッ
ク内の物理セクタ数に基づいて少なくとも該リード／ラ
イト制御手段を起動するブロック数を決定して該上位装
置からのコマンドを受領して実行するコマンド制御手段
とを備え、該リード／ライト制御手段及び該コマンド制
御手段は夫々該ディスク装置のファームウェアを構成
し、１つの論理データブロックを複数の物理セクタで構
成する論理ブロックエミュレーションを行うディスク装
置によっても達成できる。

【００１７】請求項８記載の発明では、請求項７の発明
において、前記インタフェースを制御するインタフェー
ス制御手段と、前記ディスク装置内のデータバッファに
対するリード／ライトを制御するバッファ制御手段とを
さらに備え、該インタフェース制御手段及び該バッファ
制御手段は夫々該ディスク装置のファームウェアを構成
し、前記コマンド制御手段は前記決定されたブロック数
だけ該インタフェース制御手段及び該バッファ制御手段
をも起動する。

【００１８】請求項９記載の発明では、請求項７又は８
の発明において、前記コマンド制御手段は、前記上位装
置からのコマンドが交代処理コマンドである場合、少な
くとも前記リード／ライト制御手段を起動して該上位装
置により指示された論理データブロック番号に対する論
理データブロックの再読み出し処理を行い、前記リード
／ライト制御手段は、前記再読み出し処理の際に不良セ
クタが検出されるとエラーが検出された物理セクタアド
レスを該コマンド制御手段に通知し、該コマンド制御手
段は、リード／ライト制御手段から通知された物理セク
タアドレスに基づいてエラーが検出された物理セクタの
みを前記ディスク装置内の交代領域に格納する。

【００１９】請求項１０記載の発明では、請求項７又は
８記載の発明において、前記コマンド制御手段は、前記
上位装置からのコマンドがフォーマットユニットコマン
ドである場合、少なくとも前記リード／ライト制御手段
を起動して前記ディスク装置内のディスクの全データ領
域を初期化して該上位装置により指示された論理データ
ブロック番号に対する論理データブロックの再読み出し
処理を行い、前記リード／ライト制御手段は、前記再読
み出し処理の際に不良セクタが検出されるとエラーが検
出された物理セクタアドレスを該コマンド制御手段に通
知し、該コマンド制御手段は、リード／ライト制御手段
から通知された物理セクタアドレスに基づいてエラーが
検出された物理セクタのみを前記ディスク装置内の交代
領域に格納する。

【００２０】請求項１１記載の発明では、請求項８記載
の発明において、前記バッファ制御手段は、前記リード
／ライト手段が前記コマンド制御手段により起動された
後にエラーを論理データブロックの途中で検出すると、
前記上位装置と前記ディスク装置との間のデータの授受
が該論理データブロックの途中で一時停止したことを検
出すると共に、該論理データブロックの境界までの物理
セクタ数を算出して算出された物理セクタ分のデータ転
送を再起動により行う。

【００２１】請求項１２記載の発明では、請求項７〜１
０のうちいずれか１項の発明において、前記リード／ラ
イト制御手段は、前記コマンド制御手段により先読み中
に論理データブロックの途中で先読みを停止されると、
該論理データブロックの境界までのセクタアドレスを該
コマンド制御手段に通知する。

【００２２】

【作用】請求項１記載の発明によれば、１つの論理デー
タブロックを複数の物理セクタによって構成できるの
で、論理データブロック長によって構成する物理セクタ
の数を任意に可変することができる。つまり、上位装置
に対して大きな論理データブロック長のデータブロック
フォーマットを提供することができる。

【００２３】請求項２記載の発明によれば、既存のハー
ドウェアと既存のデータエラー訂正能力のままで大きな
論理データブロック長を上位装置に対して提供すること
ができる。請求項３記載の発明によれば、再読み出し処
理で検出した不良セクタに対してのみ交代処理を行うの
で、必要となる交代領域を最小限に抑えることができ
る。

【００２４】請求項４記載の発明によれば、再読み出し
処理で検出した不良セクタに対してのみ交代処理を行う
ので、必要となる交代領域を最小限に抑えることができ
る。請求項５記載の発明によれば、論理データブロック
を１つの単位としてデータ転送を行うことにより、論理
データブロックのデータ転送中にデータ転送が中断され
ることを防止することができる。

【００２５】請求項６記載の発明によれば、先読みデー
タの管理、即ち、データバッファの管理を容易にするこ
とができる。請求項７記載の発明によれば、１つの論理
データブロックを複数の物理セクタによって構成できる
ので、論理データブロック長によって構成する物理セク
タの数を任意に可変することができる。つまり、上位装
置に対して大きな論理データブロック長のデータブロッ
クフォーマットを提供することができる。

【００２６】請求項８記載の発明によれば、既存のハー
ドウェアと既存のデータエラー訂正能力のままで大きな
論理データブロック長を上位装置に対して提供すること
ができる。請求項９記載の発明によれば、再読み出し処
理で検出した不良セクタに対してのみ交代処理を行うの
で、必要となる交代領域を最小限に抑えることができ
る。

