JPH07169186A - ディスクドライブにおいてユーザデータブロックセグメント内の特定のデータブロックの始めの位置決めをするための方法および装置ならびにディスクドライブアーキテクチャ - Google Patents
ディスクドライブにおいてユーザデータブロックセグメント内の特定のデータブロックの始めの位置決めをするための方法および装置ならびにディスクドライブアーキテクチャInfo
- Publication number
- JPH07169186A JPH07169186A JP6138799A JP13879994A JPH07169186A JP H07169186 A JPH07169186 A JP H07169186A JP 6138799 A JP6138799 A JP 6138799A JP 13879994 A JP13879994 A JP 13879994A JP H07169186 A JPH07169186 A JP H07169186A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- data
- block
- count
- servo
- counter
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Withdrawn
Links
- 238000000034 method Methods 0.000 title claims description 44
- 238000013500 data storage Methods 0.000 claims abstract description 39
- 238000012546 transfer Methods 0.000 claims description 60
- 230000006870 function Effects 0.000 claims description 10
- 230000008569 process Effects 0.000 claims description 8
- 238000001514 detection method Methods 0.000 claims description 7
- 230000011664 signaling Effects 0.000 claims description 7
- 230000007246 mechanism Effects 0.000 claims description 5
- 230000004044 response Effects 0.000 claims 7
- 238000006243 chemical reaction Methods 0.000 claims 1
- 230000000977 initiatory effect Effects 0.000 claims 1
- 230000008030 elimination Effects 0.000 abstract 1
- 238000003379 elimination reaction Methods 0.000 abstract 1
- 230000002950 deficient Effects 0.000 description 16
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 16
- 238000004364 calculation method Methods 0.000 description 13
- 239000003550 marker Substances 0.000 description 10
- 238000012545 processing Methods 0.000 description 8
- 230000007547 defect Effects 0.000 description 6
- 230000001965 increasing effect Effects 0.000 description 6
- 238000013459 approach Methods 0.000 description 5
- 230000008901 benefit Effects 0.000 description 5
- 238000012937 correction Methods 0.000 description 4
- 210000001744 T-lymphocyte Anatomy 0.000 description 3
- 230000007704 transition Effects 0.000 description 3
- 210000004027 cell Anatomy 0.000 description 2
- 238000013461 design Methods 0.000 description 2
- 230000004907 flux Effects 0.000 description 2
- 238000011084 recovery Methods 0.000 description 2
- 239000000758 substrate Substances 0.000 description 2
- 230000001360 synchronised effect Effects 0.000 description 2
- 208000011580 syndromic disease Diseases 0.000 description 2
- 230000005330 Barkhausen effect Effects 0.000 description 1
- 208000017843 C syndrome Diseases 0.000 description 1
- 108091026890 Coding region Proteins 0.000 description 1
- PEDCQBHIVMGVHV-UHFFFAOYSA-N Glycerine Chemical compound OCC(O)CO PEDCQBHIVMGVHV-UHFFFAOYSA-N 0.000 description 1
- 230000003044 adaptive effect Effects 0.000 description 1
- 238000010276 construction Methods 0.000 description 1
- 238000013144 data compression Methods 0.000 description 1
- 230000003111 delayed effect Effects 0.000 description 1
- 229920002457 flexible plastic Polymers 0.000 description 1
- 239000011521 glass Substances 0.000 description 1
- 230000006872 improvement Effects 0.000 description 1
- 230000001939 inductive effect Effects 0.000 description 1
- 230000009191 jumping Effects 0.000 description 1
- 238000013507 mapping Methods 0.000 description 1
- 239000002184 metal Substances 0.000 description 1
- 229910001092 metal group alloy Inorganic materials 0.000 description 1
- 230000004048 modification Effects 0.000 description 1
- 238000012986 modification Methods 0.000 description 1
- 230000003287 optical effect Effects 0.000 description 1
- 230000008520 organization Effects 0.000 description 1
- 238000012163 sequencing technique Methods 0.000 description 1
- 239000010409 thin film Substances 0.000 description 1
Classifications
-
- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
- G11B7/00—Recording or reproducing by optical means, e.g. recording using a thermal beam of optical radiation by modifying optical properties or the physical structure, reproducing using an optical beam at lower power by sensing optical properties; Record carriers therefor
- G11B7/007—Arrangement of the information on the record carrier, e.g. form of tracks, actual track shape, e.g. wobbled, or cross-section, e.g. v-shaped; Sequential information structures, e.g. sectoring or header formats within a track
-
- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
- G11B20/00—Signal processing not specific to the method of recording or reproducing; Circuits therefor
- G11B20/10—Digital recording or reproducing
- G11B20/12—Formatting, e.g. arrangement of data block or words on the record carriers
- G11B20/1217—Formatting, e.g. arrangement of data block or words on the record carriers on discs
- G11B20/1258—Formatting, e.g. arrangement of data block or words on the record carriers on discs where blocks are arranged within multiple radial zones, e.g. Zone Bit Recording or Constant Density Recording discs, MCAV discs, MCLV discs
-
- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
- G11B21/00—Head arrangements not specific to the method of recording or reproducing
- G11B21/02—Driving or moving of heads
- G11B21/10—Track finding or aligning by moving the head ; Provisions for maintaining alignment of the head relative to the track during transducing operation, i.e. track following
- G11B21/106—Track finding or aligning by moving the head ; Provisions for maintaining alignment of the head relative to the track during transducing operation, i.e. track following on disks
-
- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
- G11B27/00—Editing; Indexing; Addressing; Timing or synchronising; Monitoring; Measuring tape travel
- G11B27/10—Indexing; Addressing; Timing or synchronising; Measuring tape travel
- G11B27/19—Indexing; Addressing; Timing or synchronising; Measuring tape travel by using information detectable on the record carrier
- G11B27/28—Indexing; Addressing; Timing or synchronising; Measuring tape travel by using information detectable on the record carrier by using information signals recorded by the same method as the main recording
- G11B27/30—Indexing; Addressing; Timing or synchronising; Measuring tape travel by using information detectable on the record carrier by using information signals recorded by the same method as the main recording on the same track as the main recording
- G11B27/3027—Indexing; Addressing; Timing or synchronising; Measuring tape travel by using information detectable on the record carrier by using information signals recorded by the same method as the main recording on the same track as the main recording used signal is digitally coded
-
- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
- G11B20/00—Signal processing not specific to the method of recording or reproducing; Circuits therefor
- G11B20/10—Digital recording or reproducing
- G11B20/12—Formatting, e.g. arrangement of data block or words on the record carriers
- G11B20/1217—Formatting, e.g. arrangement of data block or words on the record carriers on discs
- G11B2020/1218—Formatting, e.g. arrangement of data block or words on the record carriers on discs wherein the formatting concerns a specific area of the disc
- G11B2020/1232—Formatting, e.g. arrangement of data block or words on the record carriers on discs wherein the formatting concerns a specific area of the disc sector, i.e. the minimal addressable physical data unit
- G11B2020/1234—Formatting, e.g. arrangement of data block or words on the record carriers on discs wherein the formatting concerns a specific area of the disc sector, i.e. the minimal addressable physical data unit wherein the sector is a headerless sector, i.e. it does not comprise an ID field
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
- Indexing, Searching, Synchronizing, And The Amount Of Synchronization Travel Of Record Carriers (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】 回転記憶ディスクの同心データ記憶トラック
において規定される各々のデータブロック位置の始めの
データ識別フィールドを省くことによってデータ記憶容
量を向上しかつ回路をより簡略化できるディスクドライ
ブを提供する。 【構成】 ヘッド位置決めサーボ制御ループは、隣接す
るサーボセクタ間にあるユーザデータセグメントのデー
タブロックの間に割込む等間隔の複数のサーボセクタを
用いる。データブロックは、ユーザデータセグメントを
所定の数のデータ値位置カウントの増分に分け、データ
ブロック位置の始めに対応するカウント値を決定し、そ
の前の隣接するサーボセクタに関連するユーザデータセ
グメントの開始位置を検出し、データ値位置の増分をカ
ウントし、データ値位置の増分をカウント値と比較して
同値を決定し、その際にデータブロック位置にまたはそ
こからデータ記録を転送するためのデータ転送ゲートの
可能化によって配置される。
において規定される各々のデータブロック位置の始めの
データ識別フィールドを省くことによってデータ記憶容
量を向上しかつ回路をより簡略化できるディスクドライ
ブを提供する。 【構成】 ヘッド位置決めサーボ制御ループは、隣接す
るサーボセクタ間にあるユーザデータセグメントのデー
タブロックの間に割込む等間隔の複数のサーボセクタを
用いる。データブロックは、ユーザデータセグメントを
所定の数のデータ値位置カウントの増分に分け、データ
ブロック位置の始めに対応するカウント値を決定し、そ
の前の隣接するサーボセクタに関連するユーザデータセ
グメントの開始位置を検出し、データ値位置の増分をカ
ウントし、データ値位置の増分をカウント値と比較して
同値を決定し、その際にデータブロック位置にまたはそ
こからデータ記録を転送するためのデータ転送ゲートの
可能化によって配置される。
Description
【０００１】
【発明の分野】この発明は、ディスクドライブデータ記
憶フォーマット、ならびにデータ記録の位置を突き止め
るための方法および装置に関する。より特定的には、こ
の発明は、ユーザデータ記録フィールドが埋込サーボセ
クタによってセグメントに分割され、データ記録フィー
ルドから識別フィールドが排除されて、ディスクの記録
面で利用可能なデータ記憶スペースを増大するディスク
ドライブデータ記憶フォーマット、ならびに識別フィー
ルドなしでデータ記録フィールドの位置をトラッキング
するための方法および装置に関する。
憶フォーマット、ならびにデータ記録の位置を突き止め
るための方法および装置に関する。より特定的には、こ
の発明は、ユーザデータ記録フィールドが埋込サーボセ
クタによってセグメントに分割され、データ記録フィー
ルドから識別フィールドが排除されて、ディスクの記録
面で利用可能なデータ記憶スペースを増大するディスク
ドライブデータ記憶フォーマット、ならびに識別フィー
ルドなしでデータ記録フィールドの位置をトラッキング
するための方法および装置に関する。
【０００２】
【発明の背景】ユーザデータ記録は好都合に、回転磁気
データ記憶ディスクの記憶面上に形成される同心円状の
データトラックにおいて規定されるデータ記録フィール
ド内の固定長のブロックまたは「セクタ」として記録さ
れる。回転ディスクは、可撓性のプラスチック基板でで
きていてもよい。このようなディスクは、「フロッピ
ー」ディスクとして知られる。回転データ記憶ディスク
はまた、たとえば金属合金またはガラス等の剛性の基板
上に形成されてもよい。このようなディスクは、「ハー
ドディスク」として知られる。ハードディスクは取外し
可能であることもあり、多くの場合には、ハードディス
クは、囲まれた、汚染のない環境でヘッド・ディスクア
センブリ内に固定される。
データ記憶ディスクの記憶面上に形成される同心円状の
データトラックにおいて規定されるデータ記録フィール
ド内の固定長のブロックまたは「セクタ」として記録さ
れる。回転ディスクは、可撓性のプラスチック基板でで
きていてもよい。このようなディスクは、「フロッピ
ー」ディスクとして知られる。回転データ記憶ディスク
はまた、たとえば金属合金またはガラス等の剛性の基板
上に形成されてもよい。このようなディスクは、「ハー
ドディスク」として知られる。ハードディスクは取外し
可能であることもあり、多くの場合には、ハードディス
クは、囲まれた、汚染のない環境でヘッド・ディスクア
センブリ内に固定される。
【０００３】典型的には、ディスクドライブは、「アク
チュエータ」として知られるヘッド位置決め機構によっ
てデータ面の上に位置決めされるデータ変換器を含む。
アクチュエータは、安定した増分的な回転位置を規定す
るステップモータまたはデテントによって動力を与えら
れる。ステップモータは、フロッピーディスクにおいて
よく用いられる。ハードディスクに関しては、アクチュ
エータは典型的には、ヘッド位置サーボ制御ループ内に
ある可動ボイスコイルによって動力を与えられる。サー
ボ制御ループは、現在のヘッド位置および他の動作パラ
メータに関しての位置情報を得て、トラックシーク動作
の間に、あるトラックから別のトラックへのヘッドの再
位置決めを制御し、トラック追従動作の間には選択され
たトラック中央線でヘッド位置を維持するのを制御す
る。回転ボイスコイルアクチュエータは、スモール・フ
ォーム・ファクタ・ウィンチェスタ・ハードディスクド
ライブにおいて現在好ましい。
チュエータ」として知られるヘッド位置決め機構によっ
てデータ面の上に位置決めされるデータ変換器を含む。
アクチュエータは、安定した増分的な回転位置を規定す
るステップモータまたはデテントによって動力を与えら
れる。ステップモータは、フロッピーディスクにおいて
よく用いられる。ハードディスクに関しては、アクチュ
エータは典型的には、ヘッド位置サーボ制御ループ内に
ある可動ボイスコイルによって動力を与えられる。サー
ボ制御ループは、現在のヘッド位置および他の動作パラ
メータに関しての位置情報を得て、トラックシーク動作
の間に、あるトラックから別のトラックへのヘッドの再
位置決めを制御し、トラック追従動作の間には選択され
たトラック中央線でヘッド位置を維持するのを制御す
る。回転ボイスコイルアクチュエータは、スモール・フ
ォーム・ファクタ・ウィンチェスタ・ハードディスクド
ライブにおいて現在好ましい。
【０００４】ヘッド位置情報をサーボ制御ループに与え
る方法はいくつかあるが、一般的になってきている技術
