JPS62162284A - ２次記憶システムのためのデイスクフオ−マツト - Google Patents

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】 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ェ
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１
．α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きれている
。

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はとんど不可能
であるから、成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
してぞ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成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、ディスクの成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。

不良プロ・！り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次回ベク）　ＩＪソング構においては、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ツプされ
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だめのものであり、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成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。

その池のセクタは、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、Ｅ
ＤＣ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ヤ
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成る部分の内
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。

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
よってディスクの成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、ふよ
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。

″セククパとは、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成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“グル
ープ”に分けられ、そしてグループはパトラツク”に分
けられる。

パトラツク”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ィティであ
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ィティである。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工ンテイテイである。

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組のセクタ内で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。

パ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、制御装置は運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、は味 Ｃスタートシリンダ Ｌ　　　　スター）ＬＢＮ ＲスタートＲＢＮ Ｘ　　　　スタートＸＢＮ Ｄ　　　　スタートＤＢＮ Ｉ　　　　　ＬＢＮ／）ラック ｒ　　　　　ＲＢＮ／）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 ０　　　　グループオフセット Ｈホスト領域のＬＢＮ Ｌ　ｃ　　　　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　しＣ＊ｇ“ｔＩｒ
Ｒｃｔｐａｄ　　　ＲＣＴ複写体トラック／シリンダ整
列パッド光たりの 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ピツ）ｌ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ＦＤＰ−１１及びＶＡＸ−
１１コンピユータシステムは５１２バイトのフォーマッ
トを用いているが、ＦＤＰ−１０及びＤＥＣ３ＹＳＴＥ
Ｍ−２０コンピユータシステムは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。成るトラックの
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、成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
中に同じトラツ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、成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
プロ・ｌり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
物面に対する成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トラツク、１グループ、５
６０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、成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トラツク、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
ップを受は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％短縮することが分った。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１２Δ、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１２Ｂ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は
易い装置に対して使えなくなったＬＢＨ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１２Δ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）。ＲＢＮスペース１４は、制御装置によって
ホストに与えられるＬＢＮ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ＬＢＨ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１Ｇ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、たとえ池の
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
ク）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（ＦＣＴ）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１．＠サブシステムは、各ユニットに対しＯ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、ここて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てき
る程度の時間て（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く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ブロツ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゛′フタ−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゛′デデーーｂ　１　ｋ　”は１セクタ
分のデータを読み込むブロックである。

マルチ遵写体書き込みアルゴリズム 第２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、“ｎｎ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
、゛データー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ツ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）
、或いはファ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。

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４八図ないし第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くステップ１
１４）。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−・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１１
８へ続く。

第４に、ステップ１１８において、セクタサイズのバッ
ファがクリヤされ、不良ブロックの現在の内容がこのバ
ッファに書き込まれる。（このバッファは、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１ル効であるとされる
。

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Ｒ
ＣＴ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１２ｇ）、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ＲＣＴＩ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（Ｐｌ）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、書き込み一比較作動を用いて
、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。書き込み一比１咬は、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。書き込み一比較の両方が成功
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１５Ｇ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、書き込み一比
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
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、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（卸はステッ
プ１６６ヘジヤンプする。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１４
０ては、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プロ、ツクの古いＲＢ
Ｎ、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ヘジヤンプする。

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１６
６ヘジヤンプする。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１４８）、そしてプロセスはステップ１６
２ヘジヤンプする。

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、パ取り替え″′
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、書き込み一比較コマント（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
き込み一比較は″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１６
２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１５４）、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ＲＢＮ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（スダッ
プ１５８）、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１６４）、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パ強制
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つの作動を行なわ
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ェックする
くそしでもし欠陥があれば、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
ティングに重要なディスクの池部分にある。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Ｒ
ＢＨの状態の記録を維持している。

各ＲＣＴ人力は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
た人力を有している。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。テーブル人力及びＲＢＮは、本明細
書の他の場所で述べた゛′ハツシュ”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５
１２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、１
２８個の人力を含んでいる。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ＲＣ
Ｔのサイズを調整するため″ゼロ人力”位置が追加され
る。

これらのゼロ人力はＲＢＮに対応せず、ＲＣＴの端には
常に少なくとも１つのゼロ人力がある。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）　ＩＪソングれたＬＢＮ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ビツトセグメント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。

