JP2946636B2

JP2946636B2 - 磁気ディスク装置のトラックアドレスパターン

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Publication number: JP2946636B2
Application number: JP2130745A
Authority: JP
Inventors: 順吉杉田; 政美柏木
Original assignee: Sony Corp
Current assignee: Sony Corp
Priority date: 1990-05-21
Filing date: 1990-05-21
Publication date: 1999-09-06
Anticipated expiration: 2014-09-06
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Description

【発明の詳細な説明】［産業上の利用分野］本発明は、例えばセクターサーボ方式で目的とするト
ラックアドレスを有するトラックに対するヘッドの位置
決めを行う磁気ディスク装置に適用して好適な磁気ディ
スクのトラックアドレスパターンに関する。

［発明の概要］本発明は、例えばセクターサーボ方式で目的とするト
ラックアドレスを有するトラックに対するヘッドの位置
決めを行う磁気ディスク装置に適用して好適な磁気ディ
スクのトラックアドレスパターンに関し、磁気ディスク
装置のトラックアドレスに対応する複数ビットのグレイ
コードを２ビット毎にグループ分けし、該グループ分け
された２ビット毎のグループを夫々の値に応じて（00
1），（010），（100）又は（111）の３ビットのコード
に変換し、該変換されたコードをその磁気ディスクに記
録して、そのグレイコードを2:3の割合で拡大したコー
ドをその磁気ディスクに記録することにより、ランレン
グスが有限である等の条件を充足した上でコードレート
（原データ量／磁気ディスク上のデータ量）を高めてア
ドレスパターンの割合を小さくして、通常のデータより
多く記録できると共に高速シークの速度を高めることが
できるようにしたものである。

また本発明は、１ビットのコードを所定の規則に従っ
て２ビットのコード（C11,C10）に変換すると共に、
（ｍ−１）ビットのコードを所定の規則に従ってｍビッ
トのコード（C2m−1,C2m−2,‥‥‥,C21,C20）に変換す
ることにより、ｍビットのグレイコードから（ｍ＋２）
ビットのコードに変換されたコードをその磁気ディスク
に記録することにより、同様の効果を得るようにしたも
のである。

また本発明は、上述の2:3の変換と（ｍ−１）:mの変
換とを組み合わせて同様の効果を得るようにしたもので
ある。

［従来の技術］所謂ハードディスク装置及びフロッピーディスク装置
等の磁気ディスク装置において記録媒体として使用され
る磁気ディスクMDは、第15図に示す如く、半径方向（Ｒ
方向）には複数のトラックTR1,TR2,‥‥,TRNに分割さ
れ、円周方向（φ方向）には複数のセクター（2A），
（2B），‥‥に分割され、トラック番号（トラックアド
レス）及びセクター番号によって記録又は再生する領域
を指定することができる。

この磁気ディスク上の半径方向の記録／再生ヘッドの
位置決めを行って、そのヘッドを所定のトラックアドレ
スを有するトラックの中心軸上に保持するための制御方
法として、磁気ディスクの記録面に通常のデータと位置
決め用のサーボデータとを時分割で記録するセクターサ
ーボ方式が知られている。具体的に第15図例では、各セ
クター（2A），（2B），‥‥の間がサーボゾーン（1
A），（1B），（1C），‥‥とされ、これらサーボゾー
ンには夫々粗い位置決めに使用されるトラックアドレス
及び細かい位置決めに使用されるバーストパターン等が
記録されている。

そのトラックアドレスとしてはグレイコードがよく使
用される。これはグレイコードの場合、隣り合うコード
同士の内で異なるビットは１ビットだけであり、仮にヘ
ッドが２本のトラックを横切った場合でもそのヘッドか
ら再生される値はこれら２本のトラックの何れかのアド
レスを示すことによる。更に、高速シークモードのとき
にそのヘッドが３本のトラックを横切った場合でも、そ
のヘッドから再生される値は中心のトラックからせいぜ
い２トラックだけ離れたトラックのアドレスを示す。磁
気ディスクのトラックアドレスとしてグレイコードの如
きコードを使用する場合そのコード（ソースビット）は
更に次の２個の条件を充足するように変調を施すことに
よりチャンネルビットに変換する必要がある。

条件１）再生データよりクロックを形成する所謂セルク
ロックを可能とするため、例えば磁束反転が有る状態を
ハイレベル“1"に対応させて磁束反転が無い状態をロー
レベル“0"に対応させた場合には、磁束反転が無い記録
長さを所定長さ以下に制限するため連続する“0"の数
（ランレングス）を所定値以下に設定しなければならな
い。

条件２）隣り合うトラック同士の円周方向に同じ位置で
磁束反転が生じる場合には、磁束の干渉を防止するため
且つヘッドがそれらトラックを横切るときに磁束時速の
変化を正確に検出するためそれら磁束反転の方向は同じ
でなければならない。