の１つは、データ記憶面の円周上でユーザデータセグメ
ント間に置かれる、一連の埋込サーボセクタを与えるこ
とである。サーボセクタは、車輪の狭いスポークのよう
な態様で、ディスクの中央軸から外側に向かって半径方
向に広がる。専用サーボディスク面または外部位置エン
コーダ等の他の技術よりも埋込サーボセクタが好ましい
理由の１つは、各サーボセクタに含まれる予め記録され
たヘッド位置決め情報を得るのに、ユーザデータセグメ
ントからデータを読出し、かつそこにデータを書込むの
と同じ読出チャネル電子経路およびヘッドが、用いられ
るからである。記録面へのおよびそこからのデータ転送
に用いるのと同じである、サーボ情報読出しのための経
路およびヘッドを用いることによって、そうでなければ
サーボ面または外部ヘッド位置変換器に関連する電気的
許容誤差および位置的なオフセットを排除する。データ
トラック内にサーボ情報を埋込むことから生じる欠点の
１つは、サーボセクタに必要なスペースが、ユーザデー
タの記憶のためには利用できないので、ディスクのデー
タ記憶容量を低減するオーバヘッドとなることである。
る方法はいくつかあるが、一般的になってきている技術
の１つは、データ記憶面の円周上でユーザデータセグメ
ント間に置かれる、一連の埋込サーボセクタを与えるこ
とである。サーボセクタは、車輪の狭いスポークのよう
な態様で、ディスクの中央軸から外側に向かって半径方
向に広がる。専用サーボディスク面または外部位置エン
コーダ等の他の技術よりも埋込サーボセクタが好ましい
理由の１つは、各サーボセクタに含まれる予め記録され
たヘッド位置決め情報を得るのに、ユーザデータセグメ
ントからデータを読出し、かつそこにデータを書込むの
と同じ読出チャネル電子経路およびヘッドが、用いられ
るからである。記録面へのおよびそこからのデータ転送
に用いるのと同じである、サーボ情報読出しのための経
路およびヘッドを用いることによって、そうでなければ
サーボ面または外部ヘッド位置変換器に関連する電気的
許容誤差および位置的なオフセットを排除する。データ
トラック内にサーボ情報を埋込むことから生じる欠点の
１つは、サーボセクタに必要なスペースが、ユーザデー
タの記憶のためには利用できないので、ディスクのデー
タ記憶容量を低減するオーバヘッドとなることである。
【０００５】従来行なわれていたのは、データトラック
の半径に関係なく、隣接するサーボセクタ間のスペース
またはデータセクタと同じ広がりを持つようにデータ記
録フィールドを規定することであった。このアプローチ
の一例は、同一譲受人に譲受された、「埋込セクタサー
ボを備えた高容量ディスクファイル」（High Capacity
Disk File with Embedded Sector Servo）と題されるム
ーン（Moon）らへの米国特許第４，６６９，００４号に
記載される。このアプローチの欠点の１つは、データ転
送速度およびその結果としてのデータ記憶密度が、デー
タ密度が最高である利用可能な最も内側の半径以外の何
らかの特定の半径については最適化されないことであっ
た。キング（King）への米国特許第５，１２１，２８０
号に例示される別のアプローチでは、データトラックの
いくつかのゾーンが設けられる。この特許に開示される
構成では、隣接するサーボセクタ間で規定されるデータ
フィールドの数は、整数であった。したがって、隣接す
るサーボセクタ間で、半径的に最も内側のゾーンが５つ
の記録位置を有し、真ん中のゾーンは６つの記録位置を
有し、外側のゾーンは７つのセクタを有した。データ転
送速度は、各ゾーンで、隣接するサーボセクタ間のデー
タ記録位置（データセクタ）を整数に維持するように調
整された。単純ではあるが、このアプローチもまた、各
ゾーンについて固定ブロック長のデータ記録位置を整数
に維持することの必要性から、最適なデータ記憶密度を
達成しなかった。
の半径に関係なく、隣接するサーボセクタ間のスペース
またはデータセクタと同じ広がりを持つようにデータ記
録フィールドを規定することであった。このアプローチ
の一例は、同一譲受人に譲受された、「埋込セクタサー
ボを備えた高容量ディスクファイル」（High Capacity
Disk File with Embedded Sector Servo）と題されるム
ーン（Moon）らへの米国特許第４，６６９，００４号に
記載される。このアプローチの欠点の１つは、データ転
送速度およびその結果としてのデータ記憶密度が、デー
タ密度が最高である利用可能な最も内側の半径以外の何
らかの特定の半径については最適化されないことであっ
た。キング（King）への米国特許第５，１２１，２８０
号に例示される別のアプローチでは、データトラックの
いくつかのゾーンが設けられる。この特許に開示される
構成では、隣接するサーボセクタ間で規定されるデータ
フィールドの数は、整数であった。したがって、隣接す
るサーボセクタ間で、半径的に最も内側のゾーンが５つ
の記録位置を有し、真ん中のゾーンは６つの記録位置を
有し、外側のゾーンは７つのセクタを有した。データ転
送速度は、各ゾーンで、隣接するサーボセクタ間のデー
タ記録位置（データセクタ）を整数に維持するように調
整された。単純ではあるが、このアプローチもまた、各
ゾーンについて固定ブロック長のデータ記録位置を整数
に維持することの必要性から、最適なデータ記憶密度を
達成しなかった。
【０００６】トラック内のどこにセクタが位置されるか
を決定するのは、ディスクドライブ内の読出／書込制御
プロセス（しばしば「データシーケンサ」と称される）
の主なタスクである。トラック内のセクタ位置の場所を
定める従来の方法では、トラックフォーマッティング動
作の間に書込まれる識別（「ＩＤ」）フィールドを設け
た。ＩＤフィールドには種々の形があるが、本質的には
これらは、それによってトラック（複数記憶面ディスク
ドライブでは「シリンダ」）、ヘッドおよびセクタをシ
ーケンサが集め得る情報を与える。
を決定するのは、ディスクドライブ内の読出／書込制御
プロセス（しばしば「データシーケンサ」と称される）
の主なタスクである。トラック内のセクタ位置の場所を
定める従来の方法では、トラックフォーマッティング動
作の間に書込まれる識別（「ＩＤ」）フィールドを設け
た。ＩＤフィールドには種々の形があるが、本質的には
これらは、それによってトラック（複数記憶面ディスク
ドライブでは「シリンダ」）、ヘッドおよびセクタをシ
ーケンサが集め得る情報を与える。
【０００７】フロッピーディスクのデータフォーマット
には、一般に２つのタイプ、すなわちソフトセクタ式お
よびハードセクタ式がある。これらのフォーマットは、
典型的には、一般に「インデックス」として知られる、
１回転ごとに１つのマーカーまたは基準線に関して規定
される。スモール・フォーム・ファクタ・ハードディス
クドライブの多くの特徴はフロッピーディスクドライブ
からもたらされたため、これらは以前にフロッピーディ
スケットで使用したのと同じ一般的なデータフォーマッ
ト構成に従う傾向にあった。
には、一般に２つのタイプ、すなわちソフトセクタ式お
よびハードセクタ式がある。これらのフォーマットは、
典型的には、一般に「インデックス」として知られる、
１回転ごとに１つのマーカーまたは基準線に関して規定
される。スモール・フォーム・ファクタ・ハードディス
クドライブの多くの特徴はフロッピーディスクドライブ
からもたらされたため、これらは以前にフロッピーディ
スケットで使用したのと同じ一般的なデータフォーマッ
ト構成に従う傾向にあった。
【０００８】ソフトセクタ式のデータフォーマットは、
典型的には「ギャップ♯１」として知られるポストイン
デックスギャップから始まり、いくつかの連続するユー
ザデータブロックセクタがそれに続く。各データセクタ
は、ヘッダプリアンブルで始まり、ヘッダアドレスマー
クおよびヘッダ、さらに「ギャップ♯２」として知られ
る第２のギャップがそれに続く。ギャップ♯２には、デ
ータプリアンブル、データアドレスマーク、およびデー
タフィールド、さらに「ギャップ♯３」として知られる
第３のギャップが続く。最後のセクタの終わりに、ディ
スク回転速度許容誤差バッファ、ギャップ♯４が、イン
デックスに達するまで設けられる。ギャップ♯１と♯４
との間のセクタの各々は、ギャップ♯３によって分離さ
れる。
典型的には「ギャップ♯１」として知られるポストイン
デックスギャップから始まり、いくつかの連続するユー
ザデータブロックセクタがそれに続く。各データセクタ
は、ヘッダプリアンブルで始まり、ヘッダアドレスマー
クおよびヘッダ、さらに「ギャップ♯２」として知られ
る第２のギャップがそれに続く。ギャップ♯２には、デ
ータプリアンブル、データアドレスマーク、およびデー
タフィールド、さらに「ギャップ♯３」として知られる
第３のギャップが続く。最後のセクタの終わりに、ディ
スク回転速度許容誤差バッファ、ギャップ♯４が、イン
デックスに達するまで設けられる。ギャップ♯１と♯４
との間のセクタの各々は、ギャップ♯３によって分離さ
れる。
【０００９】各データセクタについての識別フィールド
は、データシーケンサが、典型的にはトラック（または
シリンダ）、ヘッドおよびセクタとして表される所望の
記憶位置と、データ変換器ヘッドによって読出されてい
る実際のヘッダと比較できるように設けられる。一致が
検出されれば、シーケンサはその直後のデータフィール
ドにおよびそこからシリアルデータ値を書込むかまたは
そこから読出す。この態様で、ディスクからのヘッダ識
別情報は、各ユーザデータ記憶位置を確実に識別し、そ
のためデータは誤った位置には書込まれず、その位置に
以前に書込まれたユーザデータを破壊することはない。
ハードディスクドライブのためのソフトセクタ式フォー
マットの一例は、ボンケ（Bonke ）への米国特許第４，
９１４，５２９号に記載され、その開示はここに引用に
よって援用される。
は、データシーケンサが、典型的にはトラック（または
シリンダ）、ヘッドおよびセクタとして表される所望の
記憶位置と、データ変換器ヘッドによって読出されてい
る実際のヘッダと比較できるように設けられる。一致が
検出されれば、シーケンサはその直後のデータフィール
ドにおよびそこからシリアルデータ値を書込むかまたは
そこから読出す。この態様で、ディスクからのヘッダ識
別情報は、各ユーザデータ記憶位置を確実に識別し、そ
のためデータは誤った位置には書込まれず、その位置に
以前に書込まれたユーザデータを破壊することはない。
ハードディスクドライブのためのソフトセクタ式フォー
マットの一例は、ボンケ（Bonke ）への米国特許第４，
９１４，５２９号に記載され、その開示はここに引用に
よって援用される。
【００１０】あるタイプのフロッピーディスケットは、
ハードセクタ式フォーマットを有した。ハードセクタ式
フォーマットとは、ディスクのスピンドルの開口に隣接
して形成される、等しい角度で間隔を開けられた一連の
セクタホール等の、特定のフロッピーディスケットの物
理的特性によって固定されるものである。セクタホール
の数が、各トラック内に規定されるであろうセクタ数を
決定した。ハードセクタ式フォーマットの一般的に利点
とされる点は、各データセグメントの始めにヘッダフィ
ールドが必要でないためにトラック当たりのデータ記憶
が増大するといわれる点であった。しかしながら、実用
においては、正しいデータセクタに達したかどうかを確
証するために、データフィールドの前にＩＤフィールド
を含むことが一般的であった。
ハードセクタ式フォーマットを有した。ハードセクタ式
フォーマットとは、ディスクのスピンドルの開口に隣接
して形成される、等しい角度で間隔を開けられた一連の
セクタホール等の、特定のフロッピーディスケットの物
理的特性によって固定されるものである。セクタホール
の数が、各トラック内に規定されるであろうセクタ数を
決定した。ハードセクタ式フォーマットの一般的に利点
とされる点は、各データセグメントの始めにヘッダフィ
ールドが必要でないためにトラック当たりのデータ記憶
が増大するといわれる点であった。しかしながら、実用
においては、正しいデータセクタに達したかどうかを確
証するために、データフィールドの前にＩＤフィールド
を含むことが一般的であった。
【００１１】ハードセクタ式のディスケットに読出しま
たは書込むために、データシーケンサは、インデックス
マーカー信号によってゼロにリセットされるセクタカウ
ンタレジスタを使用した。セクタカウンタは、各セクタ
ホールが光学変換器等によって検出されると増分され
る。シーケンサは、セクタカウンタレジスタの内容を所
望のセクタ識別値と比較することによって、所望のセク
タの位置を突き止めた。ユーザデータは、ディスケット
ドライブセクタパルスの発生後、一定の時間間隔をおい
た後に読出ゲートまたは書込ゲートを可能化することに
よってこのセクタのデータフィールドに書込まれる、ま
たはそこから読出される。ハードセクタ式フォーマット
を用いるハードディスクドライブの一例は、ハートリッ
ク（Hertrich）への米国特許第４，２０８，６７９号に
示される。この特許には、データ記憶ディスクと同期し
て回転される、切欠きのあるコードディスクを用いるデ
ィスクドライブが記載されている。コードディスクの円
周上の周辺にある切欠きは、各セクタ位置を時間でマー
クし、各セクタ内で測定されたカウント増分を生成する
セクタカウンタをリセットするのに用いられ、それによ
ってたとえばサーボ情報フィールドの位置が適切に決め
られた。
たは書込むために、データシーケンサは、インデックス
マーカー信号によってゼロにリセットされるセクタカウ
ンタレジスタを使用した。セクタカウンタは、各セクタ
ホールが光学変換器等によって検出されると増分され
る。シーケンサは、セクタカウンタレジスタの内容を所
望のセクタ識別値と比較することによって、所望のセク
タの位置を突き止めた。ユーザデータは、ディスケット
ドライブセクタパルスの発生後、一定の時間間隔をおい
た後に読出ゲートまたは書込ゲートを可能化することに
よってこのセクタのデータフィールドに書込まれる、ま
たはそこから読出される。ハードセクタ式フォーマット
を用いるハードディスクドライブの一例は、ハートリッ
ク（Hertrich）への米国特許第４，２０８，６７９号に
示される。この特許には、データ記憶ディスクと同期し
て回転される、切欠きのあるコードディスクを用いるデ
ィスクドライブが記載されている。コードディスクの円
周上の周辺にある切欠きは、各セクタ位置を時間でマー
クし、各セクタ内で測定されたカウント増分を生成する
セクタカウンタをリセットするのに用いられ、それによ
ってたとえばサーボ情報フィールドの位置が適切に決め
られた。
【００１２】図１は、関連の先行技術のアプローチの１
つを示す。ここで図１を参照すると、円形のデータトラ
ック１２は、図１において線形に示される小さなセグメ
ントを含む。この記憶フォーマットでは、サーボセクタ
１４はユーザデータフィールド１８に割込み、またはセ
グメントに分割する。各データフィールドの開始を識別
するために、ＩＤフィールド１６が設けられる。３つの
ＩＤフィールド１６−０、１６−１および１６−２が図
１に示されるが、実用において典型的にははるかに多く
のデータフィールドおよびＩＤフィールドが設けられ
る。データフィールド１８の正確な数は、しばしば、デ
ィスクの回転軸からのトラックの半径方向の偏位の関数
である。データトラック１２は、データゾーンの複数の
帯に構成され、各ゾーンが特定のトラックレイアウトお
よび、その内径に関して最適化されるデータ転送速度を
有し、それによってデータ記憶ディスクでのデータ記憶
容量を増大する。より最適なデータ記憶を達成するため
に、サーボセクタ１４が、少なくともいくつかのデータ
フィールドをセグメントに分けるまたは「分割する」。
このフォーマットの一例は、同一譲受人に譲受された、
「ディスクドライブヘッド位置決め器のためのエッジサ
ーボ」（Edge Servo for Disk Drive Head Positioner
）と題されるムーン（Moon）への米国特許第５，１７
０，２９９号に記載され、その開示はここに引用によっ
て援用される。（データゾーンを備えたディスクパター
ンは、′２９９号特許の図６に示されて、それに関連し
て議論され、さらに例示的なデータトラックパターン
は、この特許の図７に示され、かつそれに関連して議論
されている。）′２９９号特許に示される開示されたデ
ータトラックパターンの欠点の１つは、データＩＤフィ
ールド１６が、連続するサーボセクタ間のユーザデータ
スペースのどこにでも配置され得る点であった。したが
って、ＩＤフィールドおよびその後に続くデータフィー
ルドセグメントが適切に識別され、誤ってオーバライト
されないことを確かにするためには、非常に頑強なデー
タフィールドアドレスマークが必要とされた。各ＩＤフ
ィールドおよび各データフィールドの開始のマークを信
頼性のあるものにするために有用な、適切な故障許容ア
ドレスマークパターンの一例は、同一譲受人に譲受され
た、同時係属中の、「故障許容１，７アドレスマークデ
コーダ」（Fault Tolerant 1,7 Address Mark Decoder
）と題される１９９１年６月４日に出願された米国特
許出願連続番号第０７／７１０，０６５号、現在は米国
特許第５，２３１，５４５号に開示され、その開示はこ
こに引用によって援用される。添付の図２は、添付の図
１に示される先行技術のデータフォーマットの改良を示
す。図２のフォーマットにおいて、同じ要素には同じ参
照番号が付されているが、よく検討すると、データ識別
フィールド１６が各埋込サーボセクタ１４の直後にある
ことが明らかである。データ記録フィールド１８−０は
第１のＩＤフィールド１６Ａの直後にあるが、一方、フ
ィールド１８−１ではそうなっておらず、第２のセグメ
ント１８−１Ｂは第２のＩＤフィールド１６Ｂの直後に
ある。データＩＤフィールドをサーボセクタ１４の直後
にすることによって、データ変換器ヘッドは、サーボセ
クタを過ぎた後、既に読出モードで安定化されており、
したがってバークハウゼン（Barkhausen）ノイズ等の何
らかの干渉を受けることなく、ＩＤフィールドを適切に
読出す可能性が高くなる。図２のフォーマットは、同一
譲受人に譲受された同時係属中の、「ディスクドライブ
において埋込サーボセクタの後にＩＤを使用するデータ
ブロックシーケンシング」（Data Block Sequencing Us
ing ID After Embedded Servo Sector in Disk Drive）
と題される、１９９２年９月３０日に出願された米国特
許出願連続番号第０７／９５４，８８６号に記載され、
その開示はここに引用によって援用される。
つを示す。ここで図１を参照すると、円形のデータトラ
ック１２は、図１において線形に示される小さなセグメ
ントを含む。この記憶フォーマットでは、サーボセクタ
１４はユーザデータフィールド１８に割込み、またはセ
グメントに分割する。各データフィールドの開始を識別
するために、ＩＤフィールド１６が設けられる。３つの
ＩＤフィールド１６−０、１６−１および１６−２が図
１に示されるが、実用において典型的にははるかに多く
のデータフィールドおよびＩＤフィールドが設けられ
る。データフィールド１８の正確な数は、しばしば、デ
ィスクの回転軸からのトラックの半径方向の偏位の関数
である。データトラック１２は、データゾーンの複数の
帯に構成され、各ゾーンが特定のトラックレイアウトお
よび、その内径に関して最適化されるデータ転送速度を
有し、それによってデータ記憶ディスクでのデータ記憶
容量を増大する。より最適なデータ記憶を達成するため
に、サーボセクタ１４が、少なくともいくつかのデータ
フィールドをセグメントに分けるまたは「分割する」。
このフォーマットの一例は、同一譲受人に譲受された、
「ディスクドライブヘッド位置決め器のためのエッジサ
ーボ」（Edge Servo for Disk Drive Head Positioner
）と題されるムーン（Moon）への米国特許第５，１７
０，２９９号に記載され、その開示はここに引用によっ
て援用される。（データゾーンを備えたディスクパター
ンは、′２９９号特許の図６に示されて、それに関連し
て議論され、さらに例示的なデータトラックパターン
は、この特許の図７に示され、かつそれに関連して議論
されている。）′２９９号特許に示される開示されたデ
ータトラックパターンの欠点の１つは、データＩＤフィ
ールド１６が、連続するサーボセクタ間のユーザデータ
スペースのどこにでも配置され得る点であった。したが
って、ＩＤフィールドおよびその後に続くデータフィー
ルドセグメントが適切に識別され、誤ってオーバライト
されないことを確かにするためには、非常に頑強なデー
タフィールドアドレスマークが必要とされた。各ＩＤフ
ィールドおよび各データフィールドの開始のマークを信
頼性のあるものにするために有用な、適切な故障許容ア
ドレスマークパターンの一例は、同一譲受人に譲受され
た、同時係属中の、「故障許容１，７アドレスマークデ
コーダ」（Fault Tolerant 1,7 Address Mark Decoder
）と題される１９９１年６月４日に出願された米国特
許出願連続番号第０７／７１０，０６５号、現在は米国
特許第５，２３１，５４５号に開示され、その開示はこ
こに引用によって援用される。添付の図２は、添付の図
１に示される先行技術のデータフォーマットの改良を示
す。図２のフォーマットにおいて、同じ要素には同じ参
照番号が付されているが、よく検討すると、データ識別
フィールド１６が各埋込サーボセクタ１４の直後にある
ことが明らかである。データ記録フィールド１８−０は
第１のＩＤフィールド１６Ａの直後にあるが、一方、フ
ィールド１８−１ではそうなっておらず、第２のセグメ
ント１８−１Ｂは第２のＩＤフィールド１６Ｂの直後に
ある。データＩＤフィールドをサーボセクタ１４の直後
にすることによって、データ変換器ヘッドは、サーボセ
クタを過ぎた後、既に読出モードで安定化されており、
したがってバークハウゼン（Barkhausen）ノイズ等の何
らかの干渉を受けることなく、ＩＤフィールドを適切に
読出す可能性が高くなる。図２のフォーマットは、同一
譲受人に譲受された同時係属中の、「ディスクドライブ
において埋込サーボセクタの後にＩＤを使用するデータ
ブロックシーケンシング」（Data Block Sequencing Us
ing ID After Embedded Servo Sector in Disk Drive）
と題される、１９９２年９月３０日に出願された米国特
許出願連続番号第０７／９５４，８８６号に記載され、
その開示はここに引用によって援用される。
【００１３】これらの先行技術のデータトラックのフォ
ーマットもうまく機能したが、これらの使用は、精巧な
シーケンサアーキテクチャおよび、ディスクドライブ電
子装置内の特定用途向けＩＣ電子チップ内にかなりの数
の能動素子（すなわち「ゲート」）の使用を伴なう。さ
らに、データブロックの始めであっても（図１）または
各データセグメントの始めであっても（図２）または他
の位置であっても、ＩＤフィールドを設けるという要件
を排除する非常に高容量の小型固定ディスクドライブに
おいて、非常に頑強で信頼性のある記録方法を提供しな
がら、各データトラック内のフォーマットオーバヘッド
の量を低減するという必要性が残っている。
ーマットもうまく機能したが、これらの使用は、精巧な
シーケンサアーキテクチャおよび、ディスクドライブ電
子装置内の特定用途向けＩＣ電子チップ内にかなりの数
の能動素子（すなわち「ゲート」）の使用を伴なう。さ
らに、データブロックの始めであっても（図１）または
各データセグメントの始めであっても（図２）または他
の位置であっても、ＩＤフィールドを設けるという要件
を排除する非常に高容量の小型固定ディスクドライブに
おいて、非常に頑強で信頼性のある記録方法を提供しな
がら、各データトラック内のフォーマットオーバヘッド
の量を低減するという必要性が残っている。
【００１４】
【発明の概要】この発明の一般的な目的は、データ記録
識別フィールドを取除き、それでも所望のデータブロッ
ク位置を決める（locate）ことができ、ディスクドライ
