JPS583103A

JPS583103A - 磁気デイスク装置

Info

Publication number: JPS583103A
Application number: JP10155181A
Authority: JP
Inventors: Shoji Nishioka; 西岡　昇次; Tatsuo Ishikawa; 達夫石川
Original assignee: Toshiba Corp; Tokyo Shibaura Electric Co Ltd
Current assignee: Toshiba Corp
Priority date: 1981-06-30
Filing date: 1981-06-30
Publication date: 1983-01-08
Also published as: JPH0316711B2

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】本発明は目的とする記憶領域もしくはその周辺に欠陥（
ディフェクティブスポット）が存在する場合に代替の記
憶領域を自動的にアクセスする磁気ディスク装置に関す
る。

磁気ディスク装置において各他情報を記憶するために用
いられるディスクは、多かれ少なかれ何らかの欠陥（デ
ィフェクティブスポット）を有している。このような欠
陥を有するディスクにあっては、１デイスクアドレスが
割り当てられる記憶領域すなわちセクタ、更には一定数
のセクタの果合でなるトラックの幾つかが使用不可能と
なる恐れがある。しかし、ホスト計算機側で、ディスク
内の１史用可能な領域と使用不可能な領域とを認識し、
この認識に基づいてデ＝３− イスクをリード／ライトすることは不可能である。そこ
で、ディスクに予備領域（予備セクタ、更には予備トラ
ック）を設けておき、使用不可能なセクタ（欠陥セクタ
）または使用不可能なトラック（欠陥トラック）内のセ
クタをアクセスする場合、磁気ディスク装置の内部制御
によって上記予備領域の該当するセクタを代替セクタと
して用いる方法が一般的に採用されている。

第１図および第２図は欠陥トラック（または欠陥セクタ
）の代替えのための予備領域を備え次従来のディスクの
フォーマットを示スモのである。まず第１図を参照して
従来の磁気ディスク装置における制御動作について説明
する。図中ＴＯ〜Ｔ６．ＴＥＩＰＯ〜ＴＢＰ　３はディ
スクの物理的なトラック位置を示し、このうちＴ８ＰＯ
〜Ｔ８Ｐ３は予備トラックである。８０〜Ｓ８はセクタ
の物理位置を示し、第１図の例では１トラツク当シ９セ
クタに分割されている。また、各トラック（ＴＯ、Ｔ４
　、Ｔ５　、ＴＳＰＯ〜ＴＳＰ３）の各セクタ位置ごと
に記されている２桁の数値４− 列はディスクに書き込まれているディスクアドレスを示
すもので、上位桁はトラック番号、下位桁はセクタ置場
をそれぞれ示している。たとえば「０１」はトラック０
１セクタ１を、「４０」はトラック４、セクタ０を示し
ている。

また、Ｔｌ、Ｔ２．ＴＪ、ＴＯの各セクタ位置ごとに記
されているＴＳＰＯ〜’Ｉ’ＳＰ３　　は代替トラック
位置（代替トラックのトラックアドレス）を示している
。これは、Ｔｌ、’Ｉ’２．Ｔ３゜・Ｐ６に欠陥（ディ
フェクティブスポット）が存在するために、それぞれ予
備トラックＴＳＰＯ。

ＴＳＰＩ、’Ｉ’ＳＰ２．ＴＳＰａを代替トラックとし
て使用することを指示するものである。たとえばディス
クアドレスｒｉｏＪ’ｉアクセスする場合磁気ディスク
装置内のディスク制御装置は、まずディスクの該当する
物理位置のセクタすなわちＴｌ、８０セクタのヘッダ部
の円谷會リードすることにより、代替トラックＴ８ＰＯ
のアドレスを知る。次にディスク制御装置は上記アドレ
スで指定されているトラックＴ８ＰＯをあたかもトラッ
クＴ１としてＴＳＰｏ、８　Ｑセクタをアクセスする。

々お、Ｔ１．ＳＯセクタのヘッダ部にディフェクティブ
スポットが存在する場合にはリードエラーとなり、代替
トラックＴＳＰＯのアドレスを知ることができないため
、ディスク制御装置は後続するセクタすなわちＴＩ、８
１セクタのへツダｓ’ｔリードする。この動作はヘッダ
部がエラーなくリードされるまで続けられる。第１図お
よび上述の説明で明らかなように、トラックＴ１の各セ
クタには予備トラックＴＳＰ　Ｏのアドレスが曹き込ま
れておｐ、ＴＩ　、ＢＯ〜ＴＩ　、８Ｂのうち１セクタ
でもエラーなくヘッダ部がリードできればトラックＴ８
ＰＯを代替トラックとして使用することができる。ＴＳ
ＰＯ。