これら条件１）及び２）を充足させるための変調方法
としては、位相変調（PM），ダイビット（Dybit）変換
及び周波数変調（FM）が知られている。位相変調におい
ては、第16図Ａに示す如く、ソースビットのローレベル
“0"及びハイレベル“1"が夫々２個のチャンネルビット
“01"及び“10"に変換される。この場合チャンネルビッ
トの“0"は記録トラック上の１個のビットセルT_Sの中で
磁束反転が存在しない状態に対応し、チャンネルビット
の“1"は１個のビットセルTsの中で磁束反転が生じる状
態に対応し、２個のビットセルT_Sによりソースコードの
１ビットに対応する記録トラック上の１個のセルが構成
される。従って、隣り合うトラックに記録されたアドレ
スデータ同士の異なるビットの数であるハミング距離が
常に２チャンネルビットになり、上述の条件１）及び
２）が共に充足される。但しソースビットの“0"及び
“1"を夫々２個のチャンネルビットの“10"及び“01"に
対応させてもよい。この位相変調の場合にはソースビッ
トの数とチャンネルビットの数との比であるコードレー
ト、即ち原データ量／磁気ディスク上のデータ量は0.5
になる。

一方、ダイビット変換においては、第16図Ｂに示す如
くソースビット“0"及び“1"が夫々２個のチャンネルビ
ット“00"及び“11"に変換される。しかしながら、この
ダイビット変換では条件２）（ランレングスの条件）を
充足するために付加的な冗長なデータが必要になり、コ
ードレートは0.5より小さくなる。

また、周波数変調においては、第16図Ｃに示す如くソ
ースビット“0"及び“1"が夫々２個のチャンネルビット
“10"及び“11"に変換される。しかしながら、この周波
数変調では例えば位置P1に示すように隣り合うトラック
同士で磁束反転の方向が逆になり条件２）が充足され
ず、この条件２）を充足させるためには付加的なデータ
が必要になり、コードレートは0.5よりも小さくなる。

従って従来の変調方法の内でコードレートが最も高い
のは位相変調であり、U.S.P 4032984号に開示されてい
る位相変調を使用したサーボパターンについて第17図及
び第18図を参照して説明する。第17図はそのサーボパタ
ーンを示し、この第17図において同心円状に並列に配列
された多数のトラックが夫々円周方向にサーボトラック
及びデータトラックに分割されている。各サーボトラッ
クには同期位置P2で共通に同一方向の磁束反転が存在
し、１本おきのトラックn,n＋2,n＋4,‥‥には位置P3で
同一方向の磁束反転が存在し、１本おきのトラックｎ＋
1,n＋3,n＋4,‥‥には位置P4で同一方向の磁束反転が存
在する。これら位置P2,P3,P4のデータが細位置決めサー
ボデータを形成する。

また、位置P4の後にセルA,セルB,セルＣが設けられ、
各セルには第16図Ａに示す２個の夫々値が“1"又は“0"
のビットセルTsが形成されており、これら３個のセル
（６個のチャンネルビット）によりトラックアドレス
（粗位置決めサーボデータ）としての３ビットのグレイ
コード000〜111が位相変調されて記録されている。サー
ボトラックn,n＋1,n＋2,‥‥に夫々グレイコードの000,
001,011,‥‥を対応させて磁気ディスクを高速回転させ
た場合に、再生ヘッドをその磁気ディスクの半径方向に
次第にサーボトラックｎからサーボトラックｎ＋７方向
に移動させていくときの再生信号を第18図に示す。再生
信号は磁束を時間で微分したものであるため、その再生
信号は磁束反転のある位置で磁束反転の方向に応じて正
方向又は負方向のパルスとなる。

その再生信号を処理するサーボ回路では同期位置P2の
同期パルスを基準としたタイミングでそれら正方向又は
負方向のパルスを取り込み、トラックアドレス及び後述
の細位置決めデータを生成する。具体的に再生ヘッドが
サーボトラックｎ及びｎ＋１上に位置するときにはトラ
ックアドレスとして検出される検出コード（グレイコー
ド）は夫々000及び001になり、この検出コードを通常の
２進コードに変換することによりその再生ヘッドが位置
するトラックが特定される。また、その再生ヘッドがサ
ーボトラックｎとサーボトラックｎ＋１との間に位置す
るときには、その検出コードの最小桁は“0"又は“1"の
何れかの値Ｔになる。同様にその再生ヘッドが２本のサ
ーボトラックの間に位置するときにはその検出コードの
内の１ビットがＴになる。

最終的に偶数アドレスのトラックに対する位置決めを
行うには、先ず位置P3のパルスが大きく且つ位置P4のパ
ルスが略０で検出コードが目的とする偶数アドレスに対
応する位置にその検出ヘッドを移動させた後に、その再
生ヘッドをトラックアドレスが大きくなる方向に移動さ
せて位置P3のパルスと位置P4のパルスとが同程度の大き
さになるように調整することにより、隣り合うサーボト
ラックの境界線上にその再生ヘッドが位置決めされる。
同様に奇数アドレスのトラックに対する位置決めを行う
には、先ず位置P3のパルスが略０で且つ位置P4のパルス
が大きくなり検出コードが目的とする奇数アドレスに対
応する位置にその検出ヘッドを移動させる如くなす。従
ってサーボトラックの各境界線が夫々データトラックd,
d＋1,d＋2,‥‥の中心線に対応するようになる。

［発明が解決しようとする課題］上述のように位相変調を行う場合にはコードレートが
0.5になり最も効率的にトラックアドレスを記録するこ
とができる。しかしながら、コードレートをできるだけ
１に近づけてこのトラックアドレスの磁気ディスク上で
の記録長さを短縮することができれば、それだけ通常の
データを多く記録できることになり有利である。