ブデータフォーマット内の利用可能なデータ記憶スペー
スを増大することである。
識別フィールドを取除き、それでも所望のデータブロッ
ク位置を決める（locate）ことができ、ディスクドライ
ブデータフォーマット内の利用可能なデータ記憶スペー
スを増大することである。
【００１５】この発明の別の目的は、データブロックが
埋込サーボセクタによってセグメントに分けられ、識別
フィールドがユーザデータブロックから取除かれてお
り、そのため利用可能なデータ記憶スペースを増大す
る、ディスクドライブデータ記憶フォーマットを提供す
ることである。
埋込サーボセクタによってセグメントに分けられ、識別
フィールドがユーザデータブロックから取除かれてお
り、そのため利用可能なデータ記憶スペースを増大す
る、ディスクドライブデータ記憶フォーマットを提供す
ることである。
【００１６】この発明のさらに別の目的は、隣接する２
つのサーボセクタ間でユーザデータセグメントがいかな
る増分であっても、データブロック識別プリアンブルの
必要なくユーザデータブロックの始めの位置を決めるた
めの方法を提供することである。
つのサーボセクタ間でユーザデータセグメントがいかな
る増分であっても、データブロック識別プリアンブルの
必要なくユーザデータブロックの始めの位置を決めるた
めの方法を提供することである。
【００１７】この発明のさらに別の目的は、隣接する２
つのサーボセクタ間でユーザデータセグメントがいかな
る増分であってもデータブロック識別プリアンブルを設
けるまたは検出する必要なくデータブロックの始めの位
置を決めるためのディスクドライブ内の簡略化されたデ
ィスクドライブデータ転送制御装置を提供することであ
る。
つのサーボセクタ間でユーザデータセグメントがいかな
る増分であってもデータブロック識別プリアンブルを設
けるまたは検出する必要なくデータブロックの始めの位
置を決めるためのディスクドライブ内の簡略化されたデ
ィスクドライブデータ転送制御装置を提供することであ
る。
【００１８】この発明のもう１つの目的は、ディスクド
ライブヘッド位置決め器サーボループの埋込サーボセク
タの位置を決め、トラッキングするプロセスと、ＩＤな
し分割データブロックの位置を決め、トラッキングする
プロセスとを結合して、ディスク記憶面におけるデータ
記憶オーバヘッドを低減し、それによって利用可能なデ
ータ記憶容量を増大することである。
ライブヘッド位置決め器サーボループの埋込サーボセク
タの位置を決め、トラッキングするプロセスと、ＩＤな
し分割データブロックの位置を決め、トラッキングする
プロセスとを結合して、ディスク記憶面におけるデータ
記憶オーバヘッドを低減し、それによって利用可能なデ
ータ記憶容量を増大することである。
【００１９】この発明のさらに別の目的は、ディスクド
ライブアーキテクチャ内の従来のデータシーケンサを簡
略化されたデータフォーマッタ構造に代え、それによっ
て全体のアーキテクチャを簡略化し、ディスクドライブ
の主要コストを削減し、同時にデータブロック位置に関
連するＩＤフィールドの除去によってその利用可能なデ
ータ記憶容量を増大することである。
ライブアーキテクチャ内の従来のデータシーケンサを簡
略化されたデータフォーマッタ構造に代え、それによっ
て全体のアーキテクチャを簡略化し、ディスクドライブ
の主要コストを削減し、同時にデータブロック位置に関
連するＩＤフィールドの除去によってその利用可能なデ
ータ記憶容量を増大することである。
【００２０】この発明の原理に従えば、多数の同心円状
のデータ記憶トラックと、トラック内のユーザデータ記
録の選択された位置にデータを書込むための変換器ヘッ
ドと、トラック上で変換器ヘッドを位置決めするための
位置決め機構と、予め定められた周波数で予め記録され
た複数個の等間隔を開けられたサーボセクタを含み、か
つ変換器ヘッドによって読出されるヘッド位置決め情報
を含むヘッド位置サーボ制御ループとを含む、ディスク
ドライブ内での方法が提供される。この方法で、以下の
ステップにより、隣接するサーボセクタ間のユーザデー
タセグメント内のデータブロック位置の始めの位置を決
める、すなわち開始カウントから始まり、連続的に終了
カウントまで続く、予め定められた数のデータ値位置カ
ウント増分にユーザデータセグメントを分割するステッ
プと、データブロック位置の始めに対応するカウント値
を決定するステップと、隣接する、前のサーボセクタに
関して、ユーザデータセグメントの開始位置を検出する
ステップと、ユーザデータセグメントの開始位置からデ
ータ値位置増分をカウントするステップと、データ値位
置カウントをカウント値と比較して、同値かどうかを決
定するステップと、同値の際に、データブロック位置に
データを転送する、またはそこからデータを転送するた
めに、データトランスファーゲートを可能化するステッ
プとを含む。
のデータ記憶トラックと、トラック内のユーザデータ記
録の選択された位置にデータを書込むための変換器ヘッ
ドと、トラック上で変換器ヘッドを位置決めするための
位置決め機構と、予め定められた周波数で予め記録され
た複数個の等間隔を開けられたサーボセクタを含み、か
つ変換器ヘッドによって読出されるヘッド位置決め情報
を含むヘッド位置サーボ制御ループとを含む、ディスク
ドライブ内での方法が提供される。この方法で、以下の
ステップにより、隣接するサーボセクタ間のユーザデー
タセグメント内のデータブロック位置の始めの位置を決
める、すなわち開始カウントから始まり、連続的に終了
カウントまで続く、予め定められた数のデータ値位置カ
ウント増分にユーザデータセグメントを分割するステッ
プと、データブロック位置の始めに対応するカウント値
を決定するステップと、隣接する、前のサーボセクタに
関して、ユーザデータセグメントの開始位置を検出する
ステップと、ユーザデータセグメントの開始位置からデ
ータ値位置増分をカウントするステップと、データ値位
置カウントをカウント値と比較して、同値かどうかを決
定するステップと、同値の際に、データブロック位置に
データを転送する、またはそこからデータを転送するた
めに、データトランスファーゲートを可能化するステッ
プとを含む。
【００２１】この発明のある局面において、この方法は
さらに、同値の決定から始まって、データブロック位置
をカウントするステップを含み、データブロック位置総
カウントは、データブロックの固定長に等しく、さら
に、データブロック位置をカウントするステップを続け
ながら、次の隣接するサーボセクタの始まりでユーザデ
ータセグメントの終了を決定するステップと、ユーザデ
ータセグメントの終了を以て、データブロック位置をカ
ウントするステップを中断し、終了時に達したカウント
値をセーブするステップと、後続のユーザデータセグメ
ントの開始位置を検出するステップと、カウント値を復
元するステップと、データ値位置カウントをカウントす
ることをユーザデータブロックの終了を示す最大カウン
トに達するまで再開するステップとを含む。この局面に
おいて、ユーザデータブロックの終了を決定するステッ
プは、好ましくは終了カウントを検出することによって
行なわれ得る。
さらに、同値の決定から始まって、データブロック位置
をカウントするステップを含み、データブロック位置総
カウントは、データブロックの固定長に等しく、さら
に、データブロック位置をカウントするステップを続け
ながら、次の隣接するサーボセクタの始まりでユーザデ
ータセグメントの終了を決定するステップと、ユーザデ
ータセグメントの終了を以て、データブロック位置をカ
ウントするステップを中断し、終了時に達したカウント
値をセーブするステップと、後続のユーザデータセグメ
ントの開始位置を検出するステップと、カウント値を復
元するステップと、データ値位置カウントをカウントす
ることをユーザデータブロックの終了を示す最大カウン
トに達するまで再開するステップとを含む。この局面に
おいて、ユーザデータブロックの終了を決定するステッ
プは、好ましくは終了カウントを検出することによって
行なわれ得る。
【００２２】この発明の別の局面において、この方法は
さらにデータブロック位置の始めに予め定められたカウ
ント長のアドレスマークおよび同期フィールドを設ける
ステップと、予め定められたカウント長に対応する負の
カウントでデータブロック位置をカウントするステップ
を開始するステップとを含み、そのため前記カウントす
るステップが、データブロックの同期フィールドおよび
アドレスマークに続く第１のユーザデータブロック位置
でゼロカウントとなる。この局面において、さらなるス
テップは、ディスクへのデータ書込動作の際に同期フィ
ールドおよびアドレスマークをデータブロック位置の始
めに書込むステップと、ディスクからのデータ読出動作
の際にデータブロック位置の始めに同期フィールドおよ
びアドレスマークを読出すステップとを含む。
さらにデータブロック位置の始めに予め定められたカウ
ント長のアドレスマークおよび同期フィールドを設ける
ステップと、予め定められたカウント長に対応する負の
カウントでデータブロック位置をカウントするステップ
を開始するステップとを含み、そのため前記カウントす
るステップが、データブロックの同期フィールドおよび
アドレスマークに続く第１のユーザデータブロック位置
でゼロカウントとなる。この局面において、さらなるス
テップは、ディスクへのデータ書込動作の際に同期フィ
ールドおよびアドレスマークをデータブロック位置の始
めに書込むステップと、ディスクからのデータ読出動作
の際にデータブロック位置の始めに同期フィールドおよ
びアドレスマークを読出すステップとを含む。
【００２３】さらに、この局面は付加的にデータ読出動
作の間にデータブロック位置の始めのアドレスマークを
検出するためのカウントウィンドウを確立するステップ
と、カウントウィンドウ内でアドレスマークを検出する
とデータ値位置カウントのカウントをゼロカウントにリ
セットするステップとを含む。加えて、さらなるステッ
プとして、アドレスマークがカウントウィンドウ内で検
出されなければエラー状態の信号を送るステップを含ん
でもよい。
作の間にデータブロック位置の始めのアドレスマークを
検出するためのカウントウィンドウを確立するステップ
と、カウントウィンドウ内でアドレスマークを検出する
とデータ値位置カウントのカウントをゼロカウントにリ
セットするステップとを含む。加えて、さらなるステッ
プとして、アドレスマークがカウントウィンドウ内で検
出されなければエラー状態の信号を送るステップを含ん
でもよい。
【００２４】この発明のもう１つの局面はさらに、後続
のユーザデータセグメントの始めに予め定められたカウ
ント長の記録再開同期フィールドおよび記録再開アドレ
スマークを設けるステップと、ゼロカウントに達するま
で、予め定められたカウント長に対応する負のカウント
で記録値位置をカウントするステップを開始するステッ
プと、ゼロカウントに達すると、カウント値を復元する
ステップとを含む。この局面において、付加的なステッ
プは、ディスクへのデータ書込動作の際に、後続のユー
ザデータセグメントの始めに記録再開同期フィールドお
よび記録再開アドレスマークを書込むステップと、ディ
スクからのデータ読出動作の際に、後続のユーザデータ
セグメントの始めに記録再開同期フィールドおよび記録
再開アドレスマークを読出すステップとを含む。データ
読出動作の際に後続のユーザデータセグメントの始めの
アドレスマークを検出するためのカウントウィンドウを
確立するステップと、カウントウィンドウ内でアドレス
マークが検出されるとカウント値を復元するステップと
のさらなるステップが行なわれてもよい。さらに、カウ
ンタウィンドウ内でアドレスマークが検出されなければ
エラー状態の信号を送る、さらなるステップが実行され
てもよい。
のユーザデータセグメントの始めに予め定められたカウ
ント長の記録再開同期フィールドおよび記録再開アドレ
スマークを設けるステップと、ゼロカウントに達するま
で、予め定められたカウント長に対応する負のカウント
で記録値位置をカウントするステップを開始するステッ
プと、ゼロカウントに達すると、カウント値を復元する
ステップとを含む。この局面において、付加的なステッ
プは、ディスクへのデータ書込動作の際に、後続のユー
ザデータセグメントの始めに記録再開同期フィールドお
よび記録再開アドレスマークを書込むステップと、ディ
スクからのデータ読出動作の際に、後続のユーザデータ
セグメントの始めに記録再開同期フィールドおよび記録
再開アドレスマークを読出すステップとを含む。データ
読出動作の際に後続のユーザデータセグメントの始めの
アドレスマークを検出するためのカウントウィンドウを
確立するステップと、カウントウィンドウ内でアドレス
マークが検出されるとカウント値を復元するステップと
のさらなるステップが行なわれてもよい。さらに、カウ
ンタウィンドウ内でアドレスマークが検出されなければ
エラー状態の信号を送る、さらなるステップが実行され
てもよい。
【００２５】この発明の別の局面において、ユーザデー
タブロック位置の始めに対応するカウント値を決定する
ステップは、メモリ内にデータブロック位置記録を設け
るステップと、特定のデータブロック位置に対応するデ
ータブロック位置記録を検索するステップとによって行
なわれる。
タブロック位置の始めに対応するカウント値を決定する
ステップは、メモリ内にデータブロック位置記録を設け
るステップと、特定のデータブロック位置に対応するデ
ータブロック位置記録を検索するステップとによって行
なわれる。
【００２６】この発明のさらに別の局面において、デー
タブロック位置の始めに対応するカウント値を決定する
ステップは、同心円状のトラックに関するユーザデータ
ブロックの予め定められたプランに基づいてカウント値
を計算するステップによって行なわれる。
タブロック位置の始めに対応するカウント値を決定する
ステップは、同心円状のトラックに関するユーザデータ
ブロックの予め定められたプランに基づいてカウント値
を計算するステップによって行なわれる。
【００２７】この発明のさらに別の局面は、各サーボセ
クタ内にサーボセクタ識別値を与えるステップと、対応
するサーボセクタが変換器ヘッドによって読出れる際に
サーボセクタ識別値を検出するステップと、検出された
サーボセクタ識別値をデータブロック位置と相関させ
て、データブロック位置の始めを含むユーザデータセグ
メントに達したかどうかを定めるステップとをさらに含
む。
クタ内にサーボセクタ識別値を与えるステップと、対応
するサーボセクタが変換器ヘッドによって読出れる際に
サーボセクタ識別値を検出するステップと、検出された
サーボセクタ識別値をデータブロック位置と相関させ
て、データブロック位置の始めを含むユーザデータセグ
メントに達したかどうかを定めるステップとをさらに含
む。
【００２８】この発明のこれらのおよび他の目的、利
点、局面、および特徴は、添付の図面に関連して示され
る好ましい実施例の以下の詳細な説明を考慮すると、十
分に理解され、認められるであろう。
点、局面、および特徴は、添付の図面に関連して示され
る好ましい実施例の以下の詳細な説明を考慮すると、十
分に理解され、認められるであろう。
【００２９】
【好ましい実施例の詳細な説明】以下の議論において、
図１および図２を参照して上で議論した同じ構成要素お
よび特徴は、本発明の好ましい実施例で同じ構成要素を
示すために用いられ、この説明全体において同じ参照番
号は、同じ構成要素または機能的要素を参照するものと
して理解されたい。
図１および図２を参照して上で議論した同じ構成要素お
よび特徴は、本発明の好ましい実施例で同じ構成要素を
示すために用いられ、この説明全体において同じ参照番
号は、同じ構成要素または機能的要素を参照するものと
して理解されたい。
【００３０】本発明の原理に従えば、ＩＤなしデータト
ラックフォーマットおよび方法を達成するために、識別
フィールド１６（図１および図２の先行技術の例に図
示）は、データトラック１２において排除されている。
ＩＤなしの動作は、サーボウェッジ１４をカウントする
ことによってデータブロックの位置の始まりを決定しか
つ隣接するサーボウェッジ（図４参照）の間にあるユー
ザデータセグメントのバイト位置を決定し、その後、所
望のデータ変換器ヘッドが選択されたデータトラックの
データセグメント内の選択されたデータブロック位置の
ちょうど上にあるとき読出または書込を可能にすること
に基づいて行なわれる。ヘッドがディスクの正しい領域
にあるとき、新しいプロセスによって読出ゲート（Ｒ
Ｇ）または書込ゲート（ＷＧ）制御信号がアサートさ
れ、その後、フォーマッタステートマシンがデータ同期
フィールド１５、データアドレスマーク１７、実際のユ
ーザデータブロック１８、およびＥＣＣ残余バイト２０
を読出す（または書込む）。識別フィールド１６をなく
すことによって、ディスクスペースの約４ないし７％が
ユーザデータ記憶のために解放され、それによって、本
発明の原理を組込むディスクドライブ１００のユーザデ
ータ記憶容量を同じ量だけ高めることができる。さら
に、従来の識別フィールドデータを処理するのに必要な
先行技術のシーケンサ設計に対して約７５００ＩＣゲー
トがセーブされる。このようにゲート数を減らすことに
よって、データ処理機能を備える特定用途向け集積回路
のコストを抑えることができる。
ラックフォーマットおよび方法を達成するために、識別
フィールド１６（図１および図２の先行技術の例に図
示）は、データトラック１２において排除されている。
ＩＤなしの動作は、サーボウェッジ１４をカウントする
ことによってデータブロックの位置の始まりを決定しか
つ隣接するサーボウェッジ（図４参照）の間にあるユー
ザデータセグメントのバイト位置を決定し、その後、所
望のデータ変換器ヘッドが選択されたデータトラックの
データセグメント内の選択されたデータブロック位置の
ちょうど上にあるとき読出または書込を可能にすること
に基づいて行なわれる。ヘッドがディスクの正しい領域
にあるとき、新しいプロセスによって読出ゲート（Ｒ
Ｇ）または書込ゲート（ＷＧ）制御信号がアサートさ
れ、その後、フォーマッタステートマシンがデータ同期
フィールド１５、データアドレスマーク１７、実際のユ
ーザデータブロック１８、およびＥＣＣ残余バイト２０
を読出す（または書込む）。識別フィールド１６をなく
すことによって、ディスクスペースの約４ないし７％が
ユーザデータ記憶のために解放され、それによって、本
発明の原理を組込むディスクドライブ１００のユーザデ
ータ記憶容量を同じ量だけ高めることができる。さら
に、従来の識別フィールドデータを処理するのに必要な
先行技術のシーケンサ設計に対して約７５００ＩＣゲー
トがセーブされる。このようにゲート数を減らすことに
よって、データ処理機能を備える特定用途向け集積回路
のコストを抑えることができる。
【００３１】図３を参照して、データトラック１２は一
連の埋込みサーボセクタ１４を含み、それぞれその右に
はデータブロック１８がある。図３において、予め定め
られたバイト長の３つのユーザデータブロック１８−
０、１８−１および１８−２は、隣接するサーボセクタ
１４の間にある２つのユーザデータセグメント１９−０
および１９−１内に示されている。示されている特定の
フォーマットでは、データブロック１８−０は完全にデ
ータセグメント１９−０内にあり、データブロック１８
−２は完全にユーザデータセグメント１９−１内にあ
る。データブロック１８−１は、セグメント１９−０に
ある第１の部分１８−１Ａと、セグメント１９−１にあ
る第２の部分１８−１Ｂに分かれている。図３ではデー
タブロック１８はたとえば６００バイト等の固定された
長さとして示されているが、データ圧縮、または情報を
圧縮するかもしくは特定のユーザデータ記録に必要な記
憶スペースの量を減らすためのユーザデータ記録の他の
処理に応じて、各々のデータブロック１８は固有の長さ
を有していてもよい。したがって、この説明全体におい
て「ユーザデータブロック」に言及するときは、固定さ
れた長さのブロックまたはデータフィールドと、全体的
なデータ記録プランまたはアルゴリズムに従って変化し
得る定められた長さのブロックとの両方を企図する。
連の埋込みサーボセクタ１４を含み、それぞれその右に
はデータブロック１８がある。図３において、予め定め
られたバイト長の３つのユーザデータブロック１８−
０、１８−１および１８−２は、隣接するサーボセクタ
１４の間にある２つのユーザデータセグメント１９−０
および１９−１内に示されている。示されている特定の
フォーマットでは、データブロック１８−０は完全にデ
ータセグメント１９−０内にあり、データブロック１８
−２は完全にユーザデータセグメント１９−１内にあ
る。データブロック１８−１は、セグメント１９−０に
ある第１の部分１８−１Ａと、セグメント１９−１にあ
る第２の部分１８−１Ｂに分かれている。図３ではデー
タブロック１８はたとえば６００バイト等の固定された
長さとして示されているが、データ圧縮、または情報を
圧縮するかもしくは特定のユーザデータ記録に必要な記
憶スペースの量を減らすためのユーザデータ記録の他の
処理に応じて、各々のデータブロック１８は固有の長さ
を有していてもよい。したがって、この説明全体におい
て「ユーザデータブロック」に言及するときは、固定さ
れた長さのブロックまたはデータフィールドと、全体的
なデータ記録プランまたはアルゴリズムに従って変化し
得る定められた長さのブロックとの両方を企図する。
【００３２】次に図４を参照すると、各々のサーボセク
タまたはウェッジ１４は、読出／書込回復バッファフィ
ールド２３、ＡＧＣフィールド２４、サーボ同期フィー
ルド２６、サーボアドレスマーク２８、インデックスフ
ィールド３０、サーボセクタ番号フィールド３２、グレ
イコードトラック番号フィールド３４、ならびにたとえ
ば半径方向にオフセットされた３つのバーストフィール
ド、すなわちＡバースト３６、Ｂバースト３８およびＣ
バースト４０を備えている。各々のウェッジ１４は、デ
ータ変換器ヘッド４４が読出モードから書込モードに遷
移する書込／スプライス領域を設けるために、短いパッ
ドフィールド４１で終わっている。バーストフィールド
３６をトラック番号フィールド３４から分離しかつバー
ストフィールド３６、３８および４０を互いに分離する
ために、パッドフィールド３５、３７および３９も設け
られている。
タまたはウェッジ１４は、読出／書込回復バッファフィ
ールド２３、ＡＧＣフィールド２４、サーボ同期フィー
ルド２６、サーボアドレスマーク２８、インデックスフ
ィールド３０、サーボセクタ番号フィールド３２、グレ
イコードトラック番号フィールド３４、ならびにたとえ
ば半径方向にオフセットされた３つのバーストフィール
ド、すなわちＡバースト３６、Ｂバースト３８およびＣ
バースト４０を備えている。各々のウェッジ１４は、デ
ータ変換器ヘッド４４が読出モードから書込モードに遷
移する書込／スプライス領域を設けるために、短いパッ
ドフィールド４１で終わっている。バーストフィールド
３６をトラック番号フィールド３４から分離しかつバー
ストフィールド３６、３８および４０を互いに分離する
ために、パッドフィールド３５、３７および３９も設け
られている。
【００３３】サーボウェッジ１４内では、データビット
０または１の各々に関して９個のＴセルが用いられる。
したがって、データビット０は、Ｔセルの間隔内で１０
０００ ０１０ ０というＴセルパターンとして表わ
すことができ、「１」は磁束遷移があることを意味し、
「０」は磁束遷移がないことを意味する。インデックス
マーカフィールド３０の持続時間はたとえば１８個のＴ
セルである。インデックスマーカフィールドは３つの別
個のパターン、すなわち１０ ０１０ ００００ １０
０００ ０１０ ０の形の「１０」インデックスパタ
ーン、１００００ ０１０ ０ １０ ０１０ ０００
０の形の「０１」インデックスパターン、および１０
０００ ０１０ ０ １０ ０００ ０１０ ０のイ
ンデックスのないパターンを有する。インデックスマー
カフィールド３０内に２つの別個のインデックスパター
ンを設けることによって、さらなる障害許容限界が得ら
れる。したがって、「１０」パターン等の１つのパター
ンは、その次のサーボウェッジ１４が１回転に１回のイ
ンデックスマーカ（「０１」パターン）を含むことを知