ＳＯセクタにはディスクアドレス［１０）が書き込まれ
ておシ、目的のセクタがアクセスされたことになる。す
なわち、トラックＴ１が欠陥トラックである場合に、そ
の代替トラックＴＳＰＯが見かけ上トラックＴ１として
アクセスされる。

しかし、上述の方式では、１トラツクを構成するセクタ
群のたとえ１セクタだけにしかディフェクティブスポッ
トが存在しない場合でも、当該トラックに代えて代替ト
ラックを使用するため、多数の代替トラックを必要とし
、ディスクの実質的な記憶容量が著しく減少する欠点が
あった。また、上述の方式では、代替トラックをアクセ
スするのにシーク動作を必要とする場合が殆んどであり
、処理速度が著しく低下する欠点もあった。

次に第２図のフォーマットが適用される従来の磁気ディ
スク装置における制御動作について説明する。図中８Ｐ
は予備トラック、Ｘはディフェクティブセクタ（欠陥セ
クタ）を示している。ここではディフェクティブスポッ
トの存在をセクタ単位で問題にする場合に、該当セクタ
をディフェクティブセクタ（欠陥セクタ）と称している
。第２図の例では、トラックＴＯ〜Ｔ６についてはそれ
ぞれセクタＳ８を予備セクタとし、トラック’Ｉ’８Ｐ
Ｏ−ＴＳＰ３については全セクタを予備セクタとしてい
る。そして、第７− ２図に示されるようにトラックＴＩのセクタ８３（Ｔｌ
、８３セクタ）がディフェクティブセクタである場合、
当該セクタの代替セクタはＴＩ　、８８セクタに置かれ
る。また、トラックＴ２のセクタ８２．８５のように１
トラック当り２セクタ以上のディ７エクテイブセクタの
存在に対しては、１つのディフェクティブセクタたとえ
ばＴ２，８２セクタの代替セクタは同一トラックＴ１の
予備セクタ（ＴＩ、８８セクタ）に置かれ、残りのディ
フェクティブセクタたとえばＴ２．８５セクタの代替セ
クタは予備トラックＴＢＰＯのセクタＢ　Ｏ（ＴＳＰＯ
、ＰｆＯセクタ）に置かれる。すなわち、Ｔｌ、８８セ
クタのヘッダ部にディスクアドレス「１３」が、Ｔ２゜
Ｓ８セクタのヘッダ部にディスクアドレス「２２」が、
ＴＳＰｏ　、８０セクタのヘッダ部にディスクアドレス
「２５」がそれぞれ書き込まれている。この方式では、
ディフェクティブセクタのヘッダ部で代替アドレスを示
す必要がある。しかし、当該ヘッダ部にディフェクティ
ブ８− スポットが存在する場合にはリードエラーとなって代替
アドレスを知ることができなくなるため、同じセクタ内
のディフェクティブスポットの存在しない部分で代替ア
ドレスを示す特別の制御が必要となる欠点があった。し
か奄、代替アドレスを示すためのエラ一部分を有きない
ディフェクティブセクタが存在する場合には上述の方式
は適用不可能となり、第１図の場合と同様にトラック単
位で代替えをしなければならなかった。したがって、デ
ィフェクティブセクタが１トラック当り１セクタの場合
には、第１図の場合に比較して予備トラック数は少なく
て済むが、２セクタ以上存在する場合には必要とする予
備トラック数は第１図の場合とほぼ同程度であり、やは
りディスクの実質的な記憶容量の減少は避けられなかっ
た。

ところで、ディスクアクセスは一般に特定の１セクタだ
けを対象とすることはなく、連続する多数のセクタを対
象として行なわれる。上述の方式において、たとえばト
ラックＴ２の全セツタを順次アクセスする場合、その（
データ部に対する）アクセス順はＴ２　、　ＳＯ→Ｔ２
゜８１→Ｔ２．８８→Ｔ２，８３→Ｔ２．８４→ＴＳＰ
０．８０−＞Ｔ２．８６→Ｔ２．８７となんここで、Ｔ
２，８１→Ｔ２，８８．Ｔ２，８８→Ｔ２，８３．Ｔ２
，８４→Ｔ８ＰＯ、Ｓ　Ｏ。