【００２７】請求項１０記載の発明によれば、再読み出
し処理で検出した不良セクタに対してのみ交代処理を行
うので、必要となる交代領域を最小限に抑えることがで
きる。請求項１１記載の発明によれば、論理データブロ
ックを１つの単位としてデータ転送を行うことにより、
論理データブロックのデータ転送中にデータ転送が中断
されることを防止することができる。

【００２８】請求項１２記載の発明によれば、先読みデ
ータの管理、即ち、データバッファの管理を容易にする
ことができる。従って、本発明によれば、上位装置に対
して大きな論理データブロック長のデータブロックフォ
ーマットを提供することができ、確実に交代処理を行う
ことも可能となる。

【００２９】

【実施例】図１は、本発明になるディスク装置の第１実
施例を示すブロック図である。本実施例では、本発明に
なる論理ブロックエミュレーション方法の第１実施例が
用いられる。説明の便宜上、本実施例では本発明が磁気
ディスク装置に適用されているが、本発明の適用は磁気
ディスク装置に限定されるものではなく、光磁気ディス
ク装置等の各種ディスク装置に適用可能であることは言
うまでもない。

【００３０】図１において、磁気ディスク装置１は、イ
ンタフェース（Ｉ／Ｆ）バス２を介して上位装置３に接
続されている。磁気ディスク装置１は、ディスク制御装
置４及びディスクドライブ５からなる。ディスクドライ
ブ５は、複数の磁気ディスクや磁気ヘッド等を備えた周
知の構成を有する。ディスク制御装置４は、このディス
クドライブ５を制御する。

【００３１】ディスク制御装置４は、マイクロプロセッ
サユニット（ＭＰＵ）１１、リードオンリメモリ（ＲＯ
Ｍ）１２、ランダムアクセスメモリ（ＲＡＭ）１３、イ
ンタフェース（Ｉ／Ｆ）制御装置１４、データバッファ
制御装置１５、リード／ライト（Ｒ／Ｗ）フォーマッタ
制御装置１６及びデータバッファ１７を有する。

【００３２】Ｉ／Ｆ制御装置１４は、上位装置３と磁気
ディスク装置１との間のＩ／Ｆバス２を制御する。デー
タバッファ制御装置１５は、データバッファ１７内に格
納されているデータ又はディスクドライブ５から読み出
されたデータを制御する。Ｒ／Ｗフォーマッタ制御装置
１６は、ディスクドライブ５からのデータのリード（読
み出し）又はディスクドライブ５へのデータのライト
（書き込み）を制御する。

【００３３】ＲＯＭ１２は、ＭＰＵ１１の主要なファー
ムウェア及び各種パラメータ等を格納している。ＲＡＭ
１３は、ファームウェアで使用する各種パラメータ及び
ディスクドライブ５を制御するのに用いられるテーブル
等を格納している。ＭＰＵ１１は、ディスク装置１全体
の制御を司るものであり、各種ファームウェアを構成し
ている。ＭＰＵ１１が構成しているファームウェアに
は、Ｉ／Ｆ制御部２１、コマンド制御部２２、バッファ
制御部２３及びＲ／Ｗフォーマッタ制御部２４等が含ま
れる。Ｉ／Ｆ制御部２１は、Ｉ／Ｆ制御装置１４を制御
するファームウェアである。コマンド制御部２２は、磁
気ディスク装置１がインタフェースバス２を介して上位
装置３から受領したコマンドを処理するファームウェア
である。バッファ制御部２３は、データバッファ制御装
置１５を制御するファームウェアである。Ｒ／Ｗフォー
マッタ制御部２４は、Ｒ／Ｗフォーマッタ制御装置１６
を制御するファームウェアである。

【００３４】磁気ディスク装置１のディスク制御装置４
は、上位装置３からＩ／Ｆバス２、Ｉ／Ｆ制御装置１４
及びＭＰＵ１１のＩ／Ｆ制御部２１を介してディスクド
ライブ５を直接アクセスするコマンド（命令）を受け取
り、そのコマンドの処理をＭＰＵ１１のコマンド制御部
２２へ行わせる。コマンド制御部２２は、ＲＡＭ１３に
格納されている論理データブロック内の物理セクタ数か
らＭＰＵ１１のＩ／Ｆ制御部２１とバッファ制御部２３
とＲ／Ｗフォーマッタ制御部２４とを起動するブロック
数を上位装置３から受領したコマンドに基づいて決定す
る。図１に示されている例では、各論理データブロック
内の物理セクタ数は２であり、ＬＢＮ（Ｎ＝０〜１５）
は論理データブロックの番号、ＩＬＳＮ（Ｎ＝０〜１
１）は物理セクタの番号を示す。コマンド制御部２２
は、このようにして決定されたブロック数でＩ／Ｆ制御
部２１とバッファ制御部２３とＲ／Ｗフォーマッタ制御
部２４とを起動する。