らせる「プレ−インデックス」マーカとしての役割を果
たし得る。
０または１の各々に関して９個のＴセルが用いられる。
したがって、データビット０は、Ｔセルの間隔内で１０
０００ ０１０ ０というＴセルパターンとして表わ
すことができ、「１」は磁束遷移があることを意味し、
「０」は磁束遷移がないことを意味する。インデックス
マーカフィールド３０の持続時間はたとえば１８個のＴ
セルである。インデックスマーカフィールドは３つの別
個のパターン、すなわち１０ ０１０ ００００ １０
０００ ０１０ ０の形の「１０」インデックスパタ
ーン、１００００ ０１０ ０ １０ ０１０ ０００
０の形の「０１」インデックスパターン、および１０
０００ ０１０ ０ １０ ０００ ０１０ ０のイ
ンデックスのないパターンを有する。インデックスマー
カフィールド３０内に２つの別個のインデックスパター
ンを設けることによって、さらなる障害許容限界が得ら
れる。したがって、「１０」パターン等の１つのパター
ンは、その次のサーボウェッジ１４が１回転に１回のイ
ンデックスマーカ（「０１」パターン）を含むことを知
らせる「プレ−インデックス」マーカとしての役割を果
たし得る。
【００３４】インデックスフィールド３０、サーボセク
タ番号フィールド３２、および２５ナノ秒（４０ＭＨ
ｚ）の好ましいクロックセルの間隔（１Ｔ）を除いて、
図示したサーボウェッジ１４内に見られるフィールド
は、引用した共通に譲渡された米国特許番号第５，１７
０，２９９号に記載されているものと実質的に同じであ
る。セクタ番号フィールド３２はここに新しく設けられ
たものであり、これは以下に説明するセクタ番号カウン
タに保持されるサーボセクタカウントを確認する。サー
ボセクタ番号フィールド３２を含むすべてのフィールド
は、データ変換器ヘッド４４が各々のサーボウェッジ１
４の上を通過するときにそのデータ変換器ヘッドによっ
て読取られる。各々のサーボウェッジ１４に記録された
情報は、その後別々のサーボデータ検出器回路１０４に
よって読出チャネル位相ロックなしで回復され、このサ
ーボデータ検出器回路は、好ましくは共通に譲渡された
１９９１年６月４日出願の「埋込みセクタサーボディス
クドライブのための非同期データ読取装置（Asynchrono
us Data Reader for Embedded Sector Servo Disk Driv
e)」と題された同時係属中の米国特許出願連続番号第０
７／７１０，１７２号に記載されるタイプであり、その
開示は引用によりここに援用される。
タ番号フィールド３２、および２５ナノ秒（４０ＭＨ
ｚ）の好ましいクロックセルの間隔（１Ｔ）を除いて、
図示したサーボウェッジ１４内に見られるフィールド
は、引用した共通に譲渡された米国特許番号第５，１７
０，２９９号に記載されているものと実質的に同じであ
る。セクタ番号フィールド３２はここに新しく設けられ
たものであり、これは以下に説明するセクタ番号カウン
タに保持されるサーボセクタカウントを確認する。サー
ボセクタ番号フィールド３２を含むすべてのフィールド
は、データ変換器ヘッド４４が各々のサーボウェッジ１
４の上を通過するときにそのデータ変換器ヘッドによっ
て読取られる。各々のサーボウェッジ１４に記録された
情報は、その後別々のサーボデータ検出器回路１０４に
よって読出チャネル位相ロックなしで回復され、このサ
ーボデータ検出器回路は、好ましくは共通に譲渡された
１９９１年６月４日出願の「埋込みセクタサーボディス
クドライブのための非同期データ読取装置（Asynchrono
us Data Reader for Embedded Sector Servo Disk Driv
e)」と題された同時係属中の米国特許出願連続番号第０
７／７１０，１７２号に記載されるタイプであり、その
開示は引用によりここに援用される。
【００３５】図４はまた、サーボアドレスマーク（「Ｓ
ＡＭ」）フィールド２８におけるサーボアドレスマーク
の検出と、以下に説明するフォーマッタ６４内のユーザ
データセグメントバイトカウンタ１５４の再始動との間
の関係を示している。通常、カウンタ１５４は、サーボ
デコーダ１０４内のサーボアドレスマーク検出器によっ
て発生されたＳＡＭ発見信号に従って各々のＳＡＭが検
出されると０にリセットされ再始動される。ＳＡＭが検
出されなければ、セクタカウンタはタイムアウトを起こ
し、カウンタ１５４はタイムアップ値にリセットされ、
ＳＡＭタイムアウトが生じたときに再始動される。その
後、ウェッジ１４が通過した後に、カウンタ１５４がセ
クタ開始カウントに達する。サーボ検出器回路１０４内
に含まれるＳＡＭ検出器によってその次のＳＡＭ発見信
号がアサートされる（または「ＳＡＭ見落とし」信号が
アサートされる）まで、セクタバイトカウンタ１５４は
増加し続ける。セクタカウンタは、データセグメント１
９の終わりを示すバイトカウントＥＮＤＳＥＣＴに到達
した後、０にリセットされる。サーボアドレスマーク発
見信号「ＳＡＭ発見」が真になるまで、または「ＳＡＭ
見落とし」を意味する時間切れタイマ信号ＴＩＭＥＳＵ
ＰＴＩＭに到達するまで、さらなるカウント増分は、そ
の次のサーボウェッジ１４内の位置を示す。
ＡＭ」）フィールド２８におけるサーボアドレスマーク
の検出と、以下に説明するフォーマッタ６４内のユーザ
データセグメントバイトカウンタ１５４の再始動との間
の関係を示している。通常、カウンタ１５４は、サーボ
デコーダ１０４内のサーボアドレスマーク検出器によっ
て発生されたＳＡＭ発見信号に従って各々のＳＡＭが検
出されると０にリセットされ再始動される。ＳＡＭが検
出されなければ、セクタカウンタはタイムアウトを起こ
し、カウンタ１５４はタイムアップ値にリセットされ、
ＳＡＭタイムアウトが生じたときに再始動される。その
後、ウェッジ１４が通過した後に、カウンタ１５４がセ
クタ開始カウントに達する。サーボ検出器回路１０４内
に含まれるＳＡＭ検出器によってその次のＳＡＭ発見信
号がアサートされる（または「ＳＡＭ見落とし」信号が
アサートされる）まで、セクタバイトカウンタ１５４は
増加し続ける。セクタカウンタは、データセグメント１
９の終わりを示すバイトカウントＥＮＤＳＥＣＴに到達
した後、０にリセットされる。サーボアドレスマーク発
見信号「ＳＡＭ発見」が真になるまで、または「ＳＡＭ
見落とし」を意味する時間切れタイマ信号ＴＩＭＥＳＵ
ＰＴＩＭに到達するまで、さらなるカウント増分は、そ
の次のサーボウェッジ１４内の位置を示す。
【００３６】図５（Ａ）は、回転磁気データ記憶ディス
ク４２のデータ記憶面を概略的に示す平面図である。複
数個の同心データトラック１２は、ディスク４２の図示
した面に規定される。各々のトラックは、たとえばメタ
ル・イン・ギャップ（ＭｉＧ）、薄膜、または誘導書込
／磁気抵抗読出（ＭＲ）タイプが可能である磁気データ
変換器ヘッド４４によって書込まれかつ読出される。ヘ
ッドスライダ４４は負荷ビーム４６に装着され、この負
荷ビームはボイスコイル回転アクチュエータアセンブリ
５０のヘッドアーム４８に装着される。図５（Ａ）に示
されるように、ディスク４２の記憶面は、一連の３つの
同心データゾーン、すなわち外側ゾーン０、中間ゾーン
１および内側ゾーン２として構成される。図示した例に
おいて、外側ゾーン０のトラック１２の各々は９個のデ
ータセクタ１８−０ないし１８−８を有し、中間ゾーン
のトラックの各々は７個のデータセクタ１８−０ないし
１８−６を有し、内側ゾーンのトラックの各々は５個の
データセクタ１８−０ないし１８−４を有する。図５
（Ａ）に示す構成は、好ましい実際の構成よりもかなり
簡略化されており、そのような構成は典型的にはさらに
多くの数のサーボセクタ１４およびデータセグメント１
９を含み得る。各々のトラック内のデータブロック１８
の数も、データブロック長、サーボセクタ１４の数、お
よび磁気記録密度等に応じてかなり多くてもよい。
ク４２のデータ記憶面を概略的に示す平面図である。複
数個の同心データトラック１２は、ディスク４２の図示
した面に規定される。各々のトラックは、たとえばメタ
ル・イン・ギャップ（ＭｉＧ）、薄膜、または誘導書込
／磁気抵抗読出（ＭＲ）タイプが可能である磁気データ
変換器ヘッド４４によって書込まれかつ読出される。ヘ
ッドスライダ４４は負荷ビーム４６に装着され、この負
荷ビームはボイスコイル回転アクチュエータアセンブリ
５０のヘッドアーム４８に装着される。図５（Ａ）に示
されるように、ディスク４２の記憶面は、一連の３つの
同心データゾーン、すなわち外側ゾーン０、中間ゾーン
１および内側ゾーン２として構成される。図示した例に
おいて、外側ゾーン０のトラック１２の各々は９個のデ
ータセクタ１８−０ないし１８−８を有し、中間ゾーン
のトラックの各々は７個のデータセクタ１８−０ないし
１８−６を有し、内側ゾーンのトラックの各々は５個の
データセクタ１８−０ないし１８−４を有する。図５
（Ａ）に示す構成は、好ましい実際の構成よりもかなり
簡略化されており、そのような構成は典型的にはさらに
多くの数のサーボセクタ１４およびデータセグメント１
９を含み得る。各々のトラック内のデータブロック１８
の数も、データブロック長、サーボセクタ１４の数、お
よび磁気記録密度等に応じてかなり多くてもよい。
【００３７】図１０ないし図１２を参照して以下に議論
するように、識別フィールドなしの動作のために必要な
サーボウェッジおよびバイト位置の情報を計算するのが
実際的である。しかしながら、この第１の好ましい実施
例では、各々のデータブロック１８の始めの位置決めを
するのに必要なウェッジおよびバイトの値を計算しな
い。むしろ、この情報は、ディスクドライブのキャッシ
ュメモリ５２のセクタバッファセグメントまたはページ
に記憶される。各々のセクタがアクセスされる直前に
（好ましくはサーボウェッジ時間の間に）、データブロ
ック１８に関するブロック記録は、セクタバッファから
フォーマッタ６４のＦＩＦＯセクタフォーマットレジス
タ６５に転送される。これは、以下により詳細に説明す
る。
するように、識別フィールドなしの動作のために必要な
サーボウェッジおよびバイト位置の情報を計算するのが
実際的である。しかしながら、この第１の好ましい実施
例では、各々のデータブロック１８の始めの位置決めを
するのに必要なウェッジおよびバイトの値を計算しな
い。むしろ、この情報は、ディスクドライブのキャッシ
ュメモリ５２のセクタバッファセグメントまたはページ
に記憶される。各々のセクタがアクセスされる直前に
（好ましくはサーボウェッジ時間の間に）、データブロ
ック１８に関するブロック記録は、セクタバッファから
フォーマッタ６４のＦＩＦＯセクタフォーマットレジス
タ６５に転送される。これは、以下により詳細に説明す
る。
【００３８】図５（Ｂ）は、ドライブキャッシュメモリ
５２のセクタバッファセグメントに関するデータ構成を
示している。現在好ましい実施例では、サーボウェッジ
１４に関するデータブロック１８の特定の構成の個々の
データフィールドフォーマット記録は、データブロック
ごと、およびゾーンごとに維持される。このつながり
は、図５（Ａ）に関連する図５（Ｂ）に示されている。
各々のデータブロックフォーマット記録は、好ましく
は、サーボウェッジ番号フィールド５４と、欠陥ユーザ
データセグメントフラグ５６と、たとえば１２ビットバ
イトカウントフィールド６０とを含む３バイト記録を含
む。バイトカウントフィールド６０は、データブロック
記録のバイトのうちの２つにわたっている。サーボセク
タ１４の数がたとえば１２８以下に制限されており、デ
ータブロック１８の始まりに関するバイトカウントが、
２つの最下位ビットが０である４バイトの境界上にさ
れ、ユーザデータセグメント１９内のバイト数が１０２
４バイト未満であれば、３バイト記録の代わりに２バイ
トデータブロック記録を実現することが実際的である。
この２バイトの代替例では、欠陥セグメントフラグ５６
および７ビットサーボウェッジ番号は第１のバイト位置
に保持され、かつバイトカウント［９：２］は第２のバ
イトに保持される。
５２のセクタバッファセグメントに関するデータ構成を
示している。現在好ましい実施例では、サーボウェッジ
１４に関するデータブロック１８の特定の構成の個々の
データフィールドフォーマット記録は、データブロック
ごと、およびゾーンごとに維持される。このつながり
は、図５（Ａ）に関連する図５（Ｂ）に示されている。
各々のデータブロックフォーマット記録は、好ましく
は、サーボウェッジ番号フィールド５４と、欠陥ユーザ
データセグメントフラグ５６と、たとえば１２ビットバ
イトカウントフィールド６０とを含む３バイト記録を含
む。バイトカウントフィールド６０は、データブロック
記録のバイトのうちの２つにわたっている。サーボセク
タ１４の数がたとえば１２８以下に制限されており、デ
ータブロック１８の始まりに関するバイトカウントが、
２つの最下位ビットが０である４バイトの境界上にさ
れ、ユーザデータセグメント１９内のバイト数が１０２
４バイト未満であれば、３バイト記録の代わりに２バイ
トデータブロック記録を実現することが実際的である。
この２バイトの代替例では、欠陥セグメントフラグ５６
および７ビットサーボウェッジ番号は第１のバイト位置
に保持され、かつバイトカウント［９：２］は第２のバ
イトに保持される。
【００３９】図６は、ディスク４２およびデータ変換器
４４を含む小型ハードディスクドライブに関するアーキ
テクチャ１００を示している。ディスク４２から読出さ
れた電気信号は、書込モードの間に、ヘッド選択／書込
ドライバとしても機能するプリアンプ回路６６によって
前置増幅される。読出／書込集積回路６８は、特定のデ
ータゾーンに関するデータ転送速度が選択的に発生され
得るように、プログラマブル周波数シンセサイザの制御
下で動作する位相ロックループを含むデータ同期装置、
ピーク検出装置およびデータ分離装置を機能的に含む。
ドライブエレクトロニクスチップ７０は、ディスクドラ
イブ１００の機能の大部分を含む。ドライブチップ７０
は、データバス構造８６および制御バス構造９２を介し
てキャッシュバッファメモリ５２に接続され、かつデー
タ／アドレスバス９６を介してプログラムされたマイク
ロコントローラ７２に接続され、かつアドレスバス９８
に接続され、かつ制御経路１０９および１１１を介して
モータドライバ回路７４に接続され、かつインタフェー
スバス構造８０を介してホストコンピュータ７８に接続
される。モータドライバ回路７４は、たとえばディスク
４２を予め定められた角速度で回転させる３相スピンド
ルモータ７６と、回転ボイスコイルアクチュエータ構造
５０のコイルとに適切な駆動信号を与える。
４４を含む小型ハードディスクドライブに関するアーキ
テクチャ１００を示している。ディスク４２から読出さ
れた電気信号は、書込モードの間に、ヘッド選択／書込
ドライバとしても機能するプリアンプ回路６６によって
前置増幅される。読出／書込集積回路６８は、特定のデ
ータゾーンに関するデータ転送速度が選択的に発生され
得るように、プログラマブル周波数シンセサイザの制御
下で動作する位相ロックループを含むデータ同期装置、
ピーク検出装置およびデータ分離装置を機能的に含む。
ドライブエレクトロニクスチップ７０は、ディスクドラ
イブ１００の機能の大部分を含む。ドライブチップ７０
は、データバス構造８６および制御バス構造９２を介し
てキャッシュバッファメモリ５２に接続され、かつデー
タ／アドレスバス９６を介してプログラムされたマイク
ロコントローラ７２に接続され、かつアドレスバス９８
に接続され、かつ制御経路１０９および１１１を介して
モータドライバ回路７４に接続され、かつインタフェー
スバス構造８０を介してホストコンピュータ７８に接続
される。モータドライバ回路７４は、たとえばディスク
４２を予め定められた角速度で回転させる３相スピンド
ルモータ７６と、回転ボイスコイルアクチュエータ構造
５０のコイルとに適切な駆動信号を与える。
【００４０】ドライブエレクトロニクスチップ７０は、
ＳＣＳＩ ＩＩ、ＩＤＥ、ＰＣＭＣＩＡ、または他の何
らかのバスレベルインタフェースプロトコル等のホスト
７８との予め定められたインタフェースバス構造を実現
するためのホストインタフェースコントローラ回路８２
を含む。先入れ先出しバッファ８４は、インタフェース
８２とキャッシュバッファメモリ５２との間のバス８６
を介するデータ転送をバッファする。バッファコントロ
ーラ回路８８は、アドレスとリフレッシュ信号を含む制
御信号とを発生し、かつそれらを制御バス９２を介して
ダイナミックキャッシュバッファメモリアレイ５２に送
る。バッファコントローラ８８内の仲裁回路９０は、並
直列変換器／直並列変換器（ＳＥＲＤＥＳ）１１６によ
って行なわれたバッファメモリアクセスリクエスト、マ
イクロコントローラインタフェース９４を介してマイク
ロコントローラ７２によって行なわれたバッファメモリ
アクセスリクエスト、ホストインタフェースコントロー
ラ８２によって行なわれたバッファメモリアクセスリク
エスト、およびフォーマッタインタフェース１４４を介
してフォーマッタレジスタＦＩＦＯ６５によって行なわ
れたバッファメモリアクセスリクエストを仲裁する。キ
ャッシュバッファメモリ５２への直接のアクセスリクエ
ストの仲裁は、好ましくは、共通に譲渡された１９９３
年４月３０日出願の「ディスクドライブにおけるデータ
ブロックおよび制御プログラム記憶のための共有メモリ
アレイ（Shared Memory Array for Data Block and Con
trol Program Storage in Disk Drive）」と題された同
時係属中の米国特許出願連続番号第０８／０５６，４２
８号の教示に従って実現され、その開示は引用によりこ
こに援用される。
ＳＣＳＩ ＩＩ、ＩＤＥ、ＰＣＭＣＩＡ、または他の何
らかのバスレベルインタフェースプロトコル等のホスト
７８との予め定められたインタフェースバス構造を実現
するためのホストインタフェースコントローラ回路８２
を含む。先入れ先出しバッファ８４は、インタフェース
８２とキャッシュバッファメモリ５２との間のバス８６
を介するデータ転送をバッファする。バッファコントロ
ーラ回路８８は、アドレスとリフレッシュ信号を含む制
御信号とを発生し、かつそれらを制御バス９２を介して
ダイナミックキャッシュバッファメモリアレイ５２に送
る。バッファコントローラ８８内の仲裁回路９０は、並
直列変換器／直並列変換器（ＳＥＲＤＥＳ）１１６によ
って行なわれたバッファメモリアクセスリクエスト、マ
イクロコントローラインタフェース９４を介してマイク
ロコントローラ７２によって行なわれたバッファメモリ
アクセスリクエスト、ホストインタフェースコントロー
ラ８２によって行なわれたバッファメモリアクセスリク
エスト、およびフォーマッタインタフェース１４４を介
してフォーマッタレジスタＦＩＦＯ６５によって行なわ
れたバッファメモリアクセスリクエストを仲裁する。キ
ャッシュバッファメモリ５２への直接のアクセスリクエ
ストの仲裁は、好ましくは、共通に譲渡された１９９３
年４月３０日出願の「ディスクドライブにおけるデータ
ブロックおよび制御プログラム記憶のための共有メモリ
アレイ（Shared Memory Array for Data Block and Con
trol Program Storage in Disk Drive）」と題された同
時係属中の米国特許出願連続番号第０８／０５６，４２
８号の教示に従って実現され、その開示は引用によりこ
こに援用される。
【００４１】集積回路７０内の内部バス構造１０２は、
マイクロコントローラインタフェース９４を、アナログ
／デジタル変換器１０６、サーボ検出器回路１０４、モ
ータレギュレータ回路１０８および直列制御ポート１１
０に接続する。サーボ検出器回路１０４は、サーボウェ
ッジ１４内に含まれる情報を検出し、デコードしさらに
マイクロコントローラ７２に送るために、読出／書込チ
ャネルから経路１０５を介して生データを受取る。アナ
ログ／デジタル変換器１０６は、Ａ、ＢおよびＣのバー
ストフィールド３６、３８および４０のうちの選択され
たものから順次得られるサンプリングされかつ保持され
たピーク振幅値を、読出／書込チャネル６８内のピーク
検出器から経路１０７を介して受取り、かつこれらのサ
ンプリングされた振幅値をデジタル値に変換して、マイ
クロコントローラ７２によって実現されるデジタルサー
ボループ内で処理する。サーボ値は、引用した米国特許
番号第５，１７０，２９９号において記載されるように
処理され、かつ用いられる。
マイクロコントローラインタフェース９４を、アナログ
／デジタル変換器１０６、サーボ検出器回路１０４、モ
ータレギュレータ回路１０８および直列制御ポート１１
０に接続する。サーボ検出器回路１０４は、サーボウェ
ッジ１４内に含まれる情報を検出し、デコードしさらに
マイクロコントローラ７２に送るために、読出／書込チ
ャネルから経路１０５を介して生データを受取る。アナ
ログ／デジタル変換器１０６は、Ａ、ＢおよびＣのバー
ストフィールド３６、３８および４０のうちの選択され
たものから順次得られるサンプリングされかつ保持され
たピーク振幅値を、読出／書込チャネル６８内のピーク
検出器から経路１０７を介して受取り、かつこれらのサ
ンプリングされた振幅値をデジタル値に変換して、マイ
クロコントローラ７２によって実現されるデジタルサー
ボループ内で処理する。サーボ値は、引用した米国特許
番号第５，１７０，２９９号において記載されるように
処理され、かつ用いられる。
【００４２】モータレギュレータ回路１０８は、デジタ
ルモータ速度を調整し、かつデジタル制御値を経路１０
９を介してアナログモータドライバチップ７４に送る。
モータレギュレータ回路と、アナログモータドライバチ
ップ７４のスピンドルモータ制御回路とは、好ましく
は、オスワルド（Oswald) に共通に譲渡された、「ブラ
シなしＤ．Ｃ．スピンドルモータのためのデジタル−ア
ナログドライバ（Digital-Analog Driver for Brushles
s D. C. Spidle Motor）」と題された米国特許番号第
５，２１０，４７４号の教示に従うものであり、その開
示は引用によりここに援用される。直列ポート１１０
は、直列制御値を直列制御経路１１１を介してたとえば
モータドライバ回路７４に送って、アクチュエータ５０
に与えられる駆動電流を制御し、かつ読出／書込チャネ
ル６８に送って、その周波数シンセサイザによって発生
される周波数を制御する。
ルモータ速度を調整し、かつデジタル制御値を経路１０
９を介してアナログモータドライバチップ７４に送る。
モータレギュレータ回路と、アナログモータドライバチ
ップ７４のスピンドルモータ制御回路とは、好ましく
は、オスワルド（Oswald) に共通に譲渡された、「ブラ
シなしＤ．Ｃ．スピンドルモータのためのデジタル−ア
ナログドライバ（Digital-Analog Driver for Brushles
s D. C. Spidle Motor）」と題された米国特許番号第
５，２１０，４７４号の教示に従うものであり、その開
示は引用によりここに援用される。直列ポート１１０
は、直列制御値を直列制御経路１１１を介してたとえば
モータドライバ回路７４に送って、アクチュエータ５０
に与えられる駆動電流を制御し、かつ読出／書込チャネ
ル６８に送って、その周波数シンセサイザによって発生
される周波数を制御する。
【００４３】クロック回路１１２は、データ読出動作の
間、ディスク４２から読出されているデータと同期のデ
ィスククロックを発生し、かつ書込モードの間、読出／
書込エレクトロニクス６８内のデータシンクロナイザに
よって送られた基準バイトクロックと同期のバイトクロ
ックを生成する。これらのクロック信号は、クロックバ
ス１１４を介してチップ７０全体に送られる。
間、ディスク４２から読出されているデータと同期のデ
ィスククロックを発生し、かつ書込モードの間、読出／
書込エレクトロニクス６８内のデータシンクロナイザに
よって送られた基準バイトクロックと同期のバイトクロ
ックを生成する。これらのクロック信号は、クロックバ
ス１１４を介してチップ７０全体に送られる。
【００４４】ＳＥＲＤＥＳ１１６は、書込動作の間ＦＩ
ＦＯ１１８からのデータバイトを直列化し、かつそれら