ＴＢＰｏ　、８　Ｑ→Ｔ２．８６については、隣接する
セクタへのアクセスではなくなるため、トラックＴＯの
ようにディフェクティブセクタがない場合にくらべて著
しくアクセス速度が低下する。しかも上述の列ではトラ
ックの移動が２回発生するためより一層の遅れが発生す
る。また、ディフェクティブセクタが１セクタだけしか
存在しないたとえばトラックＴ１の場合でも、上述の方
式ではＴＩ　、８２→Ｔｌ　、８８　、ＴＩ　。

Ｓ８→Ｔｌ、８４の如く隣接するセクタへのアクセスで
なくなる場合が２回発生し、やはりアクセス速度が低下
する欠点があった。

本発明は上記事情に鑑みてなされたものでその目的は、
欠陥を有するディスクの実質的な記憶容量を増加し、か
つアクセス速度が高速化できる磁気ディスク装置を提供
することにある。

以下、本発明の一実施例を図面を参照して説明する。第
３図は磁気ディスク装置ＩＯの構成を示すものである。

磁気ディスク装置１０はディスク装Ｊｆｉ、１０１とデ
ィスク制御装置１０２とを有している。ディスク装置１
０１はディスク１０３の駆動／停止を行なうディスク駆
動機構、磁気ヘッドを移動させて所望のトラックへ位置
付けするアクセス（シーク）機構、ディスク１０３への
データ書込み／読出しを行なう書込み／読出し機構（い
ずれも図示せず）など周知の構成を有している。

第４図はディスク１０３のフォーマットの一例を示すも
のでトラックＴＯ，ＴＩ、）ラックＴ３〜Ｔ５の各８８
セクタが予備セクタとして用いられ、トラックＴＳＰＯ
〜ＴＳＰ３が予備トラックとして用いられる。トラック
ＴＯはディフェクティブセクタが存在しない場合であり
、Ｓ８セクタは予備セクタとして残される。トラックＴ
Ｉは第２図の例と同様にデイフエクテイブセクタが１セ
クタ（ＴＩ　、　Ｓ３セクタ）存在する場合である。た
だし、ディフェクティブセクタに代えて直接予１楠セク
タを割り当てる第２図の例とは異なっている。ここでは
、Ｔ１゜Ｓ３セクタ〜Ｔｌ、８７セクタのヘッダ部に本
来書き込１れるべきディスクアドレス「１３」〜「１７
」は、それぞれ次のセクタすなわち’［’１．８４セク
タ〜Ｔ　１　ｒ　８８セクタのへツタ。

部にｖ１！込まれている。すなわち本実施的では、テイ
フエテイブセクタであるＴＩ、８３セクタから後続する
ＴＩ、８４セクタ〜Ｔｌ　、８７セクタに至る各セクタ
のディスクアドレス「１３」〜「１７」を１セクタずつ
ｊ＠次後のセクタにずらして割り当てることによって、
ディフェクティブセクタの代替えを行なうようにディス
クがフォーマットされている。したがって、図から明ら
かなようにトラックＴ１の予備セクタ（’ｒ　１　ｔ　
８８セクタ）には正常セクタであるＴＩ。

Ｓ７セクタ（（割り当てられるべきディスクアドレス「
１７」が割り幽てられる。この場合、ディフェクティブ
セクタであるＴｌ、８３セクタの１直接の代替セクタは
正常セクタであるＴＩ。

Ｓ４セクタである。

トラックＴ２はディフェクティブセクタが多数存在する
場合であり、各セクタのヘッダ部には代替トラックとし
て予備トラックＴ８ＰＯを指定する代替アドレス情報が
書き込まれている。