更に高速シークモード時には例えば第18図において、
再生ヘッドは粗位置決めサーボデータ領域を斜めに横切
ることになるが、そのトラックアドレスが圧縮されて記
録されている程に再生されるアドレスの誤差が小さくな
る。従ってトラックアドレスの記録時のコードレートを
高めることにより所望のアドレスを有するトラックのシ
ーク時間を短縮することができる。

本発明は斯かる点に鑑み、位相変調方式よりも高いコ
ードレートでトラックアドレスを記録できる磁気ディス
ク装置のトラックアドレスパターンを提供することを目
的とする。

［課題を解決するための手段］本発明による第１の磁気ディスク装置のトラックアド
レスパターンは、例えば第５図及び第６図に示す如く、
磁気ディスク装置のトラックアドレスに対応する複数ビ
ットのグレイコードを２ビット毎にグループ分けし、こ
のグループ分けされた２ビット毎のグループを夫々の値
に応じて（001），（010），（100）又は（111）の３ビ
ットのコードに変換し、この変換されたコードがその磁
気ディスクに記録されたものである。

本発明による第２のトラックアドレスパターンは、磁
気ディスクのトラックアドレスに対応するｍビット（ｍ
は２以上の整数）のグレイコードを１ビットのコードGx
と（ｍ−１）ビットのコード（Gm−2,Gm−1,‥‥,G0）
とに分け、その１ビットのコードを規則Ａに従って２ビ
ットのコード（C11,C10）に変換すると共に、その（ｍ
−１）ビットのコードを規則Ｂに従ってｍビットのコー
ド（C2m−1,C2m−2,‥‥,C21,C20）に変換することによ
り、そのｍビットのグレイコードから（ｍ＋２）ビット
のコードに変換されたコードがその磁気ディスクに記録
されてなるパターンであって、その規則ＡはコードC1j
（ｊ＝0,1）にGx又はGx１（は排他的論理和演算を
意味する）を対応させ、その規則ＢはコードC20にG0又
はG0１を，コードC2j（ｊ＝1,‥‥,m−２）にＧ（ｊ
−１）Gj又はＧ（ｊ−１）Gj１を，コードC2m−
１にＧ（ｍ−２）又はＧ（ｍ−２）１を夫々対応させ
るようにしたものである。

また、本発明による第３のトラックアドレスパターン
は磁気ディスクのトラックアドレスに対応する複数ビッ
トのグレイコードを２つの組に分け、この分けられた一
方の組のコードを上述の第１のトラックアドレスパター
ンの生成に使用された変換規則に従って変換して得られ
たコードと、その分けられた他方の組のコードを上述の
第２のトラックアドレスパターンの生成に使用された規
則Ｂに従って変換して得られたコードとが組み合わされ
てその磁気ディスクに記録されたものである。

［作用］斯かる本発明の第１のトラックアドレスパターンによ
れば、グレイコード（ソースデータ）が2:3の割合で伸
張されてチャンネルデータとしてその磁気ディスクに記
録されるので、コードレートは2/3即ち略0.67になる。
更にチャンネルデータの中に常に“1"が含まれているの
でランレングスに関する条件１）が充足される。また、
隣り合うチャンネルデータ同士のハミング距離が２（チ
ャンネルビット）であるため磁束反転に関する条件２）
が充足されている。

本発明の第２のトラックアドレスパターンによれば、
ｍビットのグレイコードの内の１ビットが２ビットのチ
ャンネルデータに変換され、残りの（ｍ−１）ビットが
ｍビットのチャンネルデータに変換されるので、全体と
してｍビットのグレイコードが（ｍ＋２）ビットのチャ
ンネルデータに変換される。コードレートはm/（ｍ＋
２）即ち0.5以上になる。

また、本発明の第３のトラックアドレスパターンによ
れば、２つに分けられた一方の組のグレイコードが2:3
の割合で伸張され、他方の組のグレイコードがm:（ｍ＋
１）の割合で伸張される。従って、全体としてのコード
レートは（ｍ＋２）／（ｍ＋４）即ち3/5以上になる。

［実施例］以下、本発明の一実施例につき第１図〜第６図を参照
して説明しよう。本例は12ビットのトラックアドレスを
２−３変換によって18ビットのチャンネルデータとして
磁気ディスクに記録でき、4096本のトラックを直接指定
できる磁気ディスクに本発明を適用したものである。

第１図はこの実施例の磁気ディスクのサーボパターン
を示し、この第１図において、（１）はサーボゾーン、
（２）は通常のデータが記録されるセクターであり、磁
気ディスクは円周方向（φ方向）に複数のセクター
（２）に分割されると共に各セクター（２）の間に夫々
サーボゾーン（１）が配される。このセクター（２）を
磁気ディスクの半径方向（Ｒ方向）にトラックピッチTp
で同心円状の並列のトラックに分割し、その中の３本の
トラックの中心軸を夫々（3A），（3B），（3C）として
中心軸（3A）のトラックのアドレスを奇数アドレスとす
る。（９）は幅がTw（Tw＜Tp）の記録／再生ヘッドであ
る。