をエンコーダ／デコーダ１２４を介して読出／書込チャ
ネル６８に送る。データブロックが書込まれると、ＥＣ
Ｃシンドロームジェネレータ回路１２２は一連のＥＣＣ
残余バイトを発生し、かつそれらを各々のデータセクタ
１８のＥＣＣフィールド２０のデータブロックに付加す
る。読出モードの間、ＥＣＣシンドロームジェネレータ
は付加されたＥＣＣ残余バイトを回復し、それらが０等
の予め定められた値に一致するかどうかを決定する。も
し一致していれば、回復されたデータは有効であり、解
放されてホストコンピュータに転送される。もし一致し
ていなければ、シンドロームバイトはラッチされ、かつ
マイクロコントローラ７２に送られて誤り訂正処理が行
なわれる。このＥＣＣ処理は、１９９１年２月１日出願
のピーターソン（Peterson) らによる「埋込みデジタル
コントローラでのオンザフライ誤り訂正（On-The-Fly E
rror Correction With Embedded Digital Controlle
r）」と題された米国特許出願連続番号第０７／６５
０，７９１号（現在米国特許番号第５，２４１，５４６
号）に実質的に従っており、その開示は引用によりここ
に援用される。
ＦＯ１１８からのデータバイトを直列化し、かつそれら
をエンコーダ／デコーダ１２４を介して読出／書込チャ
ネル６８に送る。データブロックが書込まれると、ＥＣ
Ｃシンドロームジェネレータ回路１２２は一連のＥＣＣ
残余バイトを発生し、かつそれらを各々のデータセクタ
１８のＥＣＣフィールド２０のデータブロックに付加す
る。読出モードの間、ＥＣＣシンドロームジェネレータ
は付加されたＥＣＣ残余バイトを回復し、それらが０等
の予め定められた値に一致するかどうかを決定する。も
し一致していれば、回復されたデータは有効であり、解
放されてホストコンピュータに転送される。もし一致し
ていなければ、シンドロームバイトはラッチされ、かつ
マイクロコントローラ７２に送られて誤り訂正処理が行
なわれる。このＥＣＣ処理は、１９９１年２月１日出願
のピーターソン（Peterson) らによる「埋込みデジタル
コントローラでのオンザフライ誤り訂正（On-The-Fly E
rror Correction With Embedded Digital Controlle
r）」と題された米国特許出願連続番号第０７／６５
０，７９１号（現在米国特許番号第５，２４１，５４６
号）に実質的に従っており、その開示は引用によりここ
に援用される。
【００４５】ＥＮＤＥＣ１２４は、データストリームを
１，７ＲＬＬまたは０，４，４ＰＲＭＬ等の予め定めら
れたデータコード化規約にあわせて符号化しかつその規
約からデコードし、後者、すなわち０，４，４ＰＲＭＬ
のコード配列は、たとえば、１９９２年８月２７日出願
のアボット（Abbott) らによる「デジタル適応等化での
ＰＲＭＬ分類ＩＶサンプリングデータ検出を用いるディ
スクドライブ（Disk Drive Using PRML Class IV Sampl
ing Data Detection with Digital Adaptive Equalizat
ion)」と題された共通に譲渡された同時係属中の米国特
許出願連続番号第０７／９３７，６０４号に記載されて
おり、その開示は引用によりここに援用される。
１，７ＲＬＬまたは０，４，４ＰＲＭＬ等の予め定めら
れたデータコード化規約にあわせて符号化しかつその規
約からデコードし、後者、すなわち０，４，４ＰＲＭＬ
のコード配列は、たとえば、１９９２年８月２７日出願
のアボット（Abbott) らによる「デジタル適応等化での
ＰＲＭＬ分類ＩＶサンプリングデータ検出を用いるディ
スクドライブ（Disk Drive Using PRML Class IV Sampl
ing Data Detection with Digital Adaptive Equalizat
ion)」と題された共通に譲渡された同時係属中の米国特
許出願連続番号第０７／９３７，６０４号に記載されて
おり、その開示は引用によりここに援用される。
【００４６】上述の説明は本発明の背景を説明するもの
であって、本発明の範囲を制限するものではない。次に
本発明の局面に具体的に注目すると、フォーマッタ回路
６４は、データ読出動作の間データアドレスマーク１７
を検出するように機能するデータアドレスマーク検出器
回路１２６とともに動作する。フォーマッタ６４からの
制御ライン１３０は、データ読出の間、回路１２６を可
能化して、データアドレスマーク１７の探索を開始させ
る。アドレスマークが見つかると、回路１２６によって
制御信号が発生され、フォーマッタカウンタ１５４を０
にするためにその制御信号を経路１３２を介してフォー
マッタ６４に戻す（図６）。種々の適切なアドレスマー
クパターンを用いてもよいが、根本的に、アドレスマー
クは頑強でなければならず、かつＥＮＤＥＣ１２４によ
って強いられるコード規約に従ってデータ値としてデコ
ードしてはならない。１，７ＲＬＬコード規約に関する
頑強な故障許容アドレスマークパターンの一例は、引用
した米国特許出願連続番号第０７／７１０，０６５号
（現在米国特許番号第５，２３１，５４５号）に示され
ている。
であって、本発明の範囲を制限するものではない。次に
本発明の局面に具体的に注目すると、フォーマッタ回路
６４は、データ読出動作の間データアドレスマーク１７
を検出するように機能するデータアドレスマーク検出器
回路１２６とともに動作する。フォーマッタ６４からの
制御ライン１３０は、データ読出の間、回路１２６を可
能化して、データアドレスマーク１７の探索を開始させ
る。アドレスマークが見つかると、回路１２６によって
制御信号が発生され、フォーマッタカウンタ１５４を０
にするためにその制御信号を経路１３２を介してフォー
マッタ６４に戻す（図６）。種々の適切なアドレスマー
クパターンを用いてもよいが、根本的に、アドレスマー
クは頑強でなければならず、かつＥＮＤＥＣ１２４によ
って強いられるコード規約に従ってデータ値としてデコ
ードしてはならない。１，７ＲＬＬコード規約に関する
頑強な故障許容アドレスマークパターンの一例は、引用
した米国特許出願連続番号第０７／７１０，０６５号
（現在米国特許番号第５，２３１，５４５号）に示され
ている。
【００４７】エンコーダ１２４に、コード化されたデー
タに関する正当にコード化されたデータパターンに近い
が実際にはそれを侵しているパターンを書込ませること
によって、各々の同期フィールド１５およびデータアド
レスマーク１７が書込まれる。ＥＮＤＥＣ１２４が１，
７ＲＬＬコード化規約を実現する場合、１つの好ましい
パターンは、１０００００００１０００００００であ
る。アドレスマーク１７が書込まれるべきである場合、
ＥＮＤＥＣ１２４への制御ラインがアサートされ、その
後所望のアドレスマークパターンが書込まれる。
タに関する正当にコード化されたデータパターンに近い
が実際にはそれを侵しているパターンを書込ませること
によって、各々の同期フィールド１５およびデータアド
レスマーク１７が書込まれる。ＥＮＤＥＣ１２４が１，
７ＲＬＬコード化規約を実現する場合、１つの好ましい
パターンは、１０００００００１０００００００であ
る。アドレスマーク１７が書込まれるべきである場合、
ＥＮＤＥＣ１２４への制御ラインがアサートされ、その
後所望のアドレスマークパターンが書込まれる。
【００４８】最終セクタ比較回路１３４はまた、読出さ
れるまたは書込まれるべきデータブロックの最終セクタ
にいつ到達したかを検出するために、フォーマッタ６４
とともに動作する。比較回路は、最終データセクタ選択
値をマイクロコントローラインタフェース９４から経路
１４０を介して受取り、かつ現在のデータセクタ選択値
をインタフェース９４から経路１４２を介して受取る。
比較回路１３４は最新のセクタ値をフォーマッタ６４か
ら経路１３８を介して受取り、かつマイクロコントロー
ラ７２によって供給された最終セクタ値とこの最新のセ
クタ値との間の一致を検出する。一致が検出されると、
比較回路１３４は最終セクタ検出制御をフォーマッタ６
４に経路１３６を介して送り、処理されているデータブ
ロックの最終セクタ１８に達したことを示す。
れるまたは書込まれるべきデータブロックの最終セクタ
にいつ到達したかを検出するために、フォーマッタ６４
とともに動作する。比較回路は、最終データセクタ選択
値をマイクロコントローラインタフェース９４から経路
１４０を介して受取り、かつ現在のデータセクタ選択値
をインタフェース９４から経路１４２を介して受取る。
比較回路１３４は最新のセクタ値をフォーマッタ６４か
ら経路１３８を介して受取り、かつマイクロコントロー
ラ７２によって供給された最終セクタ値とこの最新のセ
クタ値との間の一致を検出する。一致が検出されると、
比較回路１３４は最終セクタ検出制御をフォーマッタ６
４に経路１３６を介して送り、処理されているデータブ
ロックの最終セクタ１８に達したことを示す。
【００４９】図７は、フォーマッタ６４の構造を詳細な
ブロック図で示している。ここで、フォーマッタ６４の
好ましい実現例は、フォーマッタ制御ステートマシン１
５０、サーボウェッジ／バイトカウンタおよび比較回路
１５２、ならびにデータセクタフォーマットカウンタ回
路１５４を含む。フォーマッタ制御ステートマシン１５
０の機能は、図８の状態図を参照して以下に説明する。
サーボウェッジ／バイトカウンタおよびコンパレータ回
路１５２は、サーボウェッジ１４をカウントし、図４に
示されるような、各々のウェッジの終わりからその次の
サーボウェッジ１４の始まりまでのユーザデータセグメ
ント１９におけるバイト位置をカウントする。データセ
クタフォーマットカウンタ回路１５４は、各々のデータ
ブロック位置の同期フィールド１５、データアドレスマ
ーク１７、ユーザデータフィールド１８およびＥＣＣフ
ィールド２０に対応するバイトをカウントする。
ブロック図で示している。ここで、フォーマッタ６４の
好ましい実現例は、フォーマッタ制御ステートマシン１
５０、サーボウェッジ／バイトカウンタおよび比較回路
１５２、ならびにデータセクタフォーマットカウンタ回
路１５４を含む。フォーマッタ制御ステートマシン１５
０の機能は、図８の状態図を参照して以下に説明する。
サーボウェッジ／バイトカウンタおよびコンパレータ回
路１５２は、サーボウェッジ１４をカウントし、図４に
示されるような、各々のウェッジの終わりからその次の
サーボウェッジ１４の始まりまでのユーザデータセグメ
ント１９におけるバイト位置をカウントする。データセ
クタフォーマットカウンタ回路１５４は、各々のデータ
ブロック位置の同期フィールド１５、データアドレスマ
ーク１７、ユーザデータフィールド１８およびＥＣＣフ
ィールド２０に対応するバイトをカウントする。
【００５０】本発明の１つの特徴に従えば、フォーマッ
タカウンタ１５４に保持されるカウントとデータブロッ
ク１８内のバイト位置との間でカウントがちょうど一致
することが望ましい。したがって、フォーマッタカウン
タ１５４に、データアドレスマーク１７およびデータ同
期フィールド１５のそれぞれの長さに対応する負のカウ
ントが予めロードされる。一旦アドレスマーク１７が発
見されると、フォーマッタカウンタ１５４はゼロカウン
トに達し、１などの第１のカウント値に対応する第１の
データバイトで上方向にカウントし始める。したがっ
て、フォーマッタカウンタ１５４は、たとえば同期フィ
ールド１５、アドレスマーク１７、データフィールド１
８およびＥＣＣフィールド２０を書込むために制御ゲー
トを発生する。
タカウンタ１５４に保持されるカウントとデータブロッ
ク１８内のバイト位置との間でカウントがちょうど一致
することが望ましい。したがって、フォーマッタカウン
タ１５４に、データアドレスマーク１７およびデータ同
期フィールド１５のそれぞれの長さに対応する負のカウ
ントが予めロードされる。一旦アドレスマーク１７が発
見されると、フォーマッタカウンタ１５４はゼロカウン
トに達し、１などの第１のカウント値に対応する第１の
データバイトで上方向にカウントし始める。したがっ
て、フォーマッタカウンタ１５４は、たとえば同期フィ
ールド１５、アドレスマーク１７、データフィールド１
８およびＥＣＣフィールド２０を書込むために制御ゲー
トを発生する。
【００５１】次に図８を参照すると、フォーマッタ制御
ステートマシン１５０の状態が示されており、左側は読
出モード動作を示す一連の状態を示しており、右側は書
込モード動作を示す一連の状態を示している。まず読出
モードを説明する。読出および書込モードはともにアイ
ドル状態１６０で始まる。ステートマシンは、マイクロ
コントローラ７２がフォーマッタ６４を始動させるまで
アイドル状態１６０で循環する。
ステートマシン１５０の状態が示されており、左側は読
出モード動作を示す一連の状態を示しており、右側は書
込モード動作を示す一連の状態を示している。まず読出
モードを説明する。読出および書込モードはともにアイ
ドル状態１６０で始まる。ステートマシンは、マイクロ
コントローラ７２がフォーマッタ６４を始動させるまで
アイドル状態１６０で循環する。
【００５２】フォーマッタ６４が始動すると、セクタフ
ォーマット記録はバッファ５２からＦＩＦＯレジスタ６
５に転送される。フォーマットデータが転送されると、
マイクロコントローラコマンドレジスタのディスク読出
／書込ビットに応じて、図８の左側の読出モード経路ま
たは図８の右側の書込モード経路にジャンプする。アイ
ドル状態１６０はまた、いかなる誤りが検出されたとき
またはいかなるタイムアウトが発生したときにもステー
トマシンが戻る状態である。
ォーマット記録はバッファ５２からＦＩＦＯレジスタ６
５に転送される。フォーマットデータが転送されると、
マイクロコントローラコマンドレジスタのディスク読出
／書込ビットに応じて、図８の左側の読出モード経路ま
たは図８の右側の書込モード経路にジャンプする。アイ
ドル状態１６０はまた、いかなる誤りが検出されたとき
またはいかなるタイムアウトが発生したときにもステー
トマシンが戻る状態である。
【００５３】読出モードに入ると、フォーマッタステー
トマシン１５０は、状態１６２でそのフォーマットＦＩ
ＦＯ６５のセクタのフォーマット記録の欠陥セクタフラ
グビット５６を検査し、現在のセクタに欠陥があるかど
うかを見る。もし欠陥があれば、読出欠陥待機状態１６
４にジャンプする。読出欠陥待機状態１６４は、その次
のデータブロックに関するフォーマット記録がフォーマ
ッタ６４によってバッファ５２のセクタフォーマットセ
グメントから検索され得るように、１バイトの遅延時間
を与える。ステートマシン１５０はその後、さらに読出
す状態１６６にジャンプする。状態１６６で、フォーマ
ッタステートマシン１５０はＦＩＦＯ１１８からのデー
タをさらに転送し、セクタカウンタを増加させ、その後
状態１６２に戻る。もし読出ウェッジバイト比較状態１
６２でテストされたときに現在のデータブロックに欠陥
がなければ、フォーマッタステートマシン１５０は、ウ
ェッジおよびバイトカウンタ１５２がレジスタ６５でセ
クタフォーマットデータと比較するのを待つ。比較回路
１５２内で、所望のデータブロック１８の始まりに達し
たことを意味するウェッジ／バイト比較が起これば、読
出同期フィールド状態１６８にジャンプする。
トマシン１５０は、状態１６２でそのフォーマットＦＩ
ＦＯ６５のセクタのフォーマット記録の欠陥セクタフラ
グビット５６を検査し、現在のセクタに欠陥があるかど
うかを見る。もし欠陥があれば、読出欠陥待機状態１６
４にジャンプする。読出欠陥待機状態１６４は、その次
のデータブロックに関するフォーマット記録がフォーマ
ッタ６４によってバッファ５２のセクタフォーマットセ
グメントから検索され得るように、１バイトの遅延時間
を与える。ステートマシン１５０はその後、さらに読出
す状態１６６にジャンプする。状態１６６で、フォーマ
ッタステートマシン１５０はＦＩＦＯ１１８からのデー
タをさらに転送し、セクタカウンタを増加させ、その後
状態１６２に戻る。もし読出ウェッジバイト比較状態１
６２でテストされたときに現在のデータブロックに欠陥
がなければ、フォーマッタステートマシン１５０は、ウ
ェッジおよびバイトカウンタ１５２がレジスタ６５でセ
クタフォーマットデータと比較するのを待つ。比較回路
１５２内で、所望のデータブロック１８の始まりに達し
たことを意味するウェッジ／バイト比較が起これば、読
出同期フィールド状態１６８にジャンプする。
【００５４】読出同期フィールド状態１６８において、
フォーマッタステートマシン１５０は読出ゲートをアサ
ートし、アドレスマーク発見制御がアドレスマーク検出
器１２６によって経路１３２を介して戻されるのを待
つ。上述のように、フォーマッタカウンタ１５４は、位
相ロック発振器同期フィールド１５およびアドレスマー
クフィールド１７のバイト数に等しい負の数で開始され
る。カウンタがたとえば０、すなわち公称上のアドレス
マーク位置を超えて４カウント増加するまでにアドレス
マーク発見制御が受取られなければ、アドレスマーク未
発見エラーが発生し、アイドル状態１６０にジャンプす
る。アドレスマーク１７がそのウィンドウ内で発見され
れば、フォーマッタカウンタ１５４は０にリセットさ
れ、読出データ転送状態１７０にジャンプする。
フォーマッタステートマシン１５０は読出ゲートをアサ
ートし、アドレスマーク発見制御がアドレスマーク検出
器１２６によって経路１３２を介して戻されるのを待
つ。上述のように、フォーマッタカウンタ１５４は、位
相ロック発振器同期フィールド１５およびアドレスマー
クフィールド１７のバイト数に等しい負の数で開始され
る。カウンタがたとえば０、すなわち公称上のアドレス
マーク位置を超えて４カウント増加するまでにアドレス
マーク発見制御が受取られなければ、アドレスマーク未
発見エラーが発生し、アイドル状態１６０にジャンプす
る。アドレスマーク１７がそのウィンドウ内で発見され
れば、フォーマッタカウンタ１５４は０にリセットさ
れ、読出データ転送状態１７０にジャンプする。
【００５５】現在のデータブロック１８のデータバイト
およびＥＣＣ残余バイトのすべてが転送されるまで、フ
ォーマッタステートマシン１５０は読出データ転送状態
１７０のままである。データが転送されている間にウェ
ッジ時間信号が受取られれば、読出ゲートはデアサート
され、読出ウェッジ待機状態１７２にジャンプする。そ
のときフォーマッタカウンタ１５４に保持されているカ
ウントは、読出分割データ再同期状態１７４から戻ると
フォーマッタカウンタ１５４がサーボセクタによって分
割された現在のデータブロック位置のバイト位置のカウ
ントを再開できるようにフォーマッタカウンタ１５４に
再ロードされ得るようにセーブされる。ユーザデータお
よびＥＣＣバイトが転送された後の現在のデータブロッ
クの終わりで、最終セクタ比較フラグが設定されない限
り、さらに読出す状態１６６にジャンプする。最終セク
タコンパレータ１３４において最終セクタ比較フラグが
設定されれば、ブロック転送が終了され、アイドル状態
にジャンプする。
およびＥＣＣ残余バイトのすべてが転送されるまで、フ
ォーマッタステートマシン１５０は読出データ転送状態
１７０のままである。データが転送されている間にウェ
ッジ時間信号が受取られれば、読出ゲートはデアサート
され、読出ウェッジ待機状態１７２にジャンプする。そ
のときフォーマッタカウンタ１５４に保持されているカ
ウントは、読出分割データ再同期状態１７４から戻ると
フォーマッタカウンタ１５４がサーボセクタによって分
割された現在のデータブロック位置のバイト位置のカウ
ントを再開できるようにフォーマッタカウンタ１５４に
再ロードされ得るようにセーブされる。ユーザデータお
よびＥＣＣバイトが転送された後の現在のデータブロッ
クの終わりで、最終セクタ比較フラグが設定されない限
り、さらに読出す状態１６６にジャンプする。最終セク
タコンパレータ１３４において最終セクタ比較フラグが
設定されれば、ブロック転送が終了され、アイドル状態
にジャンプする。
【００５６】読出ウェッジ待機状態１７２の間、フォー
マッタステートマシン１５０は読出ゲートをデアサート
し、サーボ検出器１０４が現在のサーボウェッジ時間間
隔の終わりの信号を送るのを待つ。その後、フォーマッ
タステートマシン１５０は読出分割データ再同期状態１
７４にジャンプする。再同期状態１７４においてフォー
マッタステートマシン１５０は読出ゲートをアサート
し、アドレスマーク発見制御信号がライン１３２を介し
てアドレスマーク検出器１２６によってアサートされる
のを待つ。カウンタがたとえばアドレスマーク１７の公
称上の位置を４バイト超える＋４カウントに達するまで
にアドレスマーク発見信号が受取られなければ、アドレ
スマーク未発見エラーが発生し、ステートマシン１５０
はアイドル状態１６０にジャンプする。アドレスマーク
１７が４バイトのウィンドウ内で発見されれば、ウェッ
ジが割込む前に達したセーブされたカウントがフォーマ
ッタカウンタ１５４に再ロードされ、読出データ転送状
態１７０にジャンプし、フォーマッタカウンタ１５４が
再始動される。さらに読出す状態１６６の目的は、セク
タバッファからのデータが準備されるのを待ち、かつウ
ェッジ／バイトカウンタおよびコンパレータ回路１５２
の現在のブロック数を増加させることである。新しいウ
ェッジ／バイト比較値がロードされると、読出ウェッジ
バイト比較状態１６２にジャンプし、ウェッジ／バイト
カウンタおよびコンパレータ回路１５２において比較が
行なわれ、最終ブロックに達したかどうかを決定し、か
つ状態１７０でテストされた最終ブロック信号を発生し
かつ送る。セクタバッファからのセクタフォーマットデ
ータは、読出検出待機状態１６４から入力されるときを
除いて、さらに読出す状態１６６においてすぐに準備さ
れなければならず、その場合、レジスタ６５は新しいゾ
ーン／セクタデータで満たされる。このデータ転送が起
こるとき欠陥ブロックはデータ変換器４４によって無視
されているため、この遅延は問題ではなく、ウェッジ／
バイト比較はその次のブロックの始めに起こる。読出欠
陥待機状態１６４は、ステートマシン１５０がその次の
ウェッジバイトブロックフォーマットデータをバッファ
５２からそのレジスタ６５に転送する時間を有するよう
にするために設けられる。
マッタステートマシン１５０は読出ゲートをデアサート
し、サーボ検出器１０４が現在のサーボウェッジ時間間
隔の終わりの信号を送るのを待つ。その後、フォーマッ
タステートマシン１５０は読出分割データ再同期状態１
７４にジャンプする。再同期状態１７４においてフォー
マッタステートマシン１５０は読出ゲートをアサート
し、アドレスマーク発見制御信号がライン１３２を介し
てアドレスマーク検出器１２６によってアサートされる
のを待つ。カウンタがたとえばアドレスマーク１７の公
称上の位置を４バイト超える＋４カウントに達するまで
にアドレスマーク発見信号が受取られなければ、アドレ
スマーク未発見エラーが発生し、ステートマシン１５０
はアイドル状態１６０にジャンプする。アドレスマーク
１７が４バイトのウィンドウ内で発見されれば、ウェッ
ジが割込む前に達したセーブされたカウントがフォーマ
ッタカウンタ１５４に再ロードされ、読出データ転送状
態１７０にジャンプし、フォーマッタカウンタ１５４が
再始動される。さらに読出す状態１６６の目的は、セク
タバッファからのデータが準備されるのを待ち、かつウ
ェッジ／バイトカウンタおよびコンパレータ回路１５２
の現在のブロック数を増加させることである。新しいウ
ェッジ／バイト比較値がロードされると、読出ウェッジ
バイト比較状態１６２にジャンプし、ウェッジ／バイト
カウンタおよびコンパレータ回路１５２において比較が
行なわれ、最終ブロックに達したかどうかを決定し、か
つ状態１７０でテストされた最終ブロック信号を発生し
かつ送る。セクタバッファからのセクタフォーマットデ
ータは、読出検出待機状態１６４から入力されるときを
除いて、さらに読出す状態１６６においてすぐに準備さ
れなければならず、その場合、レジスタ６５は新しいゾ
ーン／セクタデータで満たされる。このデータ転送が起
こるとき欠陥ブロックはデータ変換器４４によって無視
されているため、この遅延は問題ではなく、ウェッジ／
バイト比較はその次のブロックの始めに起こる。読出欠
陥待機状態１６４は、ステートマシン１５０がその次の