なお、トラックＴ２のようにトラック単位で代替えが行
なわれるトラックをディフェクティブトラックと称する
。

トラックＴ３はディフェクティブセクタが２セクタ（Ｔ
３，８２セクタ、Ｔ３．８５セクタ）存在する場合であ
り、Ｔ３，８２セクタ〜Ｔ３゜Ｓ７セクタのヘッダ部に
本来書き込まれるべきディスクアドレス「３２」〜「３
７」は、それぞれ次のセクタ、もしくは次のセクタがデ
ィフェクティブセクタである場合には更に次のセクタ、
もしくは次のセクタが存在しないためオーバフローする
場合には次のトラックの先頗セクタ（ｓｏセクタ）、す
なわちＴ３．８３セクタ、’ｌ”３　、Ｔ４セクタ、Ｔ
３，８６セクタ〜Ｔ３゜Ｓ８セクタ、Ｔ４．８０セクタ
の一＼ツダ部に書き込−まれている。トラック・Ｐ４は
ディフェクティブセクタが存在しない場合であるが、先
行するトラックＴ３からのオーバフローにより、Ｔ４．
８０セクタにディスクアドレス「３７」が割り当てられ
るため、ディスクアドレス「４０」〜「４７」の割り当
て先を、本来の割り当て先であるＴ４．８０セクタ〜Ｔ
４．８７セクタから順に１セクタずつ後にずらして、Ｔ
４゜８１セクタ〜Ｔ４．８８セクタに変更しである。

この場合、トラックＴ３に存在する２個のディフェクテ
ィブセクタの代替えが、トラックＴ３およびトラックＴ
４の２トラツクで収束されることになる。

トラックＴ５はトラックＴＯと同様にディフェクティブ
セクタが存在しない場合、トラックＴ６はトラックＴ２
と同様にディフェクティブセクタが多数存在する場合で
あり、それぞれ上述したトラックＴＯ，Ｔ２と同様にデ
ィスクフォーマットされている。

ナオ、第４図のディスクフォーマットにハ図示されてい
ないが、各セクタのヘッダ部には、ディフェクティブセ
クタと正常セクタを区別するためのディフェクティブセ
クタフラグ、ディフェクティブトラックと正常トラック
を区別するためのディフェクティブトラックフラグ、更
にはエラーチェックのためのＣＲＣ（ＣｙｃｌｉｃＲｅ
ｄｕｎｄａｎｃｙ　Ｃｈｅｃｋ　）情報なども書き込ま
れている。

再び第３図を参照すると１０４はディスク制御装置１０
１の中心を成す制御部である。制御部１０４は演算制御
装置２０から与えられる指令をｗＩ読してディスク装置
１０１をアクセス制御する機能を有する。制御部１０４
には目的トラック上（の成るセクタ）から絖み出された
へ持されるフラグレジスタ１０５が設けられている。制
御部１０４はフラグレジスタ１０５を参照し、ディフェ
クティブセクタフラグが立っていれば対応するセクタが
ディ７エクテイブセクタであるものと判断し、後続する
物理位置のセクタのヘッダ部、もしくはリード状顧にあ
るセクタが最後尾のセクタであれば次のトラックの先頭
セクタのヘッダ部に対するリード動作を行なう機能を有
している。また制御部１０４は、ディフェクティブトラ
ックフラグが立っている場合に、対応するセクタが属す
るトラックがディフェクティブトラックであるものと判
断し、上記ヘッダ部で指定されている予備（代替）トラ
ックへのシーク指令を発生するようになっている。また
制御部１０４は、ヘッダ部の内容が正しく読み取れなか
った（リードエラーの）場合、次のセクタのヘッダ部に
対するリード動作を行なう機能を有している。更に制御
部１０４は、ヘッダ部で示されているディスクアドレス
が目的とするディスクアドレスに一致しなかった場合に
もディフェクティブセクタ検出時と同１６一様なリード動作を行なう機能を有している。なお、本実
施例において、制御部１０４はシーク後のセクタアクセ
スに際し、物理位置上のディスクアドレスが目的とする
ディスクアドレスより小さいか等しいセクタからヘッダ
部のリード動作を行なうようになっている。１０６は制
御部１０４と演算制御装＃２０との間のコントロールラ
イン、１０７は制御部１０４とディスク装置１０１との
間のコントロールラインである。

１０８は制御部１０４のインタフェースとしてのドライ
バ／レシーバ、１０９はドライバ／レシーバ１０９を介
して演算装’ｆ１．２０、ディスク装置ｔ　ｚ　ｏ　ｘ
にそれぞれ接続されるデータラインである。

次に本発明一実施例の動作を第５図のフローチャート全
参照して説明する。たとえば、演算制御装置２０からデ
ータライン１０９およびコントロールライン１０６を介
してディスク制御装置１０２の制御部１０４にディスク
アクセス指令が与えられ、当該指令がディスクアドレス
「１３」へのアクセス指令であるものとする。