コード　意　　味 ００　　割り当てされない（即ち空の）取り替えブロッ
ク ０２　　割り当てされた取り替えブロック−１次ＲＢＮ ０３　　割り当てされた取り替えブロック−非１次ＲＢ
Ｎ ０４　　使用不能の取り替えブロック １０　　ゼロ人力 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１こよってＲＣ
Ｔを確言忍できるよう１ごするため、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
ないし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ないし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“セツティング”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ＰＩ）
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Ｌ
ＢＮの複写体を保持し、このフィールドはＰ２ビット２
７４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セクセクにおいて、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ＲＣＴ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記連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
連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人力（記述子をもった第１人
力）において検索が再開する。検索は、全てのＲＣＴ人
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
９八図ないし第９Ｃ図に示されている。

１次ＲＣＴのハッシニアルゴリズムは、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）ＩＪソ
ングれたＬＢＮに相当する１次ＲＢＮ記述子を含むＲＣ
Ｔ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記連子を指すオフセ
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ＲＣ
Ｔ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。

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３
３４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ビツトが
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ＥＣＣ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、ＦＣＣは１７０ビツトを占有し、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、　Ｒｉｇｇ
ｌｅ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（！、４ｕｌｔｉｐｌｅ　Ｅｒｒｏｒ　Ｄｅｔｅｃ
ｔｉｎｇ　ａｎｄ　ＣｏｒｒｅｃｔｉｎｇＳｙｓｔｅ＋
＋＋　Ｅｍｐｌｏｙｉｎｇ　Ｒｅｅｄ　−Ｓｏｌｏｍｏ
ｎ　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は容れると共に、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は容れる
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、成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成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。

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（ＥＤ
Ｃ）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３６
０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３３４に含まれエラー検出コードと比
較される（ステップ３６４）。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。然しなから、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ＥＤＣの１の補数と比較
する（ステップ３７０）。

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３７４
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
クタ八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８０）、
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３６
８に進む。然しなから、若しエラーの回復が成功しなか
ったときくステップ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ボリユームから第２ボリユーム
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ボリユ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ボリユームに書
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ボリユ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、特定のファイルの構成は開いて保持されてい
るファ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／ＦＢ　Ｉ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。成るセクタがディスクファ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く読み
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／ＦＢ　Ｉ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３
８０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／ＦＢＩ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は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ロック時間を受は容れるのに必要なワ
ード数である。この領域に対する数１直（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
出する時間中に暎１１１Ｆされるディスク領域である。

ヘッダ セクタヘッダは１２８ビツトであり、即ち、３２ビツト
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ビツトワード３５２と、次のワードの下位の１２ビ
ツト３５４とでもって２８ビツ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ビツトのヘッダコード
３５６がある。ブロック番号フィールドはへラダコード
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テラビツトのデータに対し
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。

０３のような別のコードは再ベクトリングされた使用不
能の論理セクタを指示する。このヘッダコード１ｔＬＢ
Ｎ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ＲＢ
Ｎ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ＬＢＨ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ＬＢ
Ｈ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ＲＣＴＩ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ＥＯＣ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
、ＲＢＮＳＸＢＮ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を表ワス。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
ツトヘツダの４つの複写体を読み取る。これらのヘッダ
は２つの１６ビツトフイールド（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
トへラダ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つの上位へラダワードのうちの
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敏がないからである。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ノイイト及び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（ＸＢ
Ｎ）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、５１
２又は５７６バイトフオーマツ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、Ｌ　Ｂ　Ｎ　／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）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）ＸＢＮが、次式を用いて計算され
る。

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Ｉ１０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Ｉ１０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バイトフオーマツト
である場合には、アルゴリズムが完全である。５７６バ
イトフオーマツトの場合には、制御装置は、サイズを５
１２バイトに変えるコマンドによって全ての作動をＸＢ
Ｎ又は５１２バイ）ＤＢＮで開始し、次いでサイズを５
７６バイトフオーマツトに戻すように切換えるコマンド
によってＬＢＨ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、Ｘ　Ｂ　Ｎ　Ｊｌ＜　ｒ、＜　Ｄ　Ｂ　Ｈ
については５１２バイトフオーマツトを用い、ＬＢＮ及
びＲＢ　Ｎについては５７６バイトフオーマツトを用い
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ビツト
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ピットパリティエ
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ビツ）　ＩＪ　−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のトｍ数をセクタの
ＥＤＣフィールドに記１．α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バニラ−”
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
的で制御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。