また、サーボゾーン（１）を円周方向に順次そのサー
ボゾーン（１）を検出するためのヘッダ（４）、第１番
目のセクターを他のセクターと区別するためのインデッ
クスパターンIXP、アドレスパターン（５）及び円周方
向に縦続配置した４個のバーストパターン（30）〜（3
3）よりなる細位置決めパターン等に分割する。アドレ
スパターン（５）の１ビット（チャンネルビット）を記
録するビットセルの長さとTsとすると、ヘッダ（４）の
長さは8Ts、インデックスパターンIXPの長たは9Ts、ア
ドレスパターン（５）の長さは18Tsに設定し（第４図参
照）、アドレスパターン（５）はセクター（２）の各ト
ラックに対応させて半径方向にピッチTpで分割し、ヘッ
ダ（４）及びインデックスパターンIXPは半径方向には
同一のパターンとする。

また、バーストパターン（30）〜（33）の内でＰ相バ
ーストパターン（30）は奇数アドレスのトラック中心軸
（3A），（3C），‥‥に沿って夫々幅Tpで形成し、Ｑ相
バーストパターン（31）は偶数アドレスのトラック中心
軸（3B），‥‥に沿って夫々幅Tpで形成し、Ａ相バース
トパターン（32）及びＢ相バーストパターン（33）は夫
々Ｐ相バーストパターン（30）及びＱ相バーストパター
ン（31）を半径方向の正方向にTp/2だけ偏位させて形成
する。即ち、各バーストパターン（30）〜（33）は夫々
半径方向には１トラックピッチTp置きに幅Tpで所謂ベタ
記録によって形成すると共に円周方向には磁束反転を繰
り返すパターンより形成し、これらバーストパターン
（30）〜（33）に囲まれた部分は消磁された部分又は磁
束反転が起こらない部分である。この場合、バーストパ
ターン（30）〜（33）の半径方向のピッチは2Tpに等し
いため、2Tpを360゜とすると、バーストパターン（3
0），（31），（32），（33）の位相は夫々０゜,180゜,
90゜，−90゜になる。

第２図は第１図例のサーボパターンを有する磁気ディ
スクを円周方向φに高速回転させたときのヘッド（９）
からの再生信号の一例を示し、この第２図において、ヘ
ッダ（４）を再生して得られるヘッダ信号HSによって定
まる時点t0を基準として、順次インデックスパターンIX
Pに対応するインデックス信号IXS及びアドレス信号ADS
を検出した後に、バーストパターン（32）〜（30）によ
る再生信号の包絡線の振幅を保持することによって細か
い位置決め用のサーボ信号U_A,U_B,U_Q,U_Pが得られる。第
２図において円周方向φの回転速度を一定とすれば、横
軸φは時間軸ｔとみなすことができる。

第３図は本例のサーボパターンの検出回路を示し、こ
の第３図において、（15A）は同期回路を示し、この同
期回路（15A）はヘッド（９）から入力した再生信号よ
りセルフクロック方式でクロックパルスを再生してヘッ
ダ検出回路（15B）及びアドレスデコーダ（16A）等に供
給する。ヘッダ検出回路（15B）は再生信号より検出し
たヘッダ信号HSを基準として各種タイミングパルスを形
成してアドレスデコーダ（16A）等に供給し、このアド
レスデコーダ（16A）はそのタイミングパルスを基準と
してインデックス信号IXS及びアドレス信号ADSを検出
し、このアドレス信号ADSを後述の手順によりデコード
して２進数のトラックアドレスを得て、このトラックア
ドレスをアドレスレジスタ（18）に供給する。更にこの
アドレスデコーダ（16A）はそのアドレス信号ADSより再
生したクロックパルスをウィンドゥ生成回路（16B）に
供給し、このウィンドゥ生成回路（16B）はそのクロッ
クパルスの周波数を例えば３倍に逓倍してデータ検出用
のウィンドゥ信号を生成する。

第４図は第１図例のヘッダ（４），インデックスパタ
ーンIXP及びアドレスパターン（５）の拡大図であり、
この第４図において、１個のビットセルTsの始めに磁束
反転が有る状態（斜線部分）及び磁束反転が無い状態
（白地部分）を夫々“1"及び“0"に対応させると、ヘッ
ダ（４）のパターンは1100‥‥、インデックスパターン
IXPのパターンは第１番目のセクターに対しては11‥101
10でそれ以外のセクターに対しては11‥10101、アドレ
スパターン（５）のパターンは18ビットのチャンネルデ
ータになる。そのインデックスパターンIXPはアドレス
パターン（５）の検出に際してビット及びフレーム同期
を取るために使用することができる。