制御部１０４は当該指令を解読してトラックＴ１の８３
セクタへのアクセスであることを判断し、データライン
１０９およびコントロールライン１０７を介してディス
ク装置１ｏ１に対応するシーク指令を与える。ディスク
装置１０１はこのシーク指令に応じて磁気ヘッドを指定
されたトラック（トラックＴ１に該当するシリンダ位置
）上に位置決めする。そして、シーク動作が完了すると
、制御部２０２は第５図のステップＳＰＩに示されるよ
うにディスクアドレスリード指令をディスク装置１０１
に与える。本実施例では、目的とするディスクアドレス
（ｒ１３Ｊ）に対応する物理的なセクタ位置、または当
該セクタ位置より更に先行するセクタ位置からディスク
アドレス（ヘッダ部）の読み出しが行なわれるようにな
っている。たとえば今、ディスク１０３におけるトラッ
クＴ１の８３セクタのヘッダ部の内容がディスク装置１
０１で読み出され、データラインＩＯ９、ドライバ／　
１０　− レシーバＸＯａを介して制御部１０４に転送されたもの
とする。

制御部１０４は、上記ヘッダ部の内容が正常にリードさ
れたか否かすなわちリードエラーが発生したか否かをＣ
ＲＣチェックによって判断する（ステップ８Ｐ２　）。

そして、正常にリードが行なわれた場合、制御部１０４
はフラグレジスタ１０５を参照し、ディフェクティブセ
クタフラグまたはディフェクティブトラックフラグのい
ずれか一方が立っているか否かを判断する（ステップ８
Ｐ３）。そして、フックが立っている場合、制御部１０
４は該フラグがディフェクティブセクタフラグであるか
否かを判断する（ステップＢＰ４　）。ＴＩ、８３セク
タはディフェクティブセクタであるため、デイフ壬クチ
イブセクタフラグが立っており、制御部１０４は次のセ
クタ（ＴＩ、８４セクタ）を指定しくステップＳＰ５　
）・ソ、再びディスクアドレスリード指令をディスク装
置１０１に与える。なお、上述の例は、ディフェクティ
ブセクタであるＴＩ　、Ｅ１３セクタのヘッダ部にディ
フェクティブスポットが存在せず、ヘッダ”部の内容が
正しく読めた場合であるが、当該セクタのヘッダ部にデ
ィフェクティブスポットが存在するためにステップ８Ｐ
２でエラー検出がなされた場合にも、制御部１０４は次
のセクタ（ＴＩ　、８４セクタ）のディスクアドレスリ
ードを行なう。そして、ＴＩ　、８４スクタからヘッダ
部の内容が正常にリードされ、かつディフェクティブセ
クタフラグおよびディフェクティブトラックフラグのい
ずれも立っていなければ、制御部１０４はディスク装置
１０１から読み出されたＴｌ。

Ｓ４セクタのヘッダ部の内容に示されているディスクア
ドレスが目的とするディスクアドレス「１３」に一致す
るか否かを比較判断する（ステップ５Ｐ６）。この場合
、第４図のディスクフォーマットから明らかなように、
ＴＩ、８４セクタにはディスクアドレス「１３」が割り
当てられており、制御部１０４は一致判断を行なう。

２０− 次に制御部１０４は一致判断に応じ、（当該Ｔｌ　１８
４セクタの）データ部のアクセス指令をディスク装置１
０１に出力する（ステップ５Ｐ７）。ディスク装置１０
１は制御部１０４からのアクセス指令に応じてＴｌ、８
４セクタのデータ部の読み取りを行なう。そして、この
読み取りデータはデータライン１０９を経由して演算制
御装＠２０に転送される。

一方、トラックＴ２の成るセクタに対するディスクアク
セスの場合、各セクタのヘッダ部にはディフェクティブ
トラックフラグが書き込まれているため、９セクタのう
ちの少なくとも１セクタのヘッダ部が正常にリードされ
るならば、ステップＳＰ４の判断が行なわれ、ディフェ
クティフトラック存在の判断結果に応じて、ヘッダ部で
指定されている予備トラックＴＳＰＯへのシーク指令が
制御部１０４がらディスク装置１０１に出される（ステ
ップ８Ｐ８）。　以下のアクセスは前述したトラックＴ
１に対するディスクアクセスの場合と同様である。