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
ドレススペース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Ｄ
ＢＮ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、独特のへラダコードによっ
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　ＣＩＩＡＲＡＣＴＥＲＩＳＴＩＣＳ
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つ以上のメツセージを制
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、ＧＥＴＣＯＭＩ、ＩＯＮ
　ＣＩＩＡＲＡＣＴＥＲＩＳＴＩＣＳ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
通したメツセージ関連パラメータが呼び出される。

次いで、ＧＥＴ　５ＵＯＩＪＮＩＴ　ＣＨＡＲＡＣＴＥ
ＲＩＳＴＩＣＳコマンドと弥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。Ｇ
ＥＴ　Ｃ０ＭＭ０ＮＣＩｌ八ｔｌｌＡｃＴＥＲ１ｓＴＩ
ｃｓ　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ＥＣ
Ｔ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。このシステトの特徴
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、曲・・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ｌ−’Ｊ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ェ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７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　５ｔｌＢ［１ＮＩＴ　ＣＨＡＲ八ＣＴへＲ［５
ＴＩＣ３コマンド（こ対する応答のフォーマットが第１
５Ａ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１
ＬＢＮ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のピッ）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１　ＤＢＨ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。

パイ）１４−１７は媒体の形式を記録する。バイト１８
及び１９はＦＣＴの複写体のサイズをＸＢＮ数で与える
。

バイト２０−２７は５１２バイトフオーマツトの場合に
使用され、そして５７６バイトフオーマツトの場合の対
応部はパイ）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ＬＢ
Ｎ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
るための成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２２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３６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（Ｒ
ｓ−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ＬＢＨ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は容れられる。

第１６図はサブユニットのＬＢＨ／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Ｘｔｏｔ　−１ま
で論理的に番号付けされており、ＸｔｏｔはＸ、。、＝
Ｘｃ＊、″♂５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からり、−１まで論理的に番
号付けれており、Ｄ、　＝Ｄ、＊、＊♂５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５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”　ＨＩＳＴＰＴＬＢＮ
　”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”　ｌｌｌ５ＴＲＴＬＢＮ　　”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”　Ｈｆ　ＣＹ　Ｌ　”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３０−２８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旧５ＴＲＴＲＢＮ　　”
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ピッ）２７−２４に対して“旧５Ｔ
ＲＴＲＢＮ　”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“ＨＩＳ
ＴＲＴＸＢＮ　″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　ニ対しテ”ＨＩｓ
ＴＲＴＸＢＮ　　”（７）、、＝ｌ：、プルをオアする
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“ＨＩＳＴＲＴ
ＤＢＮ　　”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゛旧５ＴＲＴＤＢＮ　　”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）　
ＩＪソングれたヘッダ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ＲＢ
Ｎが決定される。

ＲＢＮ＝Ｒ十（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十（ＱＬＩＯ（（ＬＢＮ）／ｌ））”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＋（Ｃ（［（シリンダ　Ｎｏ、−Ｃ）”、　
］　　＋グループ　Ｎｏ、）”ｔ〕＋トラック　Ｎｏ、
）”ｒ いったんセクタが取り替えられると、取り替えられたＬ
ＢＮ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）　ＩＪソ
ングへラ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１
２８個含んでいる。上記の各再ベク）　ＩＪ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次回ベク）　ＩＪ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、Ｌ
ＢＮ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ＬＢＮ−ＩＲＢＮマツピング機構である。

いわゆる２次回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１２
８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個の複写体の人力から）。

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Ｌ
ＢＮ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、ＬＢＮ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
カウンティ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）　Ｉ
Ｊソング頼ることが必要である。

フォーマット化の支援 フォーマット化皮ヒ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。ＦＣ
Ｔの第１のサブテーブルは、ディスクが５１２バイトフ
オーマツ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バイトフオーマツトで記録され
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。５７６バイトフオーマツトを用いない大
量記憶装置の場合には、５７６バイトのサブテーブルは
ゼロ人力を含む。

ＦＣＴの第２の機能は、ＬＢＮスペースの現在モード（
即ち、５１２バイトフオーマツトで記録されているか、
５７６バイトフオーマツ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バイトフオーマツトテーブルと、１つの
５７６バイトフオーマツトテーブルと、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Ｏ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。