【００３５】Ｉ／Ｆ制御部２１、バッファ制御部２３及
びＲ／Ｗフォーマッタ制御部２は、夫々コマンド制御部
２２により起動されたブロック数分だけＲ／Ｗ処理を実
行する。従って、コマンド制御部２２が論理データブロ
ック長から論理データブロック内の物理セクタ数を認識
することにより、１つの論理データブロックを複数の物
理セクタで構成できる。又、磁気ディスク装置１は、ど
のような論理データブロック長であっても、上位装置３
に対してディスクドライブ５とのデータの授受を可能と
する。

【００３６】次に、本実施例の動作を図２及び図３と共
に説明する。図２は、各論理データブロック内の物理セ
クタ数が４の場合のディスクドライブ５内の構成を示す
図であり、図３は、コマンド制御部２２の動作を説明す
るフローチャートである。ここでは、説明の便宜上、磁
気ディスク装置１がコマンド制御部２２の動作に基づい
て、上位装置３から論理データブロック番号ＬＢＮ＝２
から３ブロックのリードコマンド、即ち、論理データブ
ロック番号ＬＢＮ＝２〜ＬＢＮ＝４までのリードコマン
ドを受領した場合について説明する。

【００３７】図３において、コマンド制御部２２は、ス
テップ３１で受領したコマンドの実行の正当性をチェッ
クし、ステップ３２で現在の論理データブロック内の物
理セクタ数ＳをＲＡＭ１３から読み出す。この場合、１
つの論理データブロック内の物理セクタ数Ｓは上記の如
く４である。ステップ３３は、受領したコマンドの最初
の論理データブロック番号ＬＢＮ（＝２）をＳ（＝４）
倍して、ＥＭ＿ＬＢＡ＝３×４＝８とする。ステップ３
４は、受領したコマンドのブロック数（＝３）をＳ倍
し、ＥＭ＿ＢＬＫ＝３×４＝１２とする。

【００３８】次に、ステップ３５は、バッファ制御部２
３を起動する。ステップ３６は、ステップ３４で求めた
ブロック数ＥＭ＿ＢＬＫに基づいて、Ｉ／Ｆ制御部２１
を起動する。ステップ３７は、ステップ３３及び３４で
求めた論理ブロックアドレスＥＭ＿ＬＢＡ及びブロック
数ＥＭ＿ＢＬＫに基づいて、Ｒ／Ｗフォーマット制御部
２４を起動する。ステップ３７の後は、処理が公知のス
テータス送出処理へ進む。

【００３９】これにより、Ｒ／Ｗフォーマッタ制御部２
４では、コマンド制御部２２で起動された通りに、論理
ブロックアドレスＥＭ＿ＬＢＡ＝８（例えば、シリンダ
番号ＣＹＬ＝０、磁気ヘッド番号Ｈｅａｄ＝０及び物理
セクタ番号ＩＬＳＮ＝８）から１２セクタ分（即ち、シ
リンダ番号ＣＹＬ＝０、磁気ヘッド番号Ｈｅａｄ＝０及
び物理セクタ番号ＩＬＳＮ＝１９まで）のリードを実行
すると共に、論理データブロック番号ＬＢＮ＝２から３
ブロック分のデータをディスクドライブ５からデータバ
ッファ１７へ格納する。又、Ｉ／Ｆ制御部２１は、上位
装置３に対してデータバッファ１７に格納された３ブロ
ック分のデータをＩ／Ｆ制御装置１４及びＩ／Ｆバス２
を介して転送する。

【００４０】次に、本発明になるディスク装置の第２実
施例の動作を説明する。本実施例では、本発明になる論
理ブロックエミュレーション方法の第２実施例が用いら
れる。本実施例の構成は、図１と同じであるため、その
図示及び説明は省略する。本実施例では、上位装置３か
らの交代処理コマンドは、Ｉ／Ｆバス２及びＩ／Ｆ制御
装置１４を介してＭＰＵ１１により受領される。ＭＰＵ
１１は、この交代処理コマンドにより起動され、交代処
理コマンドはコマンド制御部２２の実行制御を受ける。
コマンド制御部２２で交代処理コマンドの実行の正当性
をチェックした後は、データバッファ制御装置１５及び
Ｒ／Ｗフォーマッタ制御装置１６を起動され、上位装置
３により指示された論理データブロック番号に対する論
理データブロックの再読み出し処理が行われる。この論
理データブロックの再読み出し処理を行う際に不良セク
タが検出されると、Ｒ／Ｗフォーマッタ制御部２４はエ
ラーを検出したセクタアドレスをコマンド制御部２２へ
通知する。コマンド制御部２２では、この通知されたセ
クタアドレスに基づいてエラーを検出した物理セクタの
みを交代領域に格納する。