ウェッジバイトブロックフォーマットデータをバッファ
５２からそのレジスタ６５に転送する時間を有するよう
にするために設けられる。
【００５７】ステートマシン１５０がアイドル状態１６
０から書込ウェッジバイト比較状態１７６に進むと、書
込モードが始まる。書込ウェッジバイト比較状態１７６
において、フォーマッタステートマシン１５０はまず現
在のセクタに欠陥があるかどうかを検査する。もし欠陥
があれば、書込ゲートはアサートされず、書込欠陥待機
状態１７８にジャンプする。フォーマッタステートマシ
ン１５０がバッファ５２からその次のウェッジバイトデ
ータブロック記録を得ることができるように、状態１７
８で１バイトの遅延が起こる。書込まれるべきブロック
に欠陥がなければ、フォーマッタステートマシン１５０
はウェッジおよびバイトカウンタ１５２がバッファメモ
リ５２のフォーマッタセグメントから読出されるデータ
と比較するのを待つ。ウェッジ／バイト比較が真であれ
ば、書込アドレスマークおよびデータ転送状態１８２に
ジャンプする。
０から書込ウェッジバイト比較状態１７６に進むと、書
込モードが始まる。書込ウェッジバイト比較状態１７６
において、フォーマッタステートマシン１５０はまず現
在のセクタに欠陥があるかどうかを検査する。もし欠陥
があれば、書込ゲートはアサートされず、書込欠陥待機
状態１７８にジャンプする。フォーマッタステートマシ
ン１５０がバッファ５２からその次のウェッジバイトデ
ータブロック記録を得ることができるように、状態１７
８で１バイトの遅延が起こる。書込まれるべきブロック
に欠陥がなければ、フォーマッタステートマシン１５０
はウェッジおよびバイトカウンタ１５２がバッファメモ
リ５２のフォーマッタセグメントから読出されるデータ
と比較するのを待つ。ウェッジ／バイト比較が真であれ
ば、書込アドレスマークおよびデータ転送状態１８２に
ジャンプする。
【００５８】書込誤り状態が発生すれば、または書込ま
れるべき最終ブロックのＥＣＣ残余バイト２０の転送が
終了すると（すなわち、最終ブロック比較回路１３４に
おいてテストされたとき、現在のブロック値が最終ブロ
ック値と等しくなると）、書込アドレスマークおよびデ
ータ転送状態１８２をやめて、アイドル状態に入る。こ
の状態１８２にある間、フォーマッタカウンタはＰＬＯ
同期フィールド１５およびアドレスマークフィールド１
７の長さに等しい負の数で開始される。フォーマッタカ
ウンタ１５４がゼロカウントに達するとデータが開始す
る。サーボウェッジ時間信号が発生すれば、書込ゲート
はデアサートされ、フォーマッタカウンタ１５４が達し
たカウントはセーブされ、書込ウェッジ待機状態１８４
にジャンプする。この状態１８４において、フォーマッ
タステートマシン１５０は、（サーボセクタ情報が重ね
書きされないように）書込ゲートをデアサートし、サー
ボ検出器１０４がサーボウェッジ時間間隔の終了の信号
を送るのを待つ。フォーマッタステートマシン１５０
は、その後、書込同期およびアドレスマーク状態１８６
にジャンプする。
れるべき最終ブロックのＥＣＣ残余バイト２０の転送が
終了すると（すなわち、最終ブロック比較回路１３４に
おいてテストされたとき、現在のブロック値が最終ブロ
ック値と等しくなると）、書込アドレスマークおよびデ
ータ転送状態１８２をやめて、アイドル状態に入る。こ
の状態１８２にある間、フォーマッタカウンタはＰＬＯ
同期フィールド１５およびアドレスマークフィールド１
７の長さに等しい負の数で開始される。フォーマッタカ
ウンタ１５４がゼロカウントに達するとデータが開始す
る。サーボウェッジ時間信号が発生すれば、書込ゲート
はデアサートされ、フォーマッタカウンタ１５４が達し
たカウントはセーブされ、書込ウェッジ待機状態１８４
にジャンプする。この状態１８４において、フォーマッ
タステートマシン１５０は、（サーボセクタ情報が重ね
書きされないように）書込ゲートをデアサートし、サー
ボ検出器１０４がサーボウェッジ時間間隔の終了の信号
を送るのを待つ。フォーマッタステートマシン１５０
は、その後、書込同期およびアドレスマーク状態１８６
にジャンプする。
【００５９】書込同期およびアドレスマーク状態１８６
にある間、フォーマッタステートマシン１５０は、ＰＬ
Ｏ同期フィールド１５およびアドレスマーク１７がデー
タの書込の前に書込まれるように、フォーマッタカウン
タ１５４に負の数をロードし、その後カウンタを開始さ
せる。ゼロカウントの時間で、ステートマシンは転送デ
ータ状態１８２にジャンプして戻り、サーボウェッジ間
隔の始めでセーブされたフォーマッタカウンタのカウン
トがフォーマッタカウンタに再ロードされると、このフ
ォーマッタカウンタはカウントを再開して現在のデータ
ブロック１８に関するバイトの転送を終了する。ディス
クに書込むためにセクタデータおよびＥＣＣデータが入
ってくる限り、ステートマシン１５０はこの状態１８２
で循環する。ＥＣＣ残余バイトを含む現在のデータブロ
ック１８の転送が終了すると、ディスクに書込まれるべ
き記録の最終ブロックが終了されていれば、アイドル状
態にジャンプする。そうでなければ、さらに書込む状態
１８０にジャンプする。
にある間、フォーマッタステートマシン１５０は、ＰＬ
Ｏ同期フィールド１５およびアドレスマーク１７がデー
タの書込の前に書込まれるように、フォーマッタカウン
タ１５４に負の数をロードし、その後カウンタを開始さ
せる。ゼロカウントの時間で、ステートマシンは転送デ
ータ状態１８２にジャンプして戻り、サーボウェッジ間
隔の始めでセーブされたフォーマッタカウンタのカウン
トがフォーマッタカウンタに再ロードされると、このフ
ォーマッタカウンタはカウントを再開して現在のデータ
ブロック１８に関するバイトの転送を終了する。ディス
クに書込むためにセクタデータおよびＥＣＣデータが入
ってくる限り、ステートマシン１５０はこの状態１８２
で循環する。ＥＣＣ残余バイトを含む現在のデータブロ
ック１８の転送が終了すると、ディスクに書込まれるべ
き記録の最終ブロックが終了されていれば、アイドル状
態にジャンプする。そうでなければ、さらに書込む状態
１８０にジャンプする。
【００６０】さらに書込む状態１８０の目的は、バッフ
ァ５２から検索されたデータブロックフォーマットデー
タがフォーマッタ１５０で準備されるのを待ち、かつウ
ェッジ／バイトカウンタおよびコンパレータ回路１５２
に保持される現在のブロック数を増加させることであ
る。この値はその後最終ブロック比較回路１３４におい
て比較され、記録の最終ブロックに到達したかどうかを
決定する。セクタフォーマットバッファ５２からのデー
タは、書込欠陥待機状態１７８から状態１８０に入る場
合を除いてこの状態１８０においてすぐに準備されなけ
ればならず、この場合、ブロックフォーマットバッファ
６５は欠陥ブロックが通過されるときに満たされてい
る。
ァ５２から検索されたデータブロックフォーマットデー
タがフォーマッタ１５０で準備されるのを待ち、かつウ
ェッジ／バイトカウンタおよびコンパレータ回路１５２
に保持される現在のブロック数を増加させることであ
る。この値はその後最終ブロック比較回路１３４におい
て比較され、記録の最終ブロックに到達したかどうかを
決定する。セクタフォーマットバッファ５２からのデー
タは、書込欠陥待機状態１７８から状態１８０に入る場
合を除いてこの状態１８０においてすぐに準備されなけ
ればならず、この場合、ブロックフォーマットバッファ
６５は欠陥ブロックが通過されるときに満たされてい
る。
【００６１】図９に示される例を参照すると、各々のデ
ータ領域またはセグメント１９は、たとえば１０００バ
イト位置（カウント増分）等の予め定められたバイト長
を有する。したがって、図９に示されるように各々のデ
ータセグメント１９の始まりにおいて、または図４に示
されるようにサーボアドレスマークが検出される（ＳＡ
Ｍ発見）と、ウェッジ／バイトカウンタ１５２は初期化
され、たとえば０から１０００のように上向きにカウン
トを始める。４つのデータブロック１８をデータセグメ
ント１９に並置して示している。この例において、各々
のデータブロック１８は、６００バイト等の予め定めら
れたバイト長である。この長さは、ＰＬＯ同期フィール
ド１５、アドレスマークパターン１７、たとえば５１２
のユーザデータバイト、および１６以上のＥＣＣ残余バ
イトを収容できるほど十分に長くされる。
ータ領域またはセグメント１９は、たとえば１０００バ
イト位置（カウント増分）等の予め定められたバイト長
を有する。したがって、図９に示されるように各々のデ
ータセグメント１９の始まりにおいて、または図４に示
されるようにサーボアドレスマークが検出される（ＳＡ
Ｍ発見）と、ウェッジ／バイトカウンタ１５２は初期化
され、たとえば０から１０００のように上向きにカウン
トを始める。４つのデータブロック１８をデータセグメ
ント１９に並置して示している。この例において、各々
のデータブロック１８は、６００バイト等の予め定めら
れたバイト長である。この長さは、ＰＬＯ同期フィール
ド１５、アドレスマークパターン１７、たとえば５１２
のユーザデータバイト、および１６以上のＥＣＣ残余バ
イトを収容できるほど十分に長くされる。
【００６２】ウェッジ／バイトカウンタが、図９におけ
るポイントＡの６００等のような予め定められたカウン
トに達すると、フォーマッタステートマシン１５０にウ
ェッジ／バイト比較信号が与えられ、フォーマッタカウ
ンタ１５４はＰＬＯフィールド１５およびアドレスマー
ク１７の分をカバーする予め設定された負のカウントで
始まり上向きにカウントし始める。その後、読出または
書込プロセスによって、データブロック１８−１Ａの最
初の４００バイトのセグメントに関して４００カウント
進む。その後、ポイントＢでその次のサーボセクタ１４
−１に達し、ウェッジカウンタが増加し、バイトカウン
タはゼロカウントにリセットされ、４００というフォー
マッタカウンタのカウントは、フォーマッタ６４のレジ
スタにセーブされる。ポイントＣでサーボウェッジ１４
−１が通過すると、負のカウントは、ポストウェッジＰ
ＬＯ同期フィールド１５およびアドレスマーク１７の分
をカバーするようにフォーマッタカウンタ１５４にロー
ドされる。一旦アドレスマーク１７が通過すると、フォ
ーマッタカウンタに、位置Ｂでセーブされた蓄積カウン
ト（４００）が位置Ｄで再ロードされ、ウェッジバイト
カウンタ１５２は、位置Ｅのブロック１８−１の第２の
セグメントの終わりで６００に達するまで上向きのカウ
ントを再開する。フォーマッタカウンタ１５４はその
後、負のカウントにリセットされ、データブロック１８
−２に関して上向きにカウントし始める。位置Ｆでこの
データブロックの終わりに達し、フォーマッタカウンタ
は０にリセットされ、それによってデータブロック１８
−３、すなわち欠陥ブロックをバイパスする。
るポイントＡの６００等のような予め定められたカウン
トに達すると、フォーマッタステートマシン１５０にウ
ェッジ／バイト比較信号が与えられ、フォーマッタカウ
ンタ１５４はＰＬＯフィールド１５およびアドレスマー
ク１７の分をカバーする予め設定された負のカウントで
始まり上向きにカウントし始める。その後、読出または
書込プロセスによって、データブロック１８−１Ａの最
初の４００バイトのセグメントに関して４００カウント
進む。その後、ポイントＢでその次のサーボセクタ１４
−１に達し、ウェッジカウンタが増加し、バイトカウン
タはゼロカウントにリセットされ、４００というフォー
マッタカウンタのカウントは、フォーマッタ６４のレジ
スタにセーブされる。ポイントＣでサーボウェッジ１４
−１が通過すると、負のカウントは、ポストウェッジＰ
ＬＯ同期フィールド１５およびアドレスマーク１７の分
をカバーするようにフォーマッタカウンタ１５４にロー
ドされる。一旦アドレスマーク１７が通過すると、フォ
ーマッタカウンタに、位置Ｂでセーブされた蓄積カウン
ト（４００）が位置Ｄで再ロードされ、ウェッジバイト
カウンタ１５２は、位置Ｅのブロック１８−１の第２の
セグメントの終わりで６００に達するまで上向きのカウ
ントを再開する。フォーマッタカウンタ１５４はその
後、負のカウントにリセットされ、データブロック１８
−２に関して上向きにカウントし始める。位置Ｆでこの
データブロックの終わりに達し、フォーマッタカウンタ
は０にリセットされ、それによってデータブロック１８
−３、すなわち欠陥ブロックをバイパスする。
【００６３】データブロック１８−３が欠陥があるとし
てフラグを立てられかつセクタフォーマッタがカウント
していなくても、ウェッジバイトカウンタ１５２はその
動作を続け、サーボセクタ１４−２の位置を記すよう
に、位置Ｇで終了し位置Ｈでリセットしかつ再始動す
る。欠陥ブロック１８−３Ｂは位置Ｊで終わり、フォー
マッタカウンタ１５４は負の数にリセットされ、かつそ
の次のデータブロック１８−４に関する位置をカウント
し始める。このカウントは、その次のサーボウェッジ１
４−３によって割込まれかつセーブされる。位置Ｍでウ
ェッジ１４−３が終わると、フォーマッタカウンタはポ
ストウェッジＰＬＯフィールド１５およびアドレスマー
ク１７の分をカバーするように負の数で設定される。フ
ォーマッタカウンタが０に達する（または０にリセット
される）と、位置Ｋで達し、セーブされたカウントが再
ロードされ、位置Ｎで、分割ブロックセグメント１８−
４Ｂが終わるまでカウントが再開される。
てフラグを立てられかつセクタフォーマッタがカウント
していなくても、ウェッジバイトカウンタ１５２はその
動作を続け、サーボセクタ１４−２の位置を記すよう
に、位置Ｇで終了し位置Ｈでリセットしかつ再始動す
る。欠陥ブロック１８−３Ｂは位置Ｊで終わり、フォー
マッタカウンタ１５４は負の数にリセットされ、かつそ
の次のデータブロック１８−４に関する位置をカウント
し始める。このカウントは、その次のサーボウェッジ１
４−３によって割込まれかつセーブされる。位置Ｍでウ
ェッジ１４−３が終わると、フォーマッタカウンタはポ
ストウェッジＰＬＯフィールド１５およびアドレスマー
ク１７の分をカバーするように負の数で設定される。フ
ォーマッタカウンタが０に達する（または０にリセット
される）と、位置Ｋで達し、セーブされたカウントが再
ロードされ、位置Ｎで、分割ブロックセグメント１８−
４Ｂが終わるまでカウントが再開される。
【００６４】このように、ＰＬＯ同期フィールド１５お
よびアドレスマーク１７は、各々のサーボウェッジ１４
の後、および各々のデータブロック１８の始めで、デー
タ分離器バイトクロックを再同期するために設けられ得
ることが明らかである。サーボ情報はデータゾーンに関
係ない一定の周波数で書込まれるため、各々のサーボウ
ェッジ１４の後に同期フィールド１５およびアドレスマ
ークは必要であり、ブロックが隣接するブロックと別々
に書込まれるように書込スプライスから頑強に回復させ
るために、各々のデータブロック１８の始めにこれらの
２つのフィールドが必要である。
よびアドレスマーク１７は、各々のサーボウェッジ１４
の後、および各々のデータブロック１８の始めで、デー
タ分離器バイトクロックを再同期するために設けられ得
ることが明らかである。サーボ情報はデータゾーンに関
係ない一定の周波数で書込まれるため、各々のサーボウ
ェッジ１４の後に同期フィールド１５およびアドレスマ
ークは必要であり、ブロックが隣接するブロックと別々
に書込まれるように書込スプライスから頑強に回復させ
るために、各々のデータブロック１８の始めにこれらの
２つのフィールドが必要である。
【００６５】図１０ないし図１２の実施例 図１０は、本発明の好ましい代替実施例を示している。
この代替実施例において、ハードウェアベースのアーキ
テクチャ２００は、各々のユーザデータブロック１８の
開始位置を決定するのに必要な計算を行なう。したがっ
て、アーキテクチャ２００は、フォーマット計算器２０
２、フォーマッタ２０４、コントローラ２０６、レジス
タのバンク２０８、およびウェッジカウンタ２１０とバ
イトカウンタ２１１とを含むカウンタブロックを備え
る。カウンタは、両方のカウンタをリセットするインデ
ックス信号に応答し、バイトカウンタ２１１をリセット
し、かつインデックス信号が起こるまでカウンタがサー
ボセクタまたはウェッジの動いているカウントを保持す
るようにウェッジカウンタ２１０を増加させるウェッジ
信号に応答する。フォーマッタ２０４からの出力経路２
１２は、バッファコントローラ回路８８まで延び、さら
にＳＥＲＤＥＳ１１６にも延びる。バッファコントロー
ラ８８およびＳＥＲＤＥＳ１１６は本質的に図６を参照
して上の実施例で説明したものと同様であり、この代替
実施例にもその前の実施例に対して与えた説明と同じも
のが適用される。
この代替実施例において、ハードウェアベースのアーキ
テクチャ２００は、各々のユーザデータブロック１８の
開始位置を決定するのに必要な計算を行なう。したがっ
て、アーキテクチャ２００は、フォーマット計算器２０
２、フォーマッタ２０４、コントローラ２０６、レジス
タのバンク２０８、およびウェッジカウンタ２１０とバ
イトカウンタ２１１とを含むカウンタブロックを備え
る。カウンタは、両方のカウンタをリセットするインデ
ックス信号に応答し、バイトカウンタ２１１をリセット
し、かつインデックス信号が起こるまでカウンタがサー
ボセクタまたはウェッジの動いているカウントを保持す
るようにウェッジカウンタ２１０を増加させるウェッジ
信号に応答する。フォーマッタ２０４からの出力経路２
１２は、バッファコントローラ回路８８まで延び、さら
にＳＥＲＤＥＳ１１６にも延びる。バッファコントロー
ラ８８およびＳＥＲＤＥＳ１１６は本質的に図６を参照
して上の実施例で説明したものと同様であり、この代替
実施例にもその前の実施例に対して与えた説明と同じも
のが適用される。
【００６６】フォーマット計算器２０２は、所与のデー
タブロックに関してインデックスマーカ３０からのオフ
セットを計算し、さらに所望の位置がサーボウェッジ１
４に関してトラック内でどれだけ離れているかをバイト
で計算することによって各々のデータブロック１８内の
位置を計算する。この計算を行なうために、計算器２０
２は、総データブロックバイト長を所望のデータブロッ
ク番号で乗算し、インデックスマーカ３０からのオフセ
ットを決定する。結果として得られた積を、識別された
データセグメント内のデータセグメント番号およびバイ
トオフセットで除算する。計算器２０２はまた、所与の
データブロック１８の終わりを計算する。計算器はま
た、各々のサーボウェッジ１４の後に続くさらなる同期
フィールド１５およびアドレスマークフィールド１７に
関して調整されるインデックスからのオフセットを決定
する。
タブロックに関してインデックスマーカ３０からのオフ
セットを計算し、さらに所望の位置がサーボウェッジ１
４に関してトラック内でどれだけ離れているかをバイト
で計算することによって各々のデータブロック１８内の
位置を計算する。この計算を行なうために、計算器２０
２は、総データブロックバイト長を所望のデータブロッ
ク番号で乗算し、インデックスマーカ３０からのオフセ
ットを決定する。結果として得られた積を、識別された
データセグメント内のデータセグメント番号およびバイ
トオフセットで除算する。計算器２０２はまた、所与の
データブロック１８の終わりを計算する。計算器はま
た、各々のサーボウェッジ１４の後に続くさらなる同期
フィールド１５およびアドレスマークフィールド１７に
関して調整されるインデックスからのオフセットを決定
する。
【００６７】次に図１１を参照すると、フォーマット計
算器２０２は、まず最初に乗算段階２１４において一連
の乗算を行ない、その後除算段階２１６において一連の
除算を行なうことによって計算を実行する。アイドル状
態２１８から始まり、乗算段階２１４において乗算開始
状態２２０に達する。この開始状態において、オペレー
タはレジスタのバンク２０８からロードされ、内部カウ
ンタは０にリセットされる。ステップ２２２において、
もしオペレータの最下位ビットが１であれば、増分カウ
ントがオペレータに加算される。ステップ２２４で、両
方のオペレータがシフトされ、各々のシフトの後ステッ
プ２２２に戻り、加算が起こるかどうかを決定する。シ
フト動作が必要な回数行なわれると、乗算段階２１４が
終了し、除算段階２１６に入る。
算器２０２は、まず最初に乗算段階２１４において一連
の乗算を行ない、その後除算段階２１６において一連の
除算を行なうことによって計算を実行する。アイドル状
態２１８から始まり、乗算段階２１４において乗算開始
状態２２０に達する。この開始状態において、オペレー
タはレジスタのバンク２０８からロードされ、内部カウ
ンタは０にリセットされる。ステップ２２２において、
もしオペレータの最下位ビットが１であれば、増分カウ
ントがオペレータに加算される。ステップ２２４で、両
方のオペレータがシフトされ、各々のシフトの後ステッ
プ２２２に戻り、加算が起こるかどうかを決定する。シ
フト動作が必要な回数行なわれると、乗算段階２１４が
終了し、除算段階２１６に入る。
【００６８】除算段階２１６において、ステップ２２６
で、除算カウントを可能化することによって除算段階を
開始する。論理ノード２２８は、除数が被除数よりも大
きくなるかまたはそれと等しくなるまで、除数に対して
被除数を圧縮する。その後、処理ステップ２３０で、除
数を被除数から減算し、カウントを増加させる。その
後、ステップ２３２で、各々のサーボウェッジ１４のす
ぐ後にある同期フィールド１５およびアドレスマークフ
ィールド１７に関して調節するために、被除数に同期値
が加算される。一旦終了すると、カウント値は商（ユー
ザデータブロック番号）を保持し、減算器は識別された
ユーザデータブロック１８内のバイトオフセットを表わ
す剰余を保持する。最終処理ステップ２３４で、いかな
る欠陥データブロック１８に関しても調節される。工場
でまたはディスクドライブ動作が行なわれている間に、
欠陥があると認められたデータブロックを回避するため
に、計算されたブロック番号と欠陥データブロックテー
ブルとの間で比較が行なわれる。
で、除算カウントを可能化することによって除算段階を
開始する。論理ノード２２８は、除数が被除数よりも大
きくなるかまたはそれと等しくなるまで、除数に対して
被除数を圧縮する。その後、処理ステップ２３０で、除
数を被除数から減算し、カウントを増加させる。その
後、ステップ２３２で、各々のサーボウェッジ１４のす
ぐ後にある同期フィールド１５およびアドレスマークフ
ィールド１７に関して調節するために、被除数に同期値
が加算される。一旦終了すると、カウント値は商（ユー
ザデータブロック番号）を保持し、減算器は識別された
ユーザデータブロック１８内のバイトオフセットを表わ
す剰余を保持する。最終処理ステップ２３４で、いかな
る欠陥データブロック１８に関しても調節される。工場
でまたはディスクドライブ動作が行なわれている間に、
欠陥があると認められたデータブロックを回避するため
に、計算されたブロック番号と欠陥データブロックテー
ブルとの間で比較が行なわれる。
【００６９】フォーマッタ２０４はフォーマット計算器
２０２によって与えられた情報を用いて、ユーザデータ
転送を開始する。フォーマッタ２０４の主な機能は、バ
ッファコントローラ８８とＳＥＲＤＥＳ１１６との間の
データ転送を制御することである。フォーマッタ２０４
は、フォーマッタ制御ステートマシン回路２０６によっ
て制御される。フォーマッタ２０４の動作は本質的に、
フォーマッタ６４に関して上で説明したものと同じであ
る。その説明は、引用によりここに援用される。
２０２によって与えられた情報を用いて、ユーザデータ
転送を開始する。フォーマッタ２０４の主な機能は、バ
ッファコントローラ８８とＳＥＲＤＥＳ１１６との間の
データ転送を制御することである。フォーマッタ２０４
は、フォーマッタ制御ステートマシン回路２０６によっ
て制御される。フォーマッタ２０４の動作は本質的に、
フォーマッタ６４に関して上で説明したものと同じであ
る。その説明は、引用によりここに援用される。
【００７０】制御回路２０６の機能は、フォーマット計
算器２０２によるフォーマットの計算を開始させ、計算
結果をフォーマッタ２０４にロードして動作を開始させ
ることである。この機能はまた、複数個のブロックの処