【図面の簡単な説明】

第１Δ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１Δ図のディスク駆動装置における本発
明に従か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４八図ないし第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のセクタセロの
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９八図ないし第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ハツシュアルゴリズム
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
ッダの区を示す図である。 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。 開妬 ｈν、２ Ｆｉｇ、　３ Ｒｇ、　４Ｃ Ｆｉｇ、　４０ Ｆｉｇ、　５ Ｒσ、８ ＲＣＴ、オフセット＝　　ＲＢＮ！己述子又は第１の７
のｔ己述子（５しめれはンの上を己ブＯ１り内

【：お【
プる３２ビットスフｔＬ−ＩＦしＢＮ　　　　　　　＝
Ｊ！宗とれているホストＬＢＮＲＢＮ　　　　　＝　　
Ｒｃｔ−ストク及びＲＣＴ−オフしットに徊１するユニ
・小相対ＲＢＮ合致フラク゛　　二　合致ｊズ聾を指示
する）うグ合致Ｒ８Ｎ　ｌ−このＲＢＮに合致したＲＢ
ＮＦｉｇ、　９Ａ ４順 ａｌＬ１３Ｎ、ＲＣＴＡブ０．り、ＲＣＴ、、ｌフしッ
トＪ＋ｊＪ、ＲＢＮ、ブＯｚり１合致フうグンｏｆｌＲ
ＢＮＪ）’Ａｌｌ　ＬＢＮ、ＲＣＴ、７［］、’７．Ｒ
ＯＴ、２フしｙトＪＭ、ＲＢＮ９Ｗｌ［２ＵＥＣ，Ｍｊ
ｔＮ、Ｍ’ＩＮ、ス’７−ト、７）ＩＩＬ９ト、ＮｔＳ
ｈ罠□　アしイブ口１り（σ二１４３）＋嗣 バーＩム（ＬＢＮ、ＲにＴ、ブＯｔり、スタート、オフ
ヒツト）；合致フラグ−編σ； ２形式ニーの； ＲＣＴ、２フｔ！Ｊｙト（ｉＪ又１まＲＣＴＪ）乞・、
ト〉１２７なら」ユ゛Ｂ１４ＭＰＤＥＬＴＡ；となるプ
ロ・、り（ＲＣＴ、オフセ・ノド）−２ならは゛開方と
Ｑる混じ罠−全形式： 終了となる逼 き＄７ 空すら式ニー１；　　　　　　　　　　　−ブ訃θｆＲ
ｃＴ、ｉつでット）、［２９］−１ならＬま゛１酊始こ
なるブ０シク＋ＲＣＴ、オフ０・ノド）、［２７：σ］
−ＬＢＮならぼ開始となる自デダフラγ−１； 合唱ピχ□ＲＢＮ、−（４ＲＣＴ、：ｌ″口・、クー（
Ｈ＋２１　’　＋２８２−（ＲＣＴ、オフ４：８．７Ｓ
）＋享）了； 終了１ プローＪｆ）（ＲＣＴ、オフＣ９ト）、　（３１１駕１
ならは゛開方こなる再定畳−１なら（よ゛欠陥となる 四走杏８・１ｚ スタート、オフセット；“　の書 ＲＣＴ＆ブ０ツク：・Ｈ◆２Ｉ 茂になる蓚 季冬了１ ＢＵＭｐＯＥＬＴＡ： ＤＥＬＴＡ’　、寥−ＤＥＬＴＡ ＩＦ　ＤＥＬＴＡ　＞のならぼＤＥＬＴＡ　：１ＩＤＥ
ＬＴ＾◆ＩＩＩＦ　ＤＥＬＴＡ　　＜１２８　　　なら
は゛　　ＴＥＳＴ＋スタート、オフセットｆ轄　Ｉｉｌ
＋ ＲＣＴ、ブロワつ−　ＲＣＴＬブロック◆　ＩＩ３ット
）Ｉ Ｆｉｇ、　９Ｃ ダ順ハ・ンシュ（ＬＢＮ、ＲＣＴ、８ＬＱＣＫ、尺Ｃ丁
１λ）ｔソト）ｉ開始 ＲＣＴ、７０ｉり：＝ＱＬ１０（（ＱＬｌｏ（ＬＢＮハ
）６Ｒ）／２３８）＋Ｈ＋２＋ＲＣＴＪフ乞ット＋−Ｒ
ＥＭ（（ＱＬＩＯ（Ｌ８Ｎ／ｌ）’Ｒ）／１２８＋終了 Ｆｉｇ、　１０ エ：・【２５６又は２８８】Ｉ　　　　　初期ブロック
サイ７：をもシトするゴ　：・　のＩ　　　　　　　　
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ＤＡＴＡ［ｆｆ］ｌ＋　　；欠のテ′りつ−ドを巳ＤＣ
Ｌ：対し挟イ也的Ａア″ｇ６７＋ｍ７１＋　　　　　　
　　　次のブタつ−ド１Ｌ！−を計算￥５ＥＤＣｉ−Ｃ
ＩＲＣＬＦＴＳＨ（ＥＤＣＩ曙　　ＥＤＣを１ピットｌ
へ口転するＩＦＩ＜ＩＩらぼ印ＯＰとなる１実行しなＬ
ｌ！易含はルーア合致ｒ　”　ＥＤＣ−５’タ１７］Ｉ
　　ＥＤＣ力１艮の場合は真Ｆｉｇ、　１３Ａ ｎν、１４ Ｆｉｇ、　／７ Ｆｉｇ、　／９ ｂり、２０ Ｆ少、２／ Ｆｉｇ、　２４ ｈν、２５