そのアドレスパターン（５）は12ビットの２進数のア
ドレスを変調して記録したものであり、本例では第５図
に示す如く、先ずその12ビットの２進数のアドレスを12
ビットのグレイコード（A11,A10,‥‥,A1,A0）（ソース
コード）に変換する。その後、その12ビットのグレイコ
ードを２ビット毎に区切り、各２ビットのコードを各々
後述の２−３変換によって３ビットのチャンネルデータ
に変換することにより、全体で18ビットのエンコードア
ドレス（B17,B16,‥‥,B1,B0）を生成し、このエンコー
ドアドレスを磁気ディスクのアドレスパターン（５）の
対応する領域に記録する。第６図はその２−３変換を示
し、この第６図に示す如く、２ビットのソースデータ
（A1,A0）が00,01,11,10のときに夫々３ビットのチャン
ネルデータ（B2,B1,B0）として001,010,100,111を対応
させる。但し、その２ビットの４種類のソースデータと
３ビットの４種類のチャンネルデータとの組合せは任意
である。この変換によればその３ビットの４種類のチャ
ンネルデータには常に奇数個の“1"（磁束反転）が含ま
れているので、ランレグスに関する条件１）が充足され
ると共に、隣り合うトラック間で磁束反転の方向が異な
ることがなく、磁束反転に関する条件２）が充足され
る。更に、磁束反転が無い距離が最も長くなるのはチャ
ンネルデータの100と001とが連続する場合であり、ラン
レングスは４（チャンネルビット）である。

また、本例によればソースデータのビット数とチャン
ネルデータのビット数との比であるコードレートは2:3
即ち略0.67になり、従来例に比べてコードレートが高
い。従って、本例によれば同じアドレス量に対してアド
レスパターン（５）の円周方向の長さを短縮することが
でき、通常のデータをより多く記録できると共に、高速
シーク時に再生されるアドレスの誤差が少なくなりより
高速シークを達成できる利益がある。尚、例えばグレイ
コードのビット数が奇数の場合には、そのソースデータ
と１ビットのデータと偶数ビットのデータとに分けて、
この偶数ビットのデータにのみ本例の２−３変換を施す
ようにすることができる。

また、第６図のチャンネルデータ（B2,B1,B0）からソ
ースデータ（A1,A0）を復調するデコード方法について
検討するに、この第６図より次の２つの関係式を導出す
ることができる。

A1＝B2 且つ A0＝B0の反転従ってチャンネルデータのB2及びB0の値より直接にソ
ースデータを求めることができる。そのため必ずしも細
位置決め用の４相のバーストパターン（30）〜（33）を
使用しなくとも、所望のアドレスを有するトラック上に
ヘッド（９）を容易に位置決めすることができる。

この２−３変換によって得られる隣り合う２本のトラ
ックのアドレスのチャンネルデータのハミング距離（異
なるビットの数）は２である。従って、第６図例の組合
せを用いてアドレスパターンを形成した場合に、高速シ
ーク時等に再生ヘッドが隣り合う２本のトラックの境界
を横切るときには、“1"又は“0"の何れの値をも取り得
るビットをｘとすると、ヘッド（９）より再生されるチ
ャンネルデータには第６図の右欄に示すように夫々２個
のｘが含まれる。例えば第６図の右欄の上段の0xxは001
又は010等を意味するが、100では有り得ない。即ち、再
生されるアドレスには目的とするアドレスに対して±１
トラック分の誤差が含まれる場合のあることが分かる
が、本例では第１図のバーストパターン（30）〜（33）
を使用することにより、その±１トラックの範囲内でヘ
ッド（９）が存在する半径方向の位置を特定することが
できる。この最終的な位置決め方法については最後に述
べる。

上述の２−３変換の手法は容易に第７図に示す２−４
変換にも適用することができる。この第７図例では２ビ
ットの４種類のソースデータ（A1,A0）が00,01,11,10の
とき夫々４ビットのチャンネルデータ（B3,‥‥,B0）の
1100,1010,0110,0101を割り当てるようにしているが、
その４種類のソースデータと４種類のチャンネルデータ
との組合せは任意である。この第７図例もランレングス
に関する条件１）泳び磁束反転に関する条件２）の両方
を充足するが、これは従来の１−２変換の位相変調とは
異なる変換である。

第７図例の組合せを用いてアドレスパターンを形成し
た場合に、高速シーク時等に再生ヘッドが隣り合う２本
のトラックの境界を横切るときには、“1"又は“0"の何
れの値をも取り得るビットをｘとすると、ヘッド（９）
より再生されるチャンネルデータには第７例の右欄に示
すように夫々２個のｘが含まれる。但し、組合せを変え
ることにより、例えば第７図の右欄の上段の1xx0はビッ
トB1及びB0にｘが存在するような形式にすることもでき
る。

次に本発明の他の実施例につき第８図〜第13図を参照
して説明する。本例は上述の実施例の手法を一般にｍビ
ットのグレイコード（ソースコード）をｎビットのチャ
ンネルコードに変換する場合に拡張したものである。

一般にｍビットのグレイコードは2^m個だけ存在するた
め、そのｍ−ｎ変換のエンコード行列は第８図に示す各
要素が０又は１の2^m行×ｎ列の行列で表すことができ
る。また第６図及び第７図例の類推より、第８図例でヘ
ッドが隣り合う２本のトラックの境界部を横切るときに
は再生されるチャンネルデータは第９図に示す（2^m−
１）行×ｎ列の再生行列により表される。この再生行列
の各要素は0,1又はｘであり、このｘは値が０又は１の
何れかで不定であることを意味する。エンコード行列が
定まればそれに応じて一意的に再生行列が定まり、逆に
再生行列より一意的にそのエンコード行列が定まる。