【００４１】他方、上位装置３からのフォーマットユニ
ットコマンドは、Ｉ／Ｆバス２及びＩ／Ｆ制御装置１４
を介してＭＰＵ１１により受領される。ＭＰＵ１１は、
このフォーマットユニットコマンドにより起動され、フ
ォーマットユニットコマンドのフォーマット検証（再読
み出し）処理は、コマンド制御部２２の実行制御を受け
る。コマンド制御部２２でフォーマットユニットコマン
ドの実行の正当性をチェックした後は、データバッファ
制御装置１５及びＲ／Ｗフォーマッタ制御装置１６が起
動され、ディスクドライブ５内の磁気ディスクの全デー
タ領域を初期化する処理が行われる。このディスクドラ
イブ５に対する初期化処理の終了後、上位装置３により
指示された論理データブロック番号に対する論理データ
ブロックの再読み出し処理を行う。論理データブロック
の再読み出し処理を行う際に不良セクタが検出される
と、Ｒ／Ｗフォーマッタ制御部２４はエラーを検出した
セクタアドレスをコマンド制御部２２へ通知する。コマ
ンド制御部２２では、この通知されたセクタアドレスに
基づいてエラーを検出した物理セクタのみを交代領域に
格納する。

【００４２】本実施例の動作を図４及び図５と共に説明
する。図４は、各論理データブロック内の物理セクタ数
が４の場合のディスクドライブ５内の構成を示す図であ
り、図５は、コマンド制御部２２の動作を説明するフロ
ーチャートである。ここでは、説明の便宜上、磁気ディ
スク装置１がコマンド制御部２２の動作に基づいて、上
位装置３から論理データブロック番号ＬＢＮ＝２の交代
ブロックコマンド、即ち、リアサインコマンドを受領し
た場合について説明する。

【００４３】図５において、コマンド制御部２２は、ス
テップ４１で受領したリアサインコマンドの正当性をチ
ェックし、ステップ４２で現在の論理データブロック内
の物理セクタ数ＳをＲＡＭ１３から読み出す。この場
合、１つの論理データブロック内の物理セクタ数Ｓは上
記の如く４である。ステップ４３は、受領したリアサイ
ンコマンドの最初の論理データブロック番号ＬＢＮ（＝
２）をＳ（＝４）倍して、ＥＭ＿ＬＢＡ＝３×４＝８と
する。ステップ４４は、受領したリアサインコマンドの
ブロック数をＳとし、ＥＭ＿ＢＬＫ＝４とする。

【００４４】次に、ステップ４５は、Ｒ／Ｗフォーマッ
タ制御部２４を、論理ブロックエミュレーションを考慮
せずに動作させるために、論理ブロックエミュレーショ
ンを解除する。ステップ４６は、ステップ４３及び４４
で求めた論理ブロックアドレスＥＭ＿ＬＢＡ及びブロッ
ク数ＥＭ＿ＢＬＫに基づいて、Ｒ／Ｗフォーマット制御
部２４を起動する。これにより、Ｒ／Ｗフォーマット制
御部２４は、コマンド制御部２２で起動された通りに、
論理ブロックアドレスＥＭ＿ＬＢＡ＝８（例えば、シリ
ンダ番号ＣＹＬ＝０、磁気ヘッド番号Ｈｅａｄ＝０及び
物理セクタ番号ＩＬＳＮ＝８）から４セクタ分（即ち、
シリンダ番号ＣＹＬ＝０、磁気ヘッド番号Ｈｅａｄ＝０
及び物理セクタ番号ＩＬＳＮ＝１１まで）のリードを実
行し、このリードを実行中にエラーを検出するとコマン
ド制御部２２にエラー位置を通知する。図４の例では、
物理セクタ番号ＩＬＳＮ＝１０なるエラー位置でエラー
が検出される。ステップ４７は、このリードを実行中に
エラーが検出されたか否かを判定する。

【００４５】ステップ４７の判定結果がＹＥＳであれ
ば、処理はステップ４８へ進むが、ＮＯであれば処理は
ステップ４９へ進む。ステップ４８において、コマンド
制御部２２は通知されたエラー位置に基づいて、そのエ
ラーを検出された物理セクタ（ＩＬＳＮ＝１０）に対し
てのみ交代割り付け処理を行う。この交代割り付け処理
の終了後、ステップ４９は次のコマンドを正常に実行さ
せるための論理ブロックエミュレーションを再設定す
る。ステップ４９の後は、処理が公知のステータス送出
処理へ進む。

【００４６】ところで、１つの論理データブロックを複
数の物理セクタで構成され、リード／ライトを制御する
Ｒ／Ｗフォーマッタ制御部２４がエラーを検出した場
合、又は、上位装置３と磁気ディスク装置１との間のＩ
／Ｆバス２を制御するＩ／Ｆ制御部２１のデータ転送速
度が速すぎて上位装置３からのデータをデータバッファ
１７に格納する速度が追い付かなくなりデータバッファ
１７への格納ができなくなった場合、論理データブロッ
クのデータ転送途中でデータ転送が中断してしまうこと
が考えられる。

【００４７】そこで、上位装置３と磁気ディスク装置１
との間での論理データブロックのデータ転送途中にデー
タ転送が中断されないように、論理データブロックを１
つの単位としてデータ転送を行う本発明になるディスク
装置の第３実施例を次に説明する。本実施例では、本発
明になる論理ブロックエミュレーション方法の第３実施
例が用いられる。本実施例の構成は、図１と同じである
ため、その図示及び説明は省略する。