ところで、ステップＳＰ２においてリードエラーが検出
された場合、制御部１０４はヘッダ部の貌取りが正常に
行なわれるまで順次対象セクタを変えながら（ステップ
５Ｐ９）同一トラックに対してディスクアドレスリード
を続ける。

また、ステップＳＰ６においてアドレス不一致が判断で
れた場合、制御部１０４は読み取ったディスクアドレス
が目的のディスクアドレスより小避いか合力・の判断を
行なう（ステップ８Ｐ１０）。そして、読み取りディス
クアドレスが目的のディスクアドレスより小さい場合、
制御部１０４は次のセクタのディスクアドレスリードを
行ない、上記の逆の場合にはｓ鼻制御装置２０に対して
エラー通知を行なう。

なお、前記実施例では、各トラックＴ１〜Ｔ６にそれぞ
れ１つの予備セクタが設けられている場合について説明
したが、予備セクタ数は前記実施例に限定されるもので
はなく、ディフェクティブセクタの数およびその分布状
噛に応じて適切な数の予備セクタを設けることが好まし
い。

以上の説明から明らかなように本発明によれば次に列挙
する如き種々の作用効果を得ることができる。

（１１１）　９ツクに存在するディフェクティブセクタ
の数が、該トラックに設けられている予備セクタ数以下
の場合には、その予備セクタを使用すればよいため、こ
の穐のディフェクティブセクタに対しては冗長がある。

（２）ディフェクティブセクタの代替えが、直接予備セ
クタに対して行なわれるのではなく、正常セクタをも含
めて１セクタずつ順次ずらして割り当て先を変更し、最
終的に成るトラックの予備セクタで収束するようにして
いるので、ディフェクティブセクタに対する直接の代替
えセクタが、第１図、第２図の従来例に比較してディフ
ェクティブセクタの極めて近くに位置するため、ディフ
ェクティブセクタの代替えによるアクセス速度の低下は
少くてすむ。

＋３１１トラツクに存在するディフェクティブセクタ数
が該トラックに設けられている予備セクタ数を越えた場
合には、割り当てセクタを順次ずらして各トラックごと
に設けられ念予儒セクタを順に使用するようにしている
ので、少ない予備セクタ数で多数の予備セクタを設けた
場合と同等の効果が得られる。

（４）複数のディスクを用いる磁気ディスク装置にあっ
ては、一般に同一シリンダに該当する各ディスクの表面
、裏面の順にトラック番号（ヘッド番号）が割り当てら
れている。たとえば１枚目のディスクのシリンダ０の表
面をトラックｏｓ’Ｗｔ面をトラック１、同じく２枚目
のディスクのシリンダＯの表面をトラック２裏面をトラ
ック！、・・・の如く割シ当てられる。

これは、同一シリンダ内ではシーク動作は不要となるこ
とに着目して、アクセス速度の高速化を図ったことによ
るものである。ところで、大きなディフェクティブスポ
ットの存在は、該当ディスクの近接するシリンダ方向に
２４− 影響を及ぼす必然性があるが、ヘッド方向（該当ディス
クの同一シリンダ内の反対面、他のディスクの同一シリ
ンダ内）に影響を及ぼす必然性がない。したがって、上
述のようなトラック（ヘッド）割り当てがなされている
磁気ディスク装置にあっては、該当トラックで代替セク
タの割り当てが収束しない場合でも、同一シリンダ内の
他のディスクのトラックで収束が可能となるため、予備
セクタを効率的に使用できるとともに、シーク動作が不
要であるため、ディフェクティブセクタの代替えによる
アクセス速度の低下は少ガくてすむ。

（５）上記Ｔ４１　、　（５１で示されているように、
多数のディフェクティブセクタが存在するために該当ト
ラックで代替セクタの割り当てが収束しない場合でも、
後述する幾つかのトラックの予備セクタを使うことで収
束が可能となるため、予備トランク数を最小限度に抑え
ることができる。

（６）同一シリンダ内の他のディスクのトラックを使用
しても代替セクタの割り当てが収束しないＩ場合、予備トラックを代替トラックとして割シ当てる
ことによって、予備セクタを用い、複数のトラックで代
替セクタのずらし割ｇ当てを行なう場合にくらべてアク
セス速度の低下はよシ少なくてすむ。