エンコード行列及び再生行列の一般的な形を示す第８
図及び第９図より、再生行列についての次のような特徴
が推定できる。

1.再生行列の各行には２個のｘが含まれている。即ち、
各コードの隣り合うコードからのハミング距離は２であ
る。更に、それら２個のｘの間には“0"だけが入ること
ができる。というのはそれら２個のｘが“1"で分離され
ている場合には、最初の磁化の方向が同一であるという
条件下で（第４図参照）その“1"の所で磁束が逆方向に
反転するおそれがあるからである。

2.その再生行列の各列においては、ｘに合う度に“1"と
“0"とが互いに切り替わる。言い替えると、或る列の２
個の“1"（又は“0"）の間には偶数個のｘが存在し、
“1"と“0"との間には奇数個のｘが存在する。

3.再生行列において第ｒ行の第ｋビットの値が“1"又は
“0"として決定され、この値が第rd行の第ｋビットとは
異なる場合には、第ｒ行のコード又は第（ｒ＋１）行の
コードは第rd行のコード又は第（rd＋１）行のコードと
このビットにより識別できる。言い替えると、その再生
行列の２個の隣り合う行を除く如何なる２個の行も或る
列のビットにおいて互いに異なる。隣り合う２個の行に
はそのようなビットは存在しない。なぜならこれら２個
の行の間にはそのビットにおいてｘとなる少なくとも１
個の他の行が存在しなければならないからである。

これらの特徴は必要条件であるが、これらに如何なる
コードにも“1"が存在すると言う条件を加えると、これ
らは再生行列を形成するために充分条件となることが容
易に確かめられる。そして、これらの特徴により再生行
列ひいてはエンコード行列は次のステップＡ〜Ｃにより
形成できることが分かる。

ステップA.各行に２個のｘを配し、如何なる２個の互い
に隣り合わない行の或るｘでないビットの間にもそのビ
ットにおいて値がｘとなる行が奇数個挟まれるようにす
る。その場合一方の行のそのビットは“0"となり、他方
の行のそのビットは“1"となり、両者は互いに識別でき
る。その２つのｘの間には“0"だけを挿入することがで
きる。

ステップB.エンコード行列の最初の行を決定する。どの
ようなコードでもよいが、“1"の個数を奇数個に設定す
ることにより他のコードも“1"の個数が奇数個になるた
め、ランレングスに関する条件１）を充足することがで
きる。

ステップC.そのエンコード行列の第２行の如何なるビッ
トも、それに対応する再生行列の第１行のビットがｘで
なければそれに対応するエンコード行列の第１行のビッ
トに等しい。それに対応するビットがｘならば、そのエ
ンコード行列のビットは反転される。このプロセスを繰
り返すことにより、全体のエンコード行列が完成され
る。

ｍ−ｎ変換を行う場合に或る与えられたｍに対して上
述の条件を充足するｎの大きさについて検討する。更に
再生行列の中のｘを求めるためのシステマティックな方
法についても検討する。

第10図を参照して再生行列の形成方法につき説明する
に、この第10図において、灰色の箱の中に示すように２
−４変換のエンコード行列用の３行×４行の再生行列
（40）を用意する。同様に３行×４列の再生行列（41）
を用意し、間に一行を付加すると共に最大桁MSBに列（4
2）及び（43）を付加することにより、それら２個の再
生行列（40）及び（41）を結合して再生行列（44）を形
成する。その挿入された行の２ビットの最大桁MSBは“x
x"である。

その新たな最大桁が上半分と下半分とを分離し、上半
分の如何なる行も下半分の行と区別できる。（灰色の箱
で示された列（42）の値は斜線の箱で示された列（43）
の値とは異なる。）また、その挿入された行のビット０
及びビット１の値は元の上及び下の再生行列の中央の行
の対応するビットを反転した値となる。その中央の行の
ビット２（符号Ａで示されている）は上の再生行列の最
初の行及び下の再生行列の最後の行とは異なっているこ
とは明かである。

上述のプロセスにより７行×５列で３−５変換のテー
ブルに対応する再生行列（44）が導出される。同様に別
に７行×５列の再生行列（45）を形成し、間に一行を付
加して最大桁に列（46）及び（47）を付加することによ
り、15行×６列の再生行列が形成される。この再生行列
は４−６変換、即ち４ビットのソースコードを６ビット
のチャンネルコードに変換する場合に対応する。

第11図を参照してデコードの方法について説明する。
ヘッドが隣り合う２本のトラックの境界を横切るときに
は、隣り合う２ビットが正確に特定されない状態にな
る。デコードされたトラックアドレスはそれら２本のト
ラックの何れかのアドレスとなりうる。その２ビットの
内の１ビットが一方のトラックのアドレスに対応し他方
のビットが他方のトラックのアドレスに対応するときに
は、そのデコードされた値は誤った値となるので、その
ような誤った状態を検出する必要がある。

先ず、“1"の個数は偶数又は奇数に固定されたいるた
め、エラーの発生はその“1"の個数を数えることにより
検出することができる。次にエラーの発生が検出された
ときには、それは２個の最小桁LSBで有り得る。これら
２ビットは２トラック毎に異なる値となるため、それら
２ビット中の“1"の個数を数えることによりそこにエラ
ーが存在するか否かを識別することができる。エラーが
発見されたときには、どちらかのビットが反転される。