【００４８】本実施例では、磁気ディスク装置１のＭＰ
Ｕ１１がＩ／Ｆバス２及びＩ／Ｆ制御装置１４を介して
上位装置３から受領したコマンドを、コマンド制御部２
２で１つの論理ブロックを複数の物理セクタで構成する
必要があると認識する。コマンド制御部２２が上位装置
３から受領したコマンドと論理データブロック内の物理
セクタ数とを基に、Ｉ／Ｆ制御部２１、バッファ制御部
２３及びＲ／Ｗフォーマッタ制御部２４が起動される。
その後、Ｒ／Ｗフォーマッタ制御部２４がディスクドラ
イブ５のエラーを論理データブロックの途中で検出した
場合、ディスクリードの時は上位装置３に対してデータ
が転送できなくなり、ディスクライトの時はディスクド
ライブ５に書き込むデータが上位装置３からデータバッ
ファ１７へ格納できなくなる。従って、これらの場合
は、上位装置３と磁気ディスク装置１との間のデータの
授受が論理データブロックの途中で一時停止したことを
バッファ制御部２３が検出する。バッファ制御部２３
は、論理データブロックの境界までの物理セクタ数を算
出し、その物理セクタ分の転送を手動、即ち、再起動に
より行う。

【００４９】従って、ディスクドライブ５のエラー検出
等で上位装置３と磁気ディスク装置１との間のデータの
授受が一時停止するが、データの授受が停止したことを
検出し、論理データブロックの境界までのデータの授受
をバッファ制御部２３を介して再開することにより、デ
ータの授受が論理データブロックの途中で停止したまま
にならないようにしている。

【００５０】図６は、本実施例におけるディスクドライ
ブ５内のセクタの構成を示す図である。バッファ制御部
２３は、Ｉ／Ｆ制御部２１とＲ／Ｗフォーマッタ制御部
２４との間でデータのアンダーラン／オーバーランが発
生しないように、ある任意の値、即ち、オフセット値で
データの授受をしないようにする機能を有する。例え
ば、バッファ制御部２３は、Ｒ／Ｗフォーマッタ制御部
２４が２セクタ分のデータをデータバッファ１７に格納
するまで、Ｉ／Ｆ制御装置１４が上位装置３にデータ転
送を停止させる機能を有する。本実施例では、上記オフ
セット値を、論理データブロック内の物理セクタ数に応
じて可変設定できる。

【００５１】次に、本実施例においてデータ転送が停止
する状態を、１つの論理データブロック内の物理セクタ
数Ｓ＝４の場合を例にとって説明する。 （１） Ｒ／Ｗフォーマッタ制御部２４が図６中Ｐ１〜
Ｐ６のいずれかの位置で停止した場合（リード）：この
場合、オフセット値を５に設定するので、Ｒ／Ｗフォー
マッタ制御部２４がエラーの検出等で、５ブロック以上
処理する途中で処理を一時中断しても、Ｉ／Ｆ制御部は
データを転送できない。

【００５２】従って、論理データブロックの途中でデー
タ転送が中断されることはない。 （２） Ｒ／Ｗフォーマッタ制御部２４が６ブロックを
処理した時点で停止した場合（リード）：この場合、Ｒ
／Ｗフォーマッタ制御部２４が図６中Ｐ７までの位置の
６ブロックを処理した時点で処理を中断すると、Ｉ／Ｆ
制御部２１はＰ２の位置までの１ブロック分しか転送で
きず、論理データブロックのデータ転送の途中で転送が
中断される。

【００５３】しかし、有効なデータは、Ｐ５の位置まで
データバッファ１７に格納されているので、Ｐ２〜Ｐ５
までの位置のデータを、Ｉ／Ｆ制御装置１４のデータ転
送停止機能を解除することによりデータ転送する。Ｐ５
までの位置のデータの転送が終了すると、データ転送停
止機能を元の許可状態に戻す。

【００５４】（３） Ｒ／Ｗフォーマッタ制御部２４が
７ブロック処理した時点で停止した場合（リード）：こ
の場合、Ｒ／Ｗフォーマッタ制御部２４が図６中Ｐ８ま
での位置の７ブロックを処理した時点で処理を中断する
と、Ｉ／Ｆ制御部２１はＰ３の位置までの２ブロック分
しか転送できず、論理データブロックのデータ転送の途
中で転送が中断される。

【００５５】しかし、有効なデータは、Ｐ５の位置まで
データバッファ１７に格納されているので、Ｐ３〜Ｐ５
までの位置のデータを、Ｉ／Ｆ制御装置１４のデータ転
送停止機能を解除することによりデータ転送する。Ｐ５
までの位置のデータの転送が終了すると、データ転送停
止機能を元の許可状態に戻す。

【００５６】（４） Ｒ／Ｗフォーマッタ制御部２４が
８ブロック処理した時点で停止した場合（リード）：こ
の場合、Ｒ／Ｗフォーマッタ制御部２４が図６中Ｐ９ま
での位置の８ブロックを処理した時点で処理を中断する
と、Ｉ／Ｆ制御部２１はＰ４の位置までの３ブロック分
しか転送できず、論理データブロックのデータ転送の途
中で転送が中断される。