Claims (4)

【特許請求の範囲】
1. （１）データが大量記憶媒体に記憶され、そして媒体の
   アドレス可能な最小単位がセクタであり、各セクタはそ
   れぞれヘッダフィールドとデータフィールドとを備えて
   いて、セクタのアドレスは通常はヘッダフィールドに書
   き込まれ、セクタに記憶されるべき情報はデータフィー
   ルドに書き込まれる、データ処理システム用の２次記憶
   サブシステムにおいて、欠陥セクタが信頼性を有しない
   ことが確認されると、この欠陥セクタに書き込まれるか
   またはこの欠陥セクタから読み取られるべき情報を、そ
   れに代えて代替セクタに書き込みそしてその代替えセク
   タから読み取るために、上記欠陥セクタを代替セクタに
   取り替えるための方法であって、 Ａ、使用される媒体の一部分を、媒体上の隣接する論理
   的位置を占める各セクタ組内に少くとも１つの予備セク
   タが設けられるように、欠陥セクタと取り替えられるべ
   き予備セクタとして保留する段階と； Ｂ、上記予備セクタの第１の予備セクタが利用可能であ
   る時は、 上記セクタ組内の第１の欠陥セクタを１次 取り替えセクタと称する第１の予備セクタに取り替え、 上記欠陥セクタのヘッダフィールドに第１ の所定コードを読み込むことによって上記のような取り
   替えを表示し、 セクタにデータを書き込むかまたはセクタ からデータを読み取る時に、上記第１の所定コードを検
   出し、上記第１の所定コードの検出に応答して、書き込
   みまたは読み取り作動を、上記第１の所定コードが検出
   された関連するセクタ組に対する上記第１の予備セクタ
   に再ベクトリングする段階と； Ｃ、上記予備セクタ内の上記１次取り替えセクタが使用
   不可能である時は、 上記セクタ組内の第１の欠陥セクタ以外の 他の欠陥セクタに対して、上記１次取り替えセクタ以外
   の２次取り替えセクタと称する取り替えセクタを選択し
   、 上記他の欠陥セクタのヘッダフィールドに、この欠陥セ
   クタが２次取り替えセクタによって取り替えられたこと
   を表示する第２の所定コードを書き込み、 上記各欠陥セクタのヘッダフィールドに、 それら欠陥セクタのために選択された２次取り替えセク
   タの物理的アドレスの所定の多数の複写体を書き込み、 欠陥セクタのヘッダフィールドの読み取り に当り上記第２の所定コードを検査し、 上記第２の所定コードの検出に応答して、 上記多数の複写体を読み取ってそれら複写体を物理的ア
   ドレスの記録値に達するまで統計学的に比較することに
   よって２次取り替えセクタの物理的アドレスを得る段階
   と； Ｄ、上記欠陥セクタに対して意図された書き込みまたは
   読み取り作動を上記２次取り替えセクタに再ベクトリン
   グする段階と； を具備することを特徴とする、欠陥セクタの取り替え方
   法。
2. （２）上記１次取り替えセクタは、トラック内の予め決
   められた位置に配置されている、特許請求の範囲第（１
   ）項記載の欠陥セクタの取り替え方法。
3. （３）データが大量記憶媒体に記憶され、そして媒体の
   アドレス可能最小単位がセクタであり、各セクタはそれ
   ぞれヘッダフィールドとデータフィールドとを備えてい
   て、セクタのアドレスは通常はヘッダフィールドに書き
   込まれ、またセクタに記憶されるべき情報はデータフィ
   ールドに書き込まれる、データ処理システム用の２次記
   憶サブシステムにおいて、欠陥セクタが信頼性を有しな
   いことが確認されると、この欠陥セクタに書き込まれる
   かまたはこの欠陥セクタから読み取られるべき情報を、