更に、エラーがビット２又はビット３に存在する場合
が考えられる。これは第11図に示す如くエラーが行2,6,
10,14に発生する場合である。これらの行の夫々灰色の
箱の中のビット０及びビット１は同じ値を取り、他の行
のビットの値とは異なる。仮にビット０及びビット１が
これらの値を取れば、エラーはビット２又はビット３に
存在する。仮にデコードされた３ビットの最小桁LSBが
斜線の箱の中の値を取る場合には、エラーはビット４又
はビット５に存在する。このプロセスを繰り返すことに
より、エラーの位置を特定できると共にそのエラーを訂
正することができる。

上述の方法で４−６変換の場合のエンコード行列を求
めた結果の一例を第12図に示す。この第12図において、
４ビットの16種類のソースデータ（グレイコード）（A
3,A2,A1,A0）が夫々６ビットのチャンネルデータ（B5,
‥‥,B0）に変換される。また、ヘッドにより再生され
た６ビットのチャンネルデータより元の４ビットのソー
スデータをデコードする手順を第13図に示す。この第13
図においては演算子は排他的論理和を示し、“1"の数
が偶数でない場合とは、ヘッドが隣り合うトラックの境
界を横切ったことにより再生データに１ビットのエラー
が混合した状態を示す。また、ビット０（B0）及びビッ
ト２（B2）はソースデータのデコードには使用されない
ので、それらビット０の反転及びビット２の反転のステ
ップは省略することができると共に、そのデコードは変
換用のリードオンリーメモリ（ROM）を使用して行うこ
ともできる。

再生データに１ビットのエラーが混入した場合であっ
ても、元のソースコードはグレイコードであるためその
エラーがチャンネルデータの最小桁又は最大桁等の何れ
かのビットに存在しても、最終的な２進数段階での誤差
の最大値は1LSBである。

第12図の４−６変換は規則ａに従う１−２変換と規則
ｂに従う３−４変換との積符号として考えることができ
る。即ち、ソースデータを１ビットのコードA0と３ビッ
トのコード（A3,A2,A1）とに分け、チャンネルデータを
２ビットのコード（C10,C11）と４ビットのコード（C2
3,‥‥,C20）とに分けると、演算子が排他的論理和を
意味するとした場合、それら規則ａ及び規則ｂは次のよ
うに表すことができる。

−規則ａ− C10＝B0＝A0１ C11＝B1＝A0 −規則ｂ− C20＝B2＝A1１ C21＝B3＝A1A2 C22＝B4＝A2A3 C23＝B5＝A3 これらの規則を一般化することにより容易に、ｍビッ
ト（ｍは２以上の整数）のソースコード（グレイコー
ド）を１ビットのコードGxと（ｍ−１）ビットのコード
（Gm−2,Gm−1,‥‥,G0）とに分け、その１ビットのコ
ードを規則Ａに従って２ビットのコード（C11,C10）に
変換すると共に、その（ｍ−１）ビットのコードを規則
Ｂに従ってｍビットのコード（C2m−1,C2m−2,‥‥,C2
1,C20）に変換することにより、そのｍビットのソース
コードから（ｍ＋２）ビットのチャンネルデータを得る
ことができる。それら規則とは次のようなものである。

これらの規則Ａ及びＢにおいてはC1i及びC2jの各ビッ
トに対して夫々左右の２個の数式が与えられているが、
それら左右の数式の如何なる組合せのコードでも使用す
ることができる。但し、セルフクロックを行えるように
するためには、少なくとも規則Ａ又は規則Ｂにおいて、
右側の数式を奇数個使用する必要がある。これは、最初
のコードとして“1"を奇数個含んでいる限りどのような
コードを使用しても、そのセルフクロックの条件が充足
されることに対応する。

また、ｍビットのソースコードを（ｍ＋２）ビットの
チャンネルデータに変換する場合には、コードレートは
m/（ｍ＋２）になるが、このコードレートは0.5以上で
あると共にｍの値を大きくすることにより次第に１に近
づく。

更に、第６図を参照して説明した２−３変換によるエ
ンコード符号と上述の規則Ｂによるエンコード符号との
積符号を使用することにより、一般に（2n＋ｍ）ビット
のグレイコードを必要な条件を充足する（3n＋ｍ＋１）
ビットのチャンネルコードに変換することができる。こ
の場合、ｎ及びｍの最小値を夫々１及び１とすると、コ
ードレートは（2n＋ｍ）／（3n＋ｍ＋１）、即ち略3/5
以上になると共にｍの値が大きくなると次第に１に近づ
く。

最後に第１のサーボパターン（30）〜（33）の使用方
法の一例につき第14図を参照して説明する。この場合、
第14図Ａに示す如く磁気ディスクがφ方向に回転してヘ
ッド（９）がそれらサーボパターンより再生した信号の
包絡線の振幅をサンプル／ホールドすることにより、パ
ターン（32），（33），（31），（30）の夫々のサーボ
信号U_A,U_B,U_Q,U_Pが得られる（第２図参照）。