【００５７】しかし、有効なデータは、Ｐ５の位置まで
データバッファ１７に格納されているので、Ｐ４〜Ｐ５
までの位置のデータを、Ｉ／Ｆ制御装置１４のデータ転
送停止機能を解除することによりデータ転送する。Ｐ５
までの位置のデータの転送が終了すると、データ転送停
止機能を元の許可状態に戻す。

【００５８】（５） Ｉ／Ｆ制御装置１４がデータ転送
の一時停止機能により停止した場合（ライト）：Ｒ／Ｗ
フォーマッタ制御部２４がエラーの検出等で停止し、こ
れに伴ってＩ／Ｆ制御装置１４がデータ転送の一時停止
機能により停止した場合、論理データブロックのデータ
転送の途中で転送を中断することがある。

【００５９】そこで、リード時と同様に、例えばＲ／Ｗ
フォーマッタ制御部２４が図６中Ｐ７の位置でエラーを
検出して停止した場合、Ｉ／Ｆ制御装置１４はＰ２の位
置でデータ転送の一時停止機能により停止する。しか
し、Ｐ２〜Ｐ５までの位置のデータは、ライト処理が済
んだデータであるので、Ｉ／Ｆ制御装置１４のデータ転
送の一時停止機能を解除して、Ｐ２〜Ｐ５までの位置の
データをデータバッファ１７に格納する。データ転送が
終了した後、データ転送の一時停止機能を元の許可状態
に戻す。

【００６０】次に、本発明になるディスク装置の第４実
施例を説明する。本実施例では、本発明になる論理ブロ
ックエミュレーション方法の第４実施例が用いられる。
本実施例の構成は、図１と同じであるため、その図示及
び説明は省略する。ディスクドライブ５のリード／ライ
トを制御するＲ／Ｗフォーマッタ制御部２４が、１つの
論理データブロックが複数の物理セクタで構成されてい
ることを考慮することなくリード／ライトを行うと、１
つの論理データブロックを複数のセクタで構成されてい
る場合に先読み処理が論理データブロックの途中で中断
された場合、Ｒ／Ｗフォーマッタ制御部２４が実際に先
読みした物理セクタのアドレスとデータバッファ１７の
管理で使用されるアドレスとが異なってしまう。

【００６１】そこで、本実施例では、Ｒ／Ｗフォーマッ
タ制御部２４が実際に先読みした物理セクタのアドレス
を丸め処理により変換することにより、データバッファ
１７の管理を容易にする。つまり、本実施例では、図１
のＲ／Ｗフォーマッタ制御部２４が先読み中に、コマン
ド制御部２２により論理データブロックの途中で先読み
を停止された場合、実際に停止した物理セクタのアドレ
スをコマンド制御部２２に通知する代わりに、その論理
データブロックの境界までのセクタアドレスを通知す
る。従って、コマンド制御部２２では、先読みが停止し
たセクタアドレスが論理データブロックの境界であるか
否かを判断することなく先読みデータを管理することが
できる。

【００６２】ディスクドライブ５内の物理セクタの構成
が、図２の如き場合を例にとって本実施例の動作を説明
する。説明の便宜上、Ｒ／Ｗフォーマッタ制御部２４が
論理データブロック番号ＬＢＮ＝２の先頭から２番目の
物理セクタを先読み中に、コマンド制御部２２により先
読み処理が停止されるものとする。

【００６３】この様にコマンド制御部２２に先読み処理
を停止された場合、Ｒ／Ｗフォーマッタ制御部２４は、
論理データブロックとしては論理データブロック番号Ｌ
ＢＮ＝５の物理セクタ番号ＩＬＳＮ＝２０以降は無効な
ので、先読みが停止した論理データブロック番号ＬＢＮ
として論理ブロックアドレスＥＭ＿ＬＢＡ＝２１をコマ
ンド制御部２２に通知せずに、論理ブロックアドレスＥ
Ｍ＿ＬＢＡ＝２１と論理データブロック内の物理セクタ
数Ｓ＝４を参照して論理ブロックアドレスＥＭ＿ＬＢＡ
＝１６をコマンド制御部２２に報告する。

【００６４】以上、本発明を実施例により説明したが、
本発明はこれらの実施例に限定されるものではなく、本
発明の範囲内で種々の変形及び改良が可能であることは
言うまでもない。

【００６５】

【発明の効果】請求項１記載の発明によれば、１つの論
理データブロックを複数の物理セクタによって構成でき
るので、論理データブロック長によって構成する物理セ
クタの数を任意に可変することができる。つまり、上位
装置に対して大きな論理データブロック長のデータブロ
ックフォーマットを提供することができる。

【００６６】請求項２記載の発明によれば、既存のハー
ドウェアと既存のデータエラー訂正能力のままで大きな
論理データブロック長を上位装置に対して提供すること
ができる。請求項３記載の発明によれば、再読み出し処
理で検出した不良セクタに対してのみ交代処理を行うの
で、必要となる交代領域を最小限に抑えることができ
る。