理に関する計算のリクエストを再発行すること、および
進行中に複数個のブロックの転送を延ばすことができる
かどうかを決定することを含む。制御回路２０６はま
た、論理ブロック情報を維持しながら、インデックスマ
ーク３０での物理的セクタリセット等の境界／エラー状
態をモニタリングするかまたは制御する。制御回路２０
６はまた、インデックスマーカ信号３０の読出の失敗を
扱う。
算器２０２によるフォーマットの計算を開始させ、計算
結果をフォーマッタ２０４にロードして動作を開始させ
ることである。この機能はまた、複数個のブロックの処
理に関する計算のリクエストを再発行すること、および
進行中に複数個のブロックの転送を延ばすことができる
かどうかを決定することを含む。制御回路２０６はま
た、論理ブロック情報を維持しながら、インデックスマ
ーク３０での物理的セクタリセット等の境界／エラー状
態をモニタリングするかまたは制御する。制御回路２０
６はまた、インデックスマーカ信号３０の読出の失敗を
扱う。
【００７１】制御回路２０６の通常のシーケンスは、マ
イクロコントローラ７２からのコマンドリクエストが行
なわれるとフォーマット計算を開始させるためのもので
ある。一旦計算が終了すると、制御回路２０６は、フォ
ーマッタ２０４が（複数のコマンドに）使用中であるか
どうかを決定し、かつウェッジおよびウェッジバイトの
番号をフォーマッタ２０４にロードする。その後、制御
２０６は、複数個のブロックの転送を実行するために別
の計算が必要であるかどうかを決定する。この制御機能
は、１つのブロックの転送が終了するかまたは複数個の
ブロックの転送が終了してループカウントが０に達する
まで続く。
イクロコントローラ７２からのコマンドリクエストが行
なわれるとフォーマット計算を開始させるためのもので
ある。一旦計算が終了すると、制御回路２０６は、フォ
ーマッタ２０４が（複数のコマンドに）使用中であるか
どうかを決定し、かつウェッジおよびウェッジバイトの
番号をフォーマッタ２０４にロードする。その後、制御
２０６は、複数個のブロックの転送を実行するために別
の計算が必要であるかどうかを決定する。この制御機能
は、１つのブロックの転送が終了するかまたは複数個の
ブロックの転送が終了してループカウントが０に達する
まで続く。
【００７２】エラー、境界および更新の処理は、以下の
ように制御２０６によって実行される。（ａ）もしイン
デックスがトラックに見られなければ、論理はタイムア
ウトを起こす。（ｂ）もしウェッジ１４に関してサーボ
アドレスマーク（ＳＡＭ）が見られなければ、論理はタ
イムアウトを起こす。（ｃ）もしループカウントが更新
されれば、複数個のブロックの転送は継続される。
（ｄ）もしインデックスが転送の間に起これば、ブロッ
ク番号のリセットが生じる。
ように制御２０６によって実行される。（ａ）もしイン
デックスがトラックに見られなければ、論理はタイムア
ウトを起こす。（ｂ）もしウェッジ１４に関してサーボ
アドレスマーク（ＳＡＭ）が見られなければ、論理はタ
イムアウトを起こす。（ｃ）もしループカウントが更新
されれば、複数個のブロックの転送は継続される。
（ｄ）もしインデックスが転送の間に起これば、ブロッ
ク番号のリセットが生じる。
【００７３】制御ステートマシン２０６に関する状態フ
ロー図は、図１２に示されている。制御回路２０６はア
イドル状態２４０から動作を始め、このアイドル状態で
は、入ってくるコマンドがデコードされる。状態２４２
で、現在のブロックカウントが最大ブロックカウントを
表わしているかどうかを決定し、もしそうであれば、状
態２４４で、ブロックカウンタがリセットされる。もし
そうでなければ、またはブロックカウンタがリセットさ
れると、制御回路２０６によってオペレータはフォーマ
ット計算器にロードされ、その後、制御回路２０６は動
作を開始する。制御回路２０６は、フォーマット計算器
２０２が計算を終了するまでフォーマット計算状態２４
６のままである。一旦フォーマット計算が終了すると、
制御回路２０６は、フォーマッタ２０４がアイドル状態
であるかどうかを決定する。もしそうでなければ、制御
ステートマシン２０６はアイドル状態２４０に戻る。こ
の復帰は、現在のデータ転送動作の終了後にフォーマッ
ト計算器２０２からの計算情報が更新されるように行な
われる。一旦フォーマッタ２０４がアイドル状態１６０
になると、制御状態２５０によって計算結果はオペレー
タにロードされる。状態２５２によって、フォーマット
計算器２０２は開始される。
ロー図は、図１２に示されている。制御回路２０６はア
イドル状態２４０から動作を始め、このアイドル状態で
は、入ってくるコマンドがデコードされる。状態２４２
で、現在のブロックカウントが最大ブロックカウントを
表わしているかどうかを決定し、もしそうであれば、状
態２４４で、ブロックカウンタがリセットされる。もし
そうでなければ、またはブロックカウンタがリセットさ
れると、制御回路２０６によってオペレータはフォーマ
ット計算器にロードされ、その後、制御回路２０６は動
作を開始する。制御回路２０６は、フォーマット計算器
２０２が計算を終了するまでフォーマット計算状態２４
６のままである。一旦フォーマット計算が終了すると、
制御回路２０６は、フォーマッタ２０４がアイドル状態
であるかどうかを決定する。もしそうでなければ、制御
ステートマシン２０６はアイドル状態２４０に戻る。こ
の復帰は、現在のデータ転送動作の終了後にフォーマッ
ト計算器２０２からの計算情報が更新されるように行な
われる。一旦フォーマッタ２０４がアイドル状態１６０
になると、制御状態２５０によって計算結果はオペレー
タにロードされる。状態２５２によって、フォーマット
計算器２０２は開始される。
【００７４】制御ステートマシン２０６はまた、状態２
５２で、複数個のブロックの転送コマンドが存在するか
どうかを決定する。もし存在すれば、制御ステートマシ
ン２０６は状態２５２で循環する。複数個のブロック転
送コマンドが実行されておりかつ最終ブロックがまだ転
送されていなければ、その次のトラック位置からまたは
そこへの転送オーバフローを実行する状態２４２に戻
る。１つのブロックの転送コマンドが終了されると、ま
たは複数個のブロックの転送コマンドが実行されており
かつ最終ブロックが転送されているとき、アイドル状態
２４０に戻る。
５２で、複数個のブロックの転送コマンドが存在するか
どうかを決定する。もし存在すれば、制御ステートマシ
ン２０６は状態２５２で循環する。複数個のブロック転
送コマンドが実行されておりかつ最終ブロックがまだ転
送されていなければ、その次のトラック位置からまたは
そこへの転送オーバフローを実行する状態２４２に戻
る。１つのブロックの転送コマンドが終了されると、ま
たは複数個のブロックの転送コマンドが実行されており
かつ最終ブロックが転送されているとき、アイドル状態
２４０に戻る。
【００７５】この好ましい代替実施例の１つの利点は、
フォーマット計算器２０２によって、バッファメモリに
データブロックフォーマット記録を記憶しかつ各々の記
録をリアルタイムで検索する必要がなくなることであ
る。この利点を得るには、フォーマット計算器を実現す
るためにハードウェアをさらに複雑にしなければならな
い。もしデータブロックフォーマット記録を記憶するた
めにオンボードバッファメモリにおいて十分な記憶スペ
ースが利用でき、かつ効率的なデータ転送メカニズムを
用いれば、第１の好ましい実施例によってこの発明を好
ましい代替実施例で実現できるよりも低コストで実現で
きる。
フォーマット計算器２０２によって、バッファメモリに
データブロックフォーマット記録を記憶しかつ各々の記
録をリアルタイムで検索する必要がなくなることであ
る。この利点を得るには、フォーマット計算器を実現す
るためにハードウェアをさらに複雑にしなければならな
い。もしデータブロックフォーマット記録を記憶するた
めにオンボードバッファメモリにおいて十分な記憶スペ
ースが利用でき、かつ効率的なデータ転送メカニズムを
用いれば、第１の好ましい実施例によってこの発明を好
ましい代替実施例で実現できるよりも低コストで実現で
きる。
【００７６】図１３および図１４の実施例 第１の好ましい実施例の別の変更例では、ウェッジバイ
トカウンタ内の回路およびフォーマッタ６４のコンパレ
ータ回路１５４が省かれている。この代替的な試みは、
上で引用した米国特許出願連続番号第０７／７１０，１
７２号において説明したように、サーボ検出器回路１０
４内に既に設けられており、サーボアドレスマークを見
落としても高い信頼性で動作するセクタカウンタ２６２
を利用している。図１３を参照すると、この好ましい代
替実施例は、サーボ検出器回路１０４内に、各々のサー
ボウェッジ１４（図４参照）において記録された情報の
単一のクロック速度でサーボデータクロックを発生する
ためのサーボデータクロック２６０を含む。図４を参照
して上で説明したように、サーボアドレスマーク検出器
２６４は、各々のサーボウェッジにおいて与えられるサ
ーボアドレスマーク２８を検出し、かつサーボカウンタ
２６２をリセットする。
トカウンタ内の回路およびフォーマッタ６４のコンパレ
ータ回路１５４が省かれている。この代替的な試みは、
上で引用した米国特許出願連続番号第０７／７１０，１
７２号において説明したように、サーボ検出器回路１０
４内に既に設けられており、サーボアドレスマークを見
落としても高い信頼性で動作するセクタカウンタ２６２
を利用している。図１３を参照すると、この好ましい代
替実施例は、サーボ検出器回路１０４内に、各々のサー
ボウェッジ１４（図４参照）において記録された情報の
単一のクロック速度でサーボデータクロックを発生する
ためのサーボデータクロック２６０を含む。図４を参照
して上で説明したように、サーボアドレスマーク検出器
２６４は、各々のサーボウェッジにおいて与えられるサ
ーボアドレスマーク２８を検出し、かつサーボカウンタ
２６２をリセットする。
【００７７】一般に図１３に従えば、プリウェッジレジ
スタ２６６およびプリウェッジコンパレータ２６８がサ
ーボ検出器回路１０４に加えられる。プリウェッジレジ
スタ２６６には、マイクロコントローラ７２によって予
め定められたカウント値がロードされる。セクタカウン
タは１２ビット幅を有するため、プリウェッジレジスタ
２６６には１２ビット値がロードされ、コンパレータ２
６８は、サーボセクタカウンタ２６２から入ってくる１
２ビット値とプリウェッジレジスタ２６６から入ってく
る１２ビット値とを比較する。カウント値は、その次の
サーボセクタ１４が到着する前にサーボセクタカウンタ
２６２が予め定められた位置（時間）に達したカウント
を表わす。このプリセットカウントは、ウィンドウ２９
０（図１４のグラフＣ）の始まりを示し、このウィンド
ウはサーボセクタに達するまで延びる。サーボセクタカ
ウンタ２６２が、プリウェッジレジスタ２６６に書込ま
れた値に等しいカウント値に達すると、サーボ検出器回
路１０４の外に通じているライン２５８上の論理状態は
真となる。
スタ２６６およびプリウェッジコンパレータ２６８がサ
ーボ検出器回路１０４に加えられる。プリウェッジレジ
スタ２６６には、マイクロコントローラ７２によって予
め定められたカウント値がロードされる。セクタカウン
タは１２ビット幅を有するため、プリウェッジレジスタ
２６６には１２ビット値がロードされ、コンパレータ２
６８は、サーボセクタカウンタ２６２から入ってくる１
２ビット値とプリウェッジレジスタ２６６から入ってく
る１２ビット値とを比較する。カウント値は、その次の
サーボセクタ１４が到着する前にサーボセクタカウンタ
２６２が予め定められた位置（時間）に達したカウント
を表わす。このプリセットカウントは、ウィンドウ２９
０（図１４のグラフＣ）の始まりを示し、このウィンド
ウはサーボセクタに達するまで延びる。サーボセクタカ
ウンタ２６２が、プリウェッジレジスタ２６６に書込ま
れた値に等しいカウント値に達すると、サーボ検出器回
路１０４の外に通じているライン２５８上の論理状態は
真となる。
【００７８】ライン２５８はフォーマッタ６４まで延
び、かつＡＮＤゲート２７０の１つの入力として適用さ
れる。ゲート２７０は、クロックされた論理状態を保持
するラッチ２７２を、各々のサーボセクタ１４の終わり
でリセットされるまでクロック動作させる。データゾー
ンクロック２７４は、各々の特定のデータゾーン（図５
（Ａ）参照）に関して適合されるデータクロック速度を
発生し、かつ読出書込チャネル６８の位相ロックループ
内にある。クロックループ２７４によって確立されたデ
ータクロックは、特定のデータゾーンのデータ速度でフ
ォーマットカウンタ２７６をクロック動作させる。ラッ
チ２７２からの出力は、フォーマットカウンタ２７６の
カウントイネーブルピンまで延びる。ラッチ２７２から
の出力は、真であれば反転されるかまたはローになり、
これはアサートされると出力２８８がフォーマットカウ
ンタ２７６によるカウント動作を抑制することを意味す
る。
び、かつＡＮＤゲート２７０の１つの入力として適用さ
れる。ゲート２７０は、クロックされた論理状態を保持
するラッチ２７２を、各々のサーボセクタ１４の終わり
でリセットされるまでクロック動作させる。データゾー
ンクロック２７４は、各々の特定のデータゾーン（図５
（Ａ）参照）に関して適合されるデータクロック速度を
発生し、かつ読出書込チャネル６８の位相ロックループ
内にある。クロックループ２７４によって確立されたデ
ータクロックは、特定のデータゾーンのデータ速度でフ
ォーマットカウンタ２７６をクロック動作させる。ラッ
チ２７２からの出力は、フォーマットカウンタ２７６の
カウントイネーブルピンまで延びる。ラッチ２７２から
の出力は、真であれば反転されるかまたはローになり、
これはアサートされると出力２８８がフォーマットカウ
ンタ２７６によるカウント動作を抑制することを意味す
る。
【００７９】フォーマットカウンタ２７６は、上で図７
を参照して説明したフォーマッタカウンタ回路１５４内
にあってもよい。フォーマットカウンタ２７６は、各々
のデータセグメント１９内のデータフィールドフォーマ
ット（たとえば、図１４グラフＢ）を規定し続ける。ラ
ッチ２７２からの出力はたとえば論理ハイレベルである
（すなわち真でない）とき、カウンタ２７６は、クロッ
ク回路２７４からのクロック信号に従って、回路設計に
応じて上方向または下方向にカウントする。フォーマッ
トカウンタ２７６の上方向のカウント動作は、図１４グ
ラフＣに示されている。フォーマットカウンタ２７６
は、各々のデータフィールド１８内のバイト位置を表わ
す、たとえば１２ビットのワードを送る。フォーマット
カウンタの出力の４つの最下位ビットは、比較回路２８
２に送られる。ＤＲＡＭのゾーン記録から得られる４ビ
ット値は、ＤＲＡＭ値レジスタ２８４にロードされ、か
つ比較回路２８２への別の入力として与えられる。４ビ
ットだけで、フォーマットカウンタ２７８では１６カウ
ントごとに一致が生じる。経路２５８上のプリウェッジ
比較値が真になるまで、ゲート２７０はこれらの一致を
すべて無視する。
を参照して説明したフォーマッタカウンタ回路１５４内
にあってもよい。フォーマットカウンタ２７６は、各々
のデータセグメント１９内のデータフィールドフォーマ
ット（たとえば、図１４グラフＢ）を規定し続ける。ラ
ッチ２７２からの出力はたとえば論理ハイレベルである
（すなわち真でない）とき、カウンタ２７６は、クロッ
ク回路２７４からのクロック信号に従って、回路設計に
応じて上方向または下方向にカウントする。フォーマッ
トカウンタ２７６の上方向のカウント動作は、図１４グ
ラフＣに示されている。フォーマットカウンタ２７６
は、各々のデータフィールド１８内のバイト位置を表わ
す、たとえば１２ビットのワードを送る。フォーマット
カウンタの出力の４つの最下位ビットは、比較回路２８
２に送られる。ＤＲＡＭのゾーン記録から得られる４ビ
ット値は、ＤＲＡＭ値レジスタ２８４にロードされ、か
つ比較回路２８２への別の入力として与えられる。４ビ
ットだけで、フォーマットカウンタ２７８では１６カウ
ントごとに一致が生じる。経路２５８上のプリウェッジ
比較値が真になるまで、ゲート２７０はこれらの一致を
すべて無視する。
【００８０】上述のように、ウィンドウ２９０（図１４
グラフＣ）は、経路２５８上の信号が到着する際に開い
ており、かつ比較回路２８２から受取られるその次の一
致値がラッチ２７２を真（ロー）の状態にクロックさせ
る間隔を示す。このウェッジウィンドウ信号が生じれ
ば、図１４グラフＤに示すように、フォーマットカウン
タのカウントは止まり、サーボセクタ１４が通過してし
まうまで止まったままである。ウェッジウィンドウ信号
が終わると、上述のように、フォーマットカウンタ２７
６は負の値にリセットされ、上方向にカウントを始め
て、各々のサーボセクタ１４の後に続きかつ各々の新し
いデータフィールド１８を始めるデータ同期フィールド
１５およびデータアドレスマークフィールド１７を示
す。フォーマットカウンタ２７６のこのカウントパター
ンは、図１４のグラフＥに示されている。
グラフＣ）は、経路２５８上の信号が到着する際に開い
ており、かつ比較回路２８２から受取られるその次の一
致値がラッチ２７２を真（ロー）の状態にクロックさせ
る間隔を示す。このウェッジウィンドウ信号が生じれ
ば、図１４グラフＤに示すように、フォーマットカウン
タのカウントは止まり、サーボセクタ１４が通過してし
まうまで止まったままである。ウェッジウィンドウ信号
が終わると、上述のように、フォーマットカウンタ２７
６は負の値にリセットされ、上方向にカウントを始め
て、各々のサーボセクタ１４の後に続きかつ各々の新し
いデータフィールド１８を始めるデータ同期フィールド
１５およびデータアドレスマークフィールド１７を示
す。フォーマットカウンタ２７６のこのカウントパター
ンは、図１４のグラフＥに示されている。
【００８１】ウィンドウ２９０内のウェッジウィンドウ
信号の正確な開始は、ＤＲＡＭ値レジスタ２８４に保持
される４ビットによって決定される。スピンドル速度の
ばらつき等の許容限界をカバーするように適切なマージ
ンを与えるために、ウェッジウィンドウ信号は差し迫っ
ているサーボセクタ１４のたとえば８バイト前に始ま
る。データ転送速度が異なるため、この８バイトのバッ
ファはデータゾーンによって異なる。したがって、ウェ
ッジウィンドウ信号の物理的な開始ポイントは、ディス
ク４２のデータ記憶面のデータゾーンによって異なる。
したがって、ＤＲＡＭ値レジスタ２８４に保持される値
は、ヘッド位置決め構造５０によって新しいデータゾー
ンがアクセスされるたびに更新される。
信号の正確な開始は、ＤＲＡＭ値レジスタ２８４に保持
される４ビットによって決定される。スピンドル速度の
ばらつき等の許容限界をカバーするように適切なマージ
ンを与えるために、ウェッジウィンドウ信号は差し迫っ
ているサーボセクタ１４のたとえば８バイト前に始ま
る。データ転送速度が異なるため、この８バイトのバッ
ファはデータゾーンによって異なる。したがって、ウェ
ッジウィンドウ信号の物理的な開始ポイントは、ディス
ク４２のデータ記憶面のデータゾーンによって異なる。
したがって、ＤＲＡＭ値レジスタ２８４に保持される値
は、ヘッド位置決め構造５０によって新しいデータゾー
ンがアクセスされるたびに更新される。
【００８２】ウェッジウィンドウがアサートされると、
幾つかの事象が生じる。まず第１に、上述のように、フ
ォーマットカウンタ２７６はウェッジウィンドウの持続
時間の間カウントするのを止め、フォーマッタ６４を介
するデータ読出または書込動作が停止する。第２に、フ
ォーマットカウンタ２７６が達したカウントは、カウン
トレジスタ２７８にセーブされる。第３に、ウェッジウ
ィンドウ（および同期フィールド１５、アドレスマーク
フィールド１７等のいかなるデータヘッダも可能であ
る）の後、セーブされたカウントはカウントレジスタ２
７８からフォーマットカウンタ２７６に再ロードされ、
予め定められた最大のカウントに達するまでそのカウン
ト動作は再開始される。最大のカウントは特定のデータ
フィールド１８の終わりを意味し、最大のカウントに達
すると、その次のデータフィールド１８のバイトまたは
ワード位置をカウントし始めるためにフォーマットカウ
ンタ２７６はロールオーバとなる。
幾つかの事象が生じる。まず第１に、上述のように、フ
ォーマットカウンタ２７６はウェッジウィンドウの持続
時間の間カウントするのを止め、フォーマッタ６４を介
するデータ読出または書込動作が停止する。第２に、フ
ォーマットカウンタ２７６が達したカウントは、カウン
トレジスタ２７８にセーブされる。第３に、ウェッジウ
ィンドウ（および同期フィールド１５、アドレスマーク
フィールド１７等のいかなるデータヘッダも可能であ
る）の後、セーブされたカウントはカウントレジスタ２
７８からフォーマットカウンタ２７６に再ロードされ、
予め定められた最大のカウントに達するまでそのカウン
ト動作は再開始される。最大のカウントは特定のデータ
フィールド１８の終わりを意味し、最大のカウントに達
すると、その次のデータフィールド１８のバイトまたは
ワード位置をカウントし始めるためにフォーマットカウ
ンタ２７６はロールオーバとなる。
【００８３】この好ましい実施例を用いる際に、図５
（Ｂ）の実施例に関して上で述べたデータ記録は僅かに
変更されてもよい。この図１３および図１４の実施例に
おいて、記録は、７ビットのウェッジ番号、ＤＲＡＭ値
レジスタ２８４にロードされる４ビットのＤＲＡＭ値、
およびデータセグメント１９のうちの１つの中の特定の
データブロック１８の始まりを決定するための１２ビッ
トのブロック開始値を含み得る。この１２ビットの値は
サーボセクタカウンタ２６２のカウント増分と比較さ
れ、探している特定のデータブロック１８の始まりを位
置決めする。特定のデータブロック１８の始めにある同
期フィールド１５およびデータアドレスマーク１７によ
って、ディスクからの読出の間データゾーンクロック回
路２７４がフォーマットカウンタ２７６をブロックデー
タストリームに同期できる十分な情報が得られる。ディ
スクへのデータブロックの書込の間、同期フィールド１
５およびアドレスマーク１７が再び発生され、かつ従来
の方法で書込スプライスの後に再び書込まれる。
（Ｂ）の実施例に関して上で述べたデータ記録は僅かに
変更されてもよい。この図１３および図１４の実施例に
おいて、記録は、７ビットのウェッジ番号、ＤＲＡＭ値
レジスタ２８４にロードされる４ビットのＤＲＡＭ値、
およびデータセグメント１９のうちの１つの中の特定の
データブロック１８の始まりを決定するための１２ビッ
トのブロック開始値を含み得る。この１２ビットの値は
サーボセクタカウンタ２６２のカウント増分と比較さ
れ、探している特定のデータブロック１８の始まりを位
置決めする。特定のデータブロック１８の始めにある同
期フィールド１５およびデータアドレスマーク１７によ
って、ディスクからの読出の間データゾーンクロック回
路２７４がフォーマットカウンタ２７６をブロックデー
タストリームに同期できる十分な情報が得られる。ディ
スクへのデータブロックの書込の間、同期フィールド１
５およびアドレスマーク１７が再び発生され、かつ従来
の方法で書込スプライスの後に再び書込まれる。
【００８４】フォーマットカウンタ２７６は好ましくは
特定のデータブロック１８内のバイト位置またはロケー
ションをカウントする。プログラムされたデジタルマイ
クロコントローラ７２は、たとえば引用した米国特許番
号第５，２４１，５４６号の教示に従って、誤り訂正等
がオンザフライに行なわれるように、フォーマットカウ
ンタ２７６のカウントに直接アクセスする。
特定のデータブロック１８内のバイト位置またはロケー
ションをカウントする。プログラムされたデジタルマイ
クロコントローラ７２は、たとえば引用した米国特許番
号第５，２４１，５４６号の教示に従って、誤り訂正等
がオンザフライに行なわれるように、フォーマットカウ
ンタ２７６のカウントに直接アクセスする。
【００８５】したがって、この好ましい代替実施例が、
特定のデータゾーンまたはデータ転送速度に関係なく、
各々のサーボセクタ１４の直前にたとえば８バイトの予
め定められたバッファを与えるウェッジウィンドウをつ
くり出すことを可能にする信頼性の高い頑強なプリウェ