次に、ヘッド幅TwとトラックピッチTpとの比であるｋ
（＝Tw/Tp）を用いて次の式により２相の狭範囲トラッ
ク位置信号U_X及びU_Yを求める。

U_X＝ｋ（U_A−U_B）／（U_A＋U_B） U_Y＝ｋ（U_Q−U_P）／（U_Q＋U_P）これら位置信号U_X及びU_Yは第14図Ｂに示す如く、ヘッ
ド（９）の半径方向Ｒの位置の関数として互いに位相が
90゜異なる状態で周期2Tp（＝360゜）で周期的に変化す
る。そして、その半径方向の位置を偶数アドレスのトラ
ックの中心軸の近傍でU_Y＞０の領域RA2、奇数アドレス
のトラックの中心軸の近傍でU_Y＜０の領域RA4、トラッ
クの中心軸の間でU_X＜０の領域RA1及びトラックの中心
軸の間の領域でU_X＞０の領域RA3に分割する。この場
合、領域RA1及びRA3では位置信号U_Yがリニアであり、領
域RA2及びRA4では位置信号U_Xがリニアであるため、目的
とするトラックアドレスに対して１±トラックの範囲内
にヘッド（９）の粗い位置決めが行われている場合に
は、更にそれら狭範囲トラック位置信号を用いて半径方
向Ｒの全領域で最終的な位置決めを行うことができる。

尚、本発明は上述実施例に限定されず本発明の要旨を
逸脱しない範囲で種々の構成を採り得ることは勿論であ
る。

［発明の効果］本発明によれば、トラックアドレスのコードレート
（原データ量／磁気ディスク上のデータ量）を高めるこ
とができるので、アドレスパターンの割合を小さくして
通常のデータをより多く記録できると共に、高速シーク
時の速度を高めることができる利益がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例のサーボパターンを示す平面
図、第２図は第１図例のサーボパターンよりの再生信号
を示す線図、第３図は一実施例のサーボパターンの検出
回路を示す構成図、第４図は第１図例のアドレスパター
ン等の拡大図、第５図は実施例の2:3変換の説明に供給
する線図、第６図はその2:3変換の一例を示す線図、第
７図は2:4変換の一例を示す線図、第８図及び第９図は
夫々m:n変換のエンコード行列及び再生行列を示す線
図、第10図は再生行列の形成方法の一例の説明図、第11
図はその再生行列をデコードする方法の説明図、第12図
は4:6変換の一例を示す線図、第13図は第12図例のデコ
ードの手順の一例を示すフローチャート図、第14図は狭
範囲トラック位置信号の生成過程の説明に供給する線
図、第15図は従来の磁気ディスクのフォーマットを示す
線図、第16図は従来のエンコード方式を示す線図、第17
図は従来のサーボパターンの一例を示す平面図、第18
図、第17図例の再生信号を示すタイミングチャート図で
ある。（１）はサーボゾーン、（２）はセクター、（４）はヘ
ッダ、IXPはインデックスパターン、（５）はアドレス
パターン（５）である。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献特開昭64−34020（ＪＰ，Ａ) 特開平２−137112（ＪＰ，Ａ) 特開平３−76055（ＪＰ，Ａ) 特開平３−104067（ＪＰ，Ａ) 特開平３−171476（ＪＰ，Ａ) 特公昭58−10787（ＪＰ，Ｂ１) (58)調査した分野(Int.Cl.⁶，ＤＢ名) G11B 21/10 G11B 20/12 G11B 20/08

Claims

(57)【特許請求の範囲】

【請求項１】磁気ディスク装置のトラックアドレスに対
応する複数ビットのグレイコードを２ビット毎にグルー
プ分けし、該グループ分けされた２ビット毎のグループ
を夫々の値に応じて（001），（010），（100）又は（1
11）の３ビットのコードに変換し、該変換されたコード
が上記磁気ディスクに記録されてなる磁気ディスク装置
のトラックアドレスパターン。
【請求項２】磁気ディスクのトラックアドレスに対応す
るｍビット（ｍは２以上の整数）のグレイコードを１ビ
ットのコードGxと（ｍ−１）ビットのコード（Gm−2,Gm
−1,‥‥,G0）とに分け、上記１ビットのコードを規則Ａに従って２ビットのコー
ド（C11,C10）に変換すると共に、上記（ｍ−１）ビッ
トのコードを規則Ｂに従ってｍビットのコード（C2m−
1,C2m−2,‥‥,C21,C20）に変換することにより、上記ｍビットのグレイコードから（ｍ＋２）ビットのコ
ードに変換されたコードが上記磁気ディスクに記録され
てなるパターンであって、上記規則ＡはコードC1j（ｊ＝0,1）にGx又はGx１（は排他的論理
和演算を意味する）を対応させ、上記規則ＢはコードC20にG0又はG0１を，コードC2j（ｊ＝1,‥‥,m−２）にＧ（ｊ−１）Gj又
はＧ（ｊ−１）Gj１を、コードC2m−１にＧ（ｍ−
２）又はＧ（ｍ−２）１を夫々対応させるようにした
ものである磁気ディスク装置のトラックアドレスパター
ン。
【請求項３】磁気ディスクのトラックアドレスに対応す
る複数ビットのグレイコードを２つの組に分け、該分けられた一方の組のコードを請求項１に記載された
変換規則に従って変換して得られたコードと、上記分け
られた他方の組のコードを請求項２に記載された規則Ｂ
に従って変換して得られたコードとが組み合わされて上
記磁気ディスクに記録されてなる磁気ディスク装置のト
ラックアドレスパターン。