【００６７】請求項４記載の発明によれば、再読み出し
処理で検出した不良セクタに対してのみ交代処理を行う
ので、必要となる交代領域を最小限に抑えることができ
る。請求項５記載の発明によれば、論理データブロック
を１つの単位としてデータ転送を行うことにより、論理
データブロックのデータ転送中にデータ転送が中断され
ることを防止することができる。

【００６８】請求項６記載の発明によれば、先読みデー
タの管理、即ち、データバッファの管理を容易にするこ
とができる。請求項７記載の発明によれば、１つの論理
データブロックを複数の物理セクタによって構成できる
ので、論理データブロック長によって構成する物理セク
タの数を任意に可変することができる。つまり、上位装
置に対して大きな論理データブロック長のデータブロッ
クフォーマットを提供することができる。

【００６９】請求項８記載の発明によれば、既存のハー
ドウェアと既存のデータエラー訂正能力のままで大きな
論理データブロック長を上位装置に対して提供すること
ができる。請求項９記載の発明によれば、再読み出し処
理で検出した不良セクタに対してのみ交代処理を行うの
で、必要となる交代領域を最小限に抑えることができ
る。

【００７０】請求項１０記載の発明によれば、再読み出
し処理で検出した不良セクタに対してのみ交代処理を行
うので、必要となる交代領域を最小限に抑えることがで
きる。請求項１１記載の発明によれば、論理データブロ
ックを１つの単位としてデータ転送を行うことにより、
論理データブロックのデータ転送中にデータ転送が中断
されることを防止することができる。

【００７１】請求項１２記載の発明によれば、先読みデ
ータの管理、即ち、データバッファの管理を容易にする
ことができる。従って、本発明によれば、上位装置に対
して大きな論理データブロック長のデータブロックフォ
ーマットを提供することができ、確実に交代処理を行う
ことも可能となる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明になるディスク装置の第１実施例を示す
ブロック図である。

【図２】第１実施例における各論理データブロック内の
物理セクタ数が４の場合のディスクドライブ内の構成を
示す図である。

【図３】第１実施例におけるコマンド制御部の動作を説
明するフローチャートである。

【図４】本発明になるディスク装置の第２実施例におけ
る各論理データブロック内の物理セクタ数が４の場合の
ディスクドライブ内の構成を示す図である。

【図５】第２実施例におけるコマンド制御部の動作を説
明するフローチャートである。

【図６】本発明になるディスク装置の第３実施例におけ
るディスクドライブ内のセクタの構成を示す図である。

【符号の説明】

１ 磁気ディスク装置 ２ Ｉ／Ｆバス ３ 上位装置 ４ ディスク制御装置 ５ ディスクドライブ １１ ＭＰＵ １２ ＲＯＭ １３ ＲＡＭ １４ Ｉ／Ｆ制御装置 １５ データバッファ制御装置 １６ Ｒ／Ｗフォーマッタ制御装置 １７ データバッファ