（７）ディフェクティブセクタ内で代替アドレスを示す
必要がないため、該当セクタ内にエラーフリーの部分を
全く必要とせず、またディフェクティブトラックにおい
ては少なくとも１セクタだけ正常にヘッダ部（代替アド
レス）の読み取りができればよいため、ディスクの歩留
りが向上する。

以上要するに本発明の磁気ディスク装置によれば、欠陥
を有するディスクの実質的な記憶容量の増加およびアク
セス速度の高速化を図ることができる。

【図面の簡単な説明】

第１図および第２図は従来の磁気ディスク装置に適用さ
れるディスクのフォーマットを示す図、第３図は本発明
の磁気ディスク装置の一実施例を示すブロック図、第４
図は上記実施例におけるディスクのフォーマットを示す
図、第５図は動作を説明するためのフローチャートであ
る。１０−・・磁気ディスク装置、１ｏｚ・・・ディスク装
置、１０２・・・ディスク制御装置、１ｏ３・・・ディ
スク、１０４・・・制御部、１ｏ５・・・フラグレジス
タ。

Claims

【特許請求の範囲】

（１）１デイスクアドレスが割り当てられる最小記憶領
域の集合および所定数の予備の最小記憶領域で成る１つ
もしくは′０数の第１記憶領域、予備の最小記憶領域の
集合で成る１つもしくは複数の第２記憶領域、および最
小記憶領域の集合でなり、各最小記憶領域毎に共通の上
記第２記憶領域を代替記憶領域とするようにフォーマッ
トされた１つもしくは複数の第３記憶領域を備え、上記
第１記憶頭域において、欠陥を有する最小記憶領域から
該当する第１記憶領域または後続する第１記憶領域の予
備の最小記憶領域直前に至る各最小記憶領域に相当する
ディスクアドレスが、上記欠陥を有する最小記憶領域に
後続する上記予備の最小記憶領域を含む欠陥のない最小
記憶領域に順次ずらされる如くフォーマットされたディ
スクがセットされるディスク装置と、外部から与えられ
る目的アドレス情報に一致しているディスクアドレスが
割り当てられている最小記憶領域をアクセス制御するデ
ィスク制御装置とを具備し、このディスク制御装置は外
部から与えられるアクセス指令に応じて上記ディスクの
最小記憶領域のヘッダ部をリードアクセスし、当該ヘッ
ダ部が正常にリードされなかった場合に後続する最小記
憶領域のヘッダ部をリードアクセスする一方、当該ヘッ
ダ部が正常にリードされ次場合に当該ヘッダ部の内容に
応じて該当する最小記憶領域または記憶領域に欠陥があ
るか否かを判断し、欠陥があると判断した場合、当該ヘ
ッダ部で代替記憶領域として指定されている上記第２記
憶領域をシークせしめるか、或いは後続する最小記憶領
域のヘッダ部をリードアクセスする一方、欠陥がないと
判断した場合、当該ヘッダ部で示されるディスクアドレ
スが上記目的アドレス情報に一致しているか否かを検出
し、不一致検出時に後続する最小記憶領域のヘッダ部を
リードアクセスする動作を、目的の最小記憶領域を確認
するまで繰り返し実行せしめることを％徴とする磁気デ
ィスク装置。
（２）上記ディスクの各最小記憶領域のヘッダ部には、
該当する最小記憶領域が欠陥を有しているか否かを示す
ための最小記憶領域単位で決定される第１種欠陥フラグ
情報、および上記第３６ピ雌領域の各最小記憶領域に共
通な情報であって上記第２記憶領域を代替記憶領域とす
るか否かを示す第２種欠陥フラグ情報が書き込まれてい
ることを特徴とする特許請求の範囲第１項記載の磁気デ
ィスク装置。
（３）上記ディスク制御装置は、上記ディスクの最小記
憶領域のヘッダ部ｌの上記第１棟および第２糧欠陥フラ
グ情報をそれぞれ保持するフラグレジスタを備え、当該
フラグレジスタの内容が欠陥を有する最小記憶領域を示
す場合に後続する最小記憶領域のヘッダ部をリードアク
セスし、当該フラグレジスタの内容が上記第２記憶領域
を代替記［領域とすることを示す場合に、対応する上記
ヘッダ部で示される上記第２記憶領域をシークすること
を特徴とする特許請求の範囲第２項記載の磁気ディスク
装置。