   それに代えて代替セクタに書き込みそしてその代替セク
   タから読み取るために、上記欠陥セクタを代替セクタに
   取り替えるための方法であって、 Ａ、使用される媒体の一部分を、媒体上の隣接する論理
   的位置を占める各セクタ組内に少くとも１つの予備セク
   タが設けられるように、欠陥セクタと取り替えるための
   予備セクタとして保留する段階と； Ｂ、上記予備セクタの第１の予備セクタが利用可能であ
   る時は、 上記セット組内の第１の欠陥セクタを１次 取り替えセクタと称する第１の予備セクタに取り替え、 上記欠陥セクタのヘッダフィールドに第１ の所定コードを読み込むことによって、上記のような取
   り替えを表示し、 セクタにデータを書き込むかまたはセクタ からデータを読み取る時に、上記第１の所定コードを検
   出し、上記第１の所定コードの検出に応答して、書き込
   みまたは読み取り作動を、上記第１の所定コードが読み
   取られた関連するセット組に対する上記第１の予備セク
   タに再ベクトリングする段階と； Ｃ、上記予備セクタの１次取り替えセクタが利用不可能
   である時は、 各予備セクタと、若し予備セクタによって 取り替えられる欠陥セクタのアドレスがあればこのアド
   レスとのリストを含むテーブルの多数の複写体を媒体上
   に備える段階と； Ｄ、欠陥セクタの検出に応答して、この欠陥セクタに対
   する取り替えセクタを見付けるために上記テーブルの複
   写体を検索する段階と；Ｅ、上記欠陥セクタに対して意
   図された書き込みまたは読み取り作動を上記取り替えセ
   クタに再ベクトリングする段階と； を具備することを特徴とする、欠陥セクタの取り替え方
   法。
4. （４）データが大量記録媒体に記憶され、そして媒体の
   アドレス可能な最小単位がセクタであり、各セクタがそ
   れぞれヘッダフィールドとデータフィールドとを備えて
   いて、セクタのアドレスは通常はヘッダフィールドに書
   き込まれ、またセクタに記憶されるべき情報はデータフ
   ィールドに書き込まれる、データ処理システム用の２次
   記憶サブシステムにおいて、欠陥セクタが信頼性を有し
   ないことが確認されると、この欠陥セクタに書き込まれ
   るかまたはこの欠陥セクタから読み取られるべき情報を
   、それに代えて代替セクタに書き込みそしてその代替セ
   クタから読み取るために、上記欠陥セクタを代替えセク
   タに取り替えるための方法であって、 Ａ、使用される媒体の一部分を、欠陥セクタと取り替え
   られるべき予備セクタとして保留する段階と； Ｂ、欠陥セクタに対して上記予備セクタの中から取り替
   えセクタを選択する段階と； Ｃ、このような欠陥セクタのヘッダフィールドに、その
   欠陥セクタが２次取り替えセクタによって取り替えられ
   たことを表示する所定コードを書き込む段階と； Ｄ、欠陥セクタのデータフィールドに、この欠陥セクタ
   に対して選択された２次取り替えセクタと称する取り替
   えセクタの物理的アドレスの所定の多数の複写体を書き
   込む段階と；Ｅ、上記欠陥セクタのヘッダフィールドの
   読み取りに当り、上記所定コードを検査する段階と； Ｆ、上記所定コードの検出に応答して、上記多数の複写
   体を読み取ってそれら複写体を物理的アドレスの記録値
   に達するまで統計学的に比較することによって２次取り
   替えセクタの物理的アドレスを取る段階と； Ｇ、上記欠陥セクタに対して意図された書き込みまたは
   読み取り作動を、上記２次取り替えセクタに再ベクトリ
   ングする段階と； を具備することを特徴とする欠陥セクタの取り替え方法
   。