Claims (12)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 上位装置にインタフェースを介して接続
   されたディスク装置において、 該上位装置からのコマンドに基づいて該ディスク装置に
   対する論理データブロックのリード／ライトの制御を行
   うリード／ライト制御ステップと、 論理データブロック内の物理セクタ数に基づいて少なく
   とも該リード／ライト制御ステップを起動するブロック
   数を決定して該上位装置からのコマンドを受領して実行
   するコマンド制御ステップとを備え、 該リード／ライト制御ステップ及び該コマンド制御ステ
   ップは夫々該ディスク装置のファームウェアを構成し、 １つの論理データブロックを複数の物理セクタで構成す
   る、論理ブロックエミュレーション方法。
2. 【請求項２】 前記インタフェースを制御するインタフ
   ェース制御ステップと、 前記ディスク装置内のデータバッファに対するリード／
   ライトを制御するバッファ制御ステップとをさらに備
   え、 該インタフェース制御ステップ及び該バッファ制御ステ
   ップは夫々該ディスク装置のファームウェアを構成し、 前記コマンド制御ステップは前記決定されたブロック数
   だけ該インタフェース制御ステップ及び該バッファ制御
   ステップをも起動する、請求項１記載の論理ブロックエ
   ミュレーション方法。
3. 【請求項３】 前記コマンド制御ステップは、前記上位
   装置からのコマンドが交代処理コマンドである場合、少
   なくとも前記リード／ライト制御ステップを起動して該
   上位装置により指示された論理データブロック番号に対
   する論理データブロックの再読み出し処理を行い、前記
   リード／ライト制御ステップは、前記再読み出し処理の
   際に不良セクタが検出されるとエラーが検出された物理
   セクタアドレスを該コマンド制御ステップに通知し、該
   コマンド制御ステップは、リード／ライト制御ステップ
   から通知された物理セクタアドレスに基づいてエラーが
   検出された物理セクタのみを前記ディスク装置内の交代
   領域に格納する、請求項１又は２記載の論理ブロックエ
   ミュレーション方法。
4. 【請求項４】 前記コマンド制御ステップは、前記上位
   装置からのコマンドがフォーマットユニットコマンドで
   ある場合、少なくとも前記リード／ライト制御ステップ
   を起動して前記ディスク装置内のディスクの全データ領
   域を初期化して該上位装置により指示された論理データ
   ブロック番号に対する論理データブロックの再読み出し
   処理を行い、前記リード／ライト制御ステップは、前記
   再読み出し処理の際に不良セクタが検出されるとエラー
   が検出された物理セクタアドレスを該コマンド制御ステ
   ップに通知し、該コマンド制御ステップは、リード／ラ
   イト制御ステップから通知された物理セクタアドレスに
   基づいてエラーが検出された物理セクタのみを前記ディ
   スク装置内の交代領域に格納する、請求項１又は２記載
   の論理ブロックエミュレーション方法。
5. 【請求項５】 前記バッファ制御ステップは、前記リー
   ド／ライトステップが前記コマンド制御ステップにより
   起動された後にエラーを論理データブロックの途中で検
   出すると、前記上位装置と前記ディスク装置との間のデ
   ータの授受が該論理データブロックの途中で一時停止し
   たことを検出すると共に、該論理データブロックの境界
   までの物理セクタ数を算出して算出された物理セクタ分
   のデータ転送を再起動により行う、請求項２記載の論理
   ブロックエミュレーション方法。
6. 【請求項６】 前記リード／ライト制御ステップは、前
   記コマンド制御ステップにより先読み中に論理データブ
   ロックの途中で先読みを停止されると、該論理データブ
   ロックの境界までのセクタアドレスを該コマンド制御ス
   テップに通知する、請求項１〜４のうちいずれか１項記
   載の論理ブロックエミュレーション方法。
7. 【請求項７】 上位装置にインタフェースを介して接続
   されたディスク装置であって、該上位装置からのコマン
   ドに基づいて該ディスク装置に対する論理データブロッ
   クのリード／ライトの制御を行うリード／ライト制御手
   段と、 論理データブロック内の物理セクタ数に基づいて少なく
   とも該リード／ライト制御手段を起動するブロック数を
   決定して該上位装置からのコマンドを受領して実行する
   コマンド制御手段とを備え、 該リード／ライト制御手段及び該コマンド制御手段は夫
   々該ディスク装置のファームウェアを構成し、 １つの論理データブロックを複数の物理セクタで構成す
   る論理ブロックエミュレーションを行う、ディスク装
   置。
8. 【請求項８】 前記インタフェースを制御するインタフ
   ェース制御手段と、前記ディスク装置内のデータバッフ
   ァに対するリード／ライトを制御するバッファ制御手段
   とをさらに備え、 該インタフェース制御手段及び該バッファ制御手段は夫
   々該ディスク装置のファームウェアを構成し、 前記コマンド制御手段は前記決定されたブロック数だけ
   該インタフェース制御手段及び該バッファ制御手段をも
   起動する、請求項７記載のディスク装置。
9. 【請求項９】 前記コマンド制御手段は、前記上位装置
   からのコマンドが交代処理コマンドである場合、少なく
   とも前記リード／ライト制御手段を起動して該上位装置
   により指示された論理データブロック番号に対する論理
   データブロックの再読み出し処理を行い、前記リード／
   ライト制御手段は、前記再読み出し処理の際に不良セク
   タが検出されるとエラーが検出された物理セクタアドレ
   スを該コマンド制御手段に通知し、該コマンド制御手段
   は、リード／ライト制御手段から通知された物理セクタ
   アドレスに基づいてエラーが検出された物理セクタのみ
   を前記ディスク装置内の交代領域に格納する、請求項７
   又は８記載のディスク装置。
10. 【請求項１０】 前記コマンド制御手段は、前記上位装
    置からのコマンドがフォーマットユニットコマンドであ
    る場合、少なくとも前記リード／ライト制御手段を起動
    して前記ディスク装置内のディスクの全データ領域を初
    期化して該上位装置により指示された論理データブロッ
    ク番号に対する論理データブロックの再読み出し処理を
    行い、前記リード／ライト制御手段は、前記再読み出し
    処理の際に不良セクタが検出されるとエラーが検出され
    た物理セクタアドレスを該コマンド制御手段に通知し、
    該コマンド制御手段は、リード／ライト制御手段から通
    知された物理セクタアドレスに基づいてエラーが検出さ
    れた物理セクタのみを前記ディスク装置内の交代領域に
    格納する、請求項７又は８記載のディスク装置。
11. 【請求項１１】 前記バッファ制御手段は、前記リード
    ／ライト手段が前記コマンド制御手段により起動された
    後にエラーを論理データブロックの途中で検出すると、
    前記上位装置と前記ディスク装置との間のデータの授受
    が該論理データブロックの途中で一時停止したことを検
    出すると共に、該論理データブロックの境界までの物理
    セクタ数を算出して算出された物理セクタ分のデータ転
    送を再起動により行う、請求項８記載のディスク装置。
12. 【請求項１２】 前記リード／ライト制御手段は、前記
    コマンド制御手段により先読み中に論理データブロック
    の途中で先読みを停止されると、該論理データブロック
    の境界までのセクタアドレスを該コマンド制御手段に通
    知する、請求項７〜１０のうちいずれか１項記載のディ
    スク装置。