ッジ論理状態を実現することが、当業者によって認識さ
れるであろう。この実施例はまた、ディスクドライブ１
００のサーボデコーダ回路１０４内に既に存在するサー
ボセクタカウンタをさらに利用している。
特定のデータゾーンまたはデータ転送速度に関係なく、
各々のサーボセクタ１４の直前にたとえば８バイトの予
め定められたバッファを与えるウェッジウィンドウをつ
くり出すことを可能にする信頼性の高い頑強なプリウェ
ッジ論理状態を実現することが、当業者によって認識さ
れるであろう。この実施例はまた、ディスクドライブ１
００のサーボデコーダ回路１０４内に既に存在するサー
ボセクタカウンタをさらに利用している。
【００８６】上述の説明から、本発明の目的が十分に実
現されていること、および本発明により多数のさらなる
利点が得られることが明らかになるであろう。たとえ
ば、サーボウェッジが好ましくはシリンダ番号情報を含
むため、トラックＩＤフィールドが読出されるのを待つ
必要なく、サーボウェッジの情報に従って、選択された
行先トラックに到着するとすぐに読出動作を開始するこ
とができる。さらに、データセクタまたはフィールドの
始まりはまた、その前にあるデータセクタのＥＣＣフィ
ールドの位置を参照することによって確立され得る。確
実にインデックスを見落とさないようにするために、サ
ーボ検出器１０４内のインデックスタイマの他に、フォ
ーマッタ内に合成インデックスカウンタを設けてもよ
く、そのため、頑強なインデックスマーカに依存する重
要なタイミングおよび位置決め処理は、信頼性高くかつ
一定不変に動作する。
現されていること、および本発明により多数のさらなる
利点が得られることが明らかになるであろう。たとえ
ば、サーボウェッジが好ましくはシリンダ番号情報を含
むため、トラックＩＤフィールドが読出されるのを待つ
必要なく、サーボウェッジの情報に従って、選択された
行先トラックに到着するとすぐに読出動作を開始するこ
とができる。さらに、データセクタまたはフィールドの
始まりはまた、その前にあるデータセクタのＥＣＣフィ
ールドの位置を参照することによって確立され得る。確
実にインデックスを見落とさないようにするために、サ
ーボ検出器１０４内のインデックスタイマの他に、フォ
ーマッタ内に合成インデックスカウンタを設けてもよ
く、そのため、頑強なインデックスマーカに依存する重
要なタイミングおよび位置決め処理は、信頼性高くかつ
一定不変に動作する。
【００８７】以上のように本発明の実施例を説明した
が、本発明の目的は十分に達成されたことが認識され、
かつその構成における多くの変形、ならびに本発明の広
く異なる実施例および適用例は、本発明の意図および範
囲から外れるものではないことが当業者によって理解さ
れるであろう。ここに示す開示および説明は例示的なも
のであって、本発明を制限するものではない。
が、本発明の目的は十分に達成されたことが認識され、
かつその構成における多くの変形、ならびに本発明の広
く異なる実施例および適用例は、本発明の意図および範
囲から外れるものではないことが当業者によって理解さ
れるであろう。ここに示す開示および説明は例示的なも
のであって、本発明を制限するものではない。
【図１】埋込みサーボセクタがデータフィールドを分割
しかつデータセクタ識別フィールドが各々のデータセク
タの前にある、埋込みセクタサーボヘッド位置決め手法
を用いた先行技術のディスクドライブの環状データトラ
ックフォーマットの線状の図である。
しかつデータセクタ識別フィールドが各々のデータセク
タの前にある、埋込みセクタサーボヘッド位置決め手法
を用いた先行技術のディスクドライブの環状データトラ
ックフォーマットの線状の図である。
【図２】データセクタ識別フィールドが各々のサーボセ
クタの直後に設けられる、埋込みサーボセクタを用いた
先行技術のディスクドライブの環状データトラックフォ
ーマットの線状の図である。
クタの直後に設けられる、埋込みサーボセクタを用いた
先行技術のディスクドライブの環状データトラックフォ
ーマットの線状の図である。
【図３】本発明の原理に従った、データ識別フィールド
を省いた、セクタに分けられた環状データトラックフォ
ーマットの線状の図である。
を省いた、セクタに分けられた環状データトラックフォ
ーマットの線状の図である。
【図４】本発明に従った、サーボセクタ（ウェッジ）の
レイアウトと、ユーザデータセグメントバイトカウンタ
をリセットするための、サーボアドレスマークの使用と
を示す一連の関連図である。
レイアウトと、ユーザデータセグメントバイトカウンタ
をリセットするための、サーボアドレスマークの使用と
を示す一連の関連図である。
【図５】（Ａ）は、図３のフォーマットに従った記憶デ
ィスクデータ面の概略平面図であり、（Ｂ）は、本発明
の局面に従った、（Ａ）のフォーマット内の半径方向の
データゾーン内のセクタのレイアウトをマップするため
のメモリマップの図である。
ィスクデータ面の概略平面図であり、（Ｂ）は、本発明
の局面に従った、（Ａ）のフォーマット内の半径方向の
データゾーン内のセクタのレイアウトをマップするため
のメモリマップの図である。
【図６】本発明の原理を組込む、ディスクドライブ内の
ハードウェアデータチャネルアーキテクチャのブロック
図である。
ハードウェアデータチャネルアーキテクチャのブロック
図である。
【図７】図６のアーキテクチャ内のフォーマッタおよび
その制御信号のブロック図である。
その制御信号のブロック図である。
【図８】図７のフォーマッタの読出モード（左側）およ
び書込モード（右側）の状態図である。
び書込モード（右側）の状態図である。
【図９】本発明の原理および局面を示す、図３のフォー
マットに関連するフォーマッタカウンタおよびウェッジ
バイトカウンタの動作の一例を示す一連の図である。
マットに関連するフォーマッタカウンタおよびウェッジ
バイトカウンタの動作の一例を示す一連の図である。
【図１０】本発明のハードウェアベースの実現例を示す
ブロック図である。
ブロック図である。
【図１１】図１０のハードウェアの実現例内のフォーマ
ット計算器回路の動作を示す状態図である。
ット計算器回路の動作を示す状態図である。
【図１２】図１０のハードウェアの実現例内の制御ステ
ートマシン回路の動作を示す状態図である。
ートマシン回路の動作を示す状態図である。
【図１３】本発明の局面の好ましい代替実施例を示す回
路の簡略ブロック図である。
路の簡略ブロック図である。
【図１４】図１３の実施例の局面および動作特徴を示
す、共通の時間ベースに沿って書かれた一連の５つのグ
ラフ図である。
す、共通の時間ベースに沿って書かれた一連の５つのグ
ラフ図である。
１４ ウェッジ １５ データ同期フィールド １７ データアドレスマーク １８ ユーザデータブロック １９ ユーザデータセグメント
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 マイケル・エル・ラーブ アメリカ合衆国、94536 カリフォルニア 州、フレモント、キャムデン・ビレッジ・ サークル、1564 (72)発明者 スコット・イー・リッチモンド アメリカ合衆国、95117 カリフォルニア 州、サン・ホーゼイ、レキシントン・ドラ イブ、1370、アパートメント・20 (72)発明者 ウィリアム・アール・エイキン・ジュニア アメリカ合衆国、95037 カリフォルニア 州、モーガン・ヒル、ライト・アベニュ、 250
Claims (48)
- 【請求項１】 多数の同心円状のデータ記憶トラックを
規定する回転ディスクと、トラック内のユーザデータブ
ロックの選択された位置にデータを書込むための変換器
ヘッドと、トラック上で変換器ヘッドを位置決めするた
めの位置決め機構と、前記ヘッド位置決め機構および予
め定められたサーボデータ速度で予め記録された複数の
間隔を開けられたサーボセクタ内のヘッド位置決め情報
を読出すための前記ヘッドを含むヘッド位置サーボ制御
ループとを備えるディスクドライブにおいて、ブロック
の始めにデータブロック識別フィールドを用いることな
く、サーボセクタのうちの隣接するものの間に延びるト
ラックにユーザデータブロックセグメント内の特定のデ
ータブロックの始めの位置決めをするための方法であっ
て、 開始増分に始まり、終了増分まで連続的に続く、予め定
められた数のカウント増分にユーザデータセグメントを
含む間隔を分割するステップと、 ブロック位置開始カウント値を、所望のデータブロック
位置の始めに対応する前記増分の１つとして決定するス
テップと、 増分のカウントをユーザデータセグメントを含む間隔の
始めをもって始めるステップと、 カウントされた増分の各々をカウント値と比較して、同
値かどうかを決定するステップと、 同値であることを決定すると、特定のデータブロックへ
の、またはそこからのデータ記録の転送を始めるステッ
プとを含む、方法。 - 【請求項２】 同値であることを決定してから、特定の
ブロックのデータ転送速度に関する速度でブロック位置
をカウントするステップをさらに含む、請求項１に記載
の方法。 - 【請求項３】 分割するステップが、予め定められたサ
ーボデータ速度に関して行なわれるサーボセクタカウン
トプロセスによって行なわれる、請求項１に記載の方
法。 - 【請求項４】 各サーボセクタがサーボアドレスマーク
を含み、サーボアドレスマークを検出するステップと、
その際にサーボセクタカウントプロセスをリセットする
ステップとをさらに含む、請求項３に記載の方法。 - 【請求項５】 ブロック位置をカウントするステップの
継続中に、次のサーボセクタの始めを検出するステップ
と、 サーボセクタの始めを検出すると、ブロック位置をカウ
ントするステップを中断するステップと、そのとき達し
たカウント値をセーブするステップと、 前記次のサーボセクタの終了に続いて、後続のユーザデ
ータ記憶セグメントの始めの位置を検出するステップ
と、 カウント値を復元するステップと、 特定のデータブロックの終了に対応するブロックバイト
総カウントに達するまで、ブロックバイト位置カウント
のカウントを再開するステップとをさらに含む、請求項
２に記載の方法。 - 【請求項６】 次のサーボセクタの始めに先立って、予
め定められた距離をおいて始まるサーボセクタウィンド
ウを発生するステップをさらに含む、請求項１に記載の
方法。 - 【請求項７】 サーボセクタウィンドウを発生するステ
ップが、カウントされた増分の各々を予め定められたウ
ィンドウ開始値と比較するステップを含む、請求項６に
記載の方法。 - 【請求項８】 データトラックがゾーンとして配列さ
れ、各ゾーンが、ディスクの回転軸からのゾーンの半径
に適合されるデータ転送速度を有し、予め定められたウ
ィンドウ開始値を、特定のデータブロックを含むトラッ
クが位置される前記ゾーンのデータ転送速度の関数とし
て発生するステップをさらに含む、請求項７に記載の方
法。 - 【請求項９】 予め定められたウィンドウ開始値を発生
するステップが、予め定められたウィンドウ開始値の各
々を、前記ゾーンに関連するゾーン値と比較するステッ
プをさらに含む、請求項８に記載の方法。 - 【請求項１０】 次のサーボセクタの始めを検出するス
テップが、ユーザデータ記憶セグメントの終了増分を検
出することによって行なわれる、請求項５に記載の方
法。 - 【請求項１１】 次のサーボセクタの始めを検出するス
テップが、カウント増分を予め定められたプリウェッジ
値と比較して、前記始めに到達する前に起こるプリウェ
ッジ同値を決定することによって行なわれる、請求項５
に記載の方法。 - 【請求項１２】 次のサーボセクタの始めを検出するス
テップが、プリウェッジ同値を、ブロックバイト位置を
カウントするステップから導出される値と比較するステ
ップをさらに含み、そのため検出するステップは、次の
サーボセクタの実際の始めの前にブロックデータ転送速
度で予め定められたバイト数で起こる、請求項１１に記
載の方法。 - 【請求項１３】 特定のデータブロックの始めに、予め
定められたカウント長のデータアドレスマークおよび同
期フィールドを設けるステップと、予め定められたカウ
ント長に対応する負のカウントでブロックバイト位置を
カウントするステップを開始するステップとをさらに含
み、そのため前記カウントするステップが、特定のブロ
ックの同期フィールドおよびデータアドレスマークに続
く最初のユーザバイト位置でゼロカウントに達する、請
求項２に記載の方法。 - 【請求項１４】 ディスクへのデータ書込動作の間に特
定のデータブロックの始めに同期フィールドおよびデー
タアドレスマークを書込むステップと、ディスクからの
データ読出動作の間に特定のデータブロックの始めの同
期フィールドおよびアドレスマークを読出すステップと
を含む、請求項１３に記載の方法。 - 【請求項１５】 データ読出動作の間に、特定のデータ
ブロックの始めのデータアドレスマークを検出するため
のカウントウィンドウを確立するステップと、 カウントウィンドウ内でデータアドレスマークを検出す
ると、ブロックバイト位置カウントのカウントをゼロカ
ウントにリセットするステップとをさらに含む、請求項
１４に記載の方法。 - 【請求項１６】 データアドレスマークがカウントウィ
ンドウ内で検出されない場合に、エラー状態の信号を送
るステップをさらに含む、請求項１５に記載の方法。 - 【請求項１７】 後続のユーザデータ記憶セグメントの
始めに予め定められたカウント長のブロック再開アドレ
スマークおよびブロック再開同期フィールドを設けるス
テップと、 ゼロカウントに達するまで予め定められたカウント長に
対応する負のカウントで記録値位置をカウントするステ
ップを始めるステップと、 ゼロカウントに達すると、復元されたカウント値をカウ
ントするのを再び始めるステップとをさらに含む、請求
項５に記載の方法。 - 【請求項１８】 ディスクへのデータ書込動作の間に、
後続のユーザデータ記憶セグメントの始めにブロック再
開同期フィールドおよびブロック再開アドレスマークを
書込むステップと、ディスクからの読出動作の間に、後
続のユーザデータ記憶セグメントの始めのブロック再開
同期フィールドおよびブロック再開アドレスマークを読
出すステップとを含む、請求項１７に記載の方法。 - 【請求項１９】 後続のユーザデータセグメントの始め
に、予め定められたカウント長のブロック再開データア
ドレスマークおよびブロック再開同期フィールドを設け
るステップと、 ゼロカウントに達するまで、予め定められたカウント長
に対応する負のカウントで記録値位置をカウントするス
テップを始めるステップと、 ゼロカウントの発生に関してデータアドレスマークを検
出するためのカウントウィンドウを確立するステップ
と、 カウントウィンドウ内でデータアドレスマークを検出す
ると、ブロックバイト位置カウントをカウントするのを
再開するステップとをさらに含む、請求項５に記載の方
法。 - 【請求項２０】 データアドレスマークがカウントウィ
ンドウ内で検出されない場合に、エラー状態の信号を送
るステップをさらに含む、請求項１５に記載の方法。 - 【請求項２１】 アドレスマークがカウントウィンドウ
内で検出されない場合に、エラー状態の信号を送るステ
ップをさらに含む、請求項１９に記載の方法。 - 【請求項２２】 特定のデータブロックの始めに対応す
るカウント値を決定するステップが、データブロックフ
ォーマット記録をメモリ内に設けるステップと、前記ブ
ロック位置に対応するデータブロックフォーマット記録
を検索するステップとによって行なわれる、請求項１に
記載の方法。 - 【請求項２３】 特定のデータブロックの始めに対応す
るカウント値を決定するステップが、同心円状のトラッ
クに関するデータブロックの予め定められたプランに基
づいて、カウント値を計算するステップによって行なわ
れる、請求項１に記載の方法。 - 【請求項２４】 各サーボセクタ内にサーボセクタ識別
値を与えるステップと、 対応するサーボセクタが変換器ヘッドによって読出され
る際にサーボセクタ識別値を検出するステップと、 検出されたサーボセクタ識別値を特定のデータブロック
と相関させて、特定のデータブロックの始めを含むユー
ザデータ記憶セグメントに達したかどうかを決定するス
テップとをさらに含む、請求項１に記載の方法。 - 【請求項２５】 回転データ記憶ディスクと、ディスク
の記憶面からデータを読出し、かつそれにデータを書込
むための位置決め可能な変換器とを備え、この変換器は
ヘッド位置決め器サーボループによって位置決めされ、
さらに、前記記憶面は、利用可能な多数の同心円上のデ
ータトラックのうちの所望のものの位置決めをするため
のサーボループに関するヘッドによって読出されるヘッ
ド位置決め情報で予め記録された多数のサーボセクタを
含み、各トラックは予め定められたパターンに従ってサ
ーボセクタのいくつかによって少なくともそのうちのい
くつかはセグメントに分けられる一連のデータブロック
を有し、データトラックは前記ヘッド位置決め情報とは
異なる速度で記録され、データ識別フィールドは含まな
い、ディスクドライブアーキテクチャにおいて、特定の
データブロックの位置を決定するための装置は、 ２つの隣接するサーボセクタ間にあるデータトラックセ
グメントを含む予め定められた数のカウント増分をカウ
ントするためのデータセグメントカウント手段と、 特定のデータブロックの始めに対応するデータトラック
セグメント内のブロック位置開始カウント値を決定する
ためのブロック位置回路手段と、 データセグメントカウンタ手段のカウントをブロック位
置回路手段の開始カウント値と比較して、特定のデータ
ブロックの始めを検出するための比較手段と、 その始めを検出するのに応答して、バッファメモリと所
望のデータブロック位置との間での特定のデータブロッ
クにおけるユーザ情報の転送を制御するための、データ
変換器ヘッドとバッファメモリとの間の信号経路におけ
るデータ転送制御手段とを備える、装置。 - 【請求項２６】 ブロック位置回路手段がバッファメモ
リを含み、予め定められたパターンに従うブロック値が
バッファメモリに記録され、ブロック位置回路手段は、
特定のデータブロックに関してのバッファメモリの既知
の位置からブロックフォーマットを検索するためのブロ
ックフォーマット検索手段を含む、請求項２５に記載の
ディスクドライブアーキテクチャ。 - 【請求項２７】 ブロック位置回路手段が、特定のデー
タブロックの始めに対応するブロック位置開始カウント
値を計算するためのフォーマット計算器手段を含む、請
求項２５に記載のディスクドライブアーキテクチャ。 - 【請求項２８】 特定のデータブロックの長さを規定す
るデータ値増分をカウントするためのデータブロックカ
ウンタ手段をさらに含む、請求項２５に記載のディスク
ドライブアーキテクチャ。 - 【請求項２９】 各サーボセクタの出現を検出し、かつ
ヘッドによって読出される少なくともいくらかのヘッド
位置決め情報をデコードするためのサーボセクタデコー
ド手段をさらに含み、サーボセクタデコード手段は、デ
ータ転送制御手段にサーボセクタウェッジ制御信号と１
回転ごとに１つのインデックス信号とを含む制御値を与
える、請求項２６に記載のディスクドライブアーキテク
チャ。 - 【請求項３０】 各サーボセクタの出現を検出し、かつ
ヘッドによって読出されるヘッド位置決め情報内のサー
ボセクタ番号をデコードするためのサーボセクタデコー
ド手段をさらに備え、サーボセクタデコード手段は、サ
ーボセクタウェッジ制御信号に応答して各サーボセクタ
をカウントするためのサーボセクタ番号カウンタとサー
ボセクタから読出されたサーボセクタ番号とを比較する
ための比較回路にサーボセクタ番号を与え、サーボセク
タ番号カウンタは、１回転ごとに１つのインデックス信
号によってリセットされる、請求項２９に記載のディス
クドライブアーキテクチャ。 - 【請求項３１】 前記サーボセクタは所望のデータブロ
ックに割込み、さらにデータ転送制御手段は、サーボセ
クタウェッジ制御信号に応答して、データブロックカウ
ンタ手段が前記サーボセクタの間にデータ値増分をカウ
ントするのを停止させる、請求項２９に記載のディスク
ドライブアーキテクチャ。 - 【請求項３２】 データセグメントカウント手段が、前
記ヘッド位置決め情報と関連するデータ転送速度で増分
をカウントするための、ヘッド位置決め器サーボループ
内のサーボセクタカウンタを含み、次のサーボセクタに
達する前にサーボセクタカウンタが達したプリウェッジ
増分値を保持するためのプリウェッジレジスタ手段と、
サーボセクタカウンタの各カウント増分をプリウェッジ
増分値と比較し、データ転送制御手段に同値であること
を信号で知らせるための比較手段とをさらに備える、請
求項３１に記載のディスクドライブアーキテクチャ。 - 【請求項３３】 データ転送制御手段が、特定のブロッ
クに関連するデータ転送速度でクロック動作されるフォ
ーマットカウンタ、および特定のデータブロックの終了
を示すカウントに達するとフォーマットカウンタをリセ
ットするためのリセット手段を含む、請求項２５に記載
のディスクドライブアーキテクチャ。 - 【請求項３４】 特定のブロックの終了を示すカウント
が、すべてのデータブロックに関して固定カウント長で
ある、請求項３３に記載のディスクドライブアーキテク
チャ。 - 【請求項３５】 特定のブロックの終了を示すカウント
が可変カウントであり、その可変カウントをブロック単
位で決定するための決定手段をさらに備える、請求項３
３に記載のディスクドライブアーキテクチャ。 - 【請求項３６】 特定のデータブロック内のデータ値位
置を決めるために、フォーマットカウンタへの、そのカ
ウンタを読出すための直接のアクセスを有する埋込プロ
グラムマイクロコントローラをさらに備える、請求項３
３に記載のディスクドライブアーキテクチャ。 - 【請求項３７】 各データブロックがその始めにデータ
アドレスマークフィールドを含み、データアドレスマー
クを検出し、かつその際にデータブロックカウンタ手段
をリセットするためのデータアドレスマーク検出器手段
をさらに備える、請求項２８に記載のディスクドライブ
アーキテクチャ。 - 【請求項３８】 各データブロックがその始めにデータ
アドレスマークフィールドを含み、リセット手段が、デ
ータアドレスマークを検出しかつその際にフォーマット
カウンタをリセットするためのデータアドレスマーク検
出器手段を含む、請求項３３に記載のディスクドライブ
アーキテクチャ。 - 【請求項３９】 回転データ記憶ディスクと、ディスク
の記憶面からデータを読出し、かつそこにデータを書込
むための位置決め可能な変換器とを含み、変換器はヘッ
ド位置決め器サーボループによって位置決めされ、記憶
面は、多数の同心円状のデータトラックのうちの所望の
ものの位置を決めるためのサーボループに関するヘッド
によって読出されるヘッド位置決め情報で予め記録され
た多数のサーボセクタを含み、各トラックは、予め定め
られたパターンに従ってサーボセクタのいくつかによっ
てセグメントに少なくともそのいくつかが分けられる一
連のデータブロックを有し、サーボループは、サーボセ
クタにおけるヘッド位置決め情報をデコードし、かつ各
サーボセクタの位置を時間で示すためのサーボセクタデ
コーダ手段を含み、データトラックは前記ヘッド位置決
め情報の速度とは異なるデータ速度で記録され、データ
識別フィールドを含まない、ディスクドライブアーキテ
クチャにおいて、各データブロックの位置を決定するた
めの装置は、 サーボデコーダ手段に応答して、２つの隣接するサーボ
セクタ間にあるデータトラックセグメントを含む予め定
められた数のカウント増分をカウントするための内部カ
ウンタ手段と、 所望のデータブロック位置の始めに対応するセグメント
内のブロック位置開始カウント値を決定するためのブロ
ック位置回路手段と、 データセグメントカウント手段のカウントをブロック位
置回路手段の開始カウント値と比較して、所望のデータ
ブロック位置の始めを検出するための比較手段と、 その始めの検出に応答してバッファメモリと所望のデー
タブロック位置との間のデータブロックの転送を制御す
るための、データ変換器ヘッドとバッファメモリとの間
の信号経路におけるデータ転送制御手段とを備える、装
置。 - 【請求項４０】 サーボセクタにおけるヘッド位置決め
情報が、サーボアドレスマークを含み、サーボセクタデ
コード手段は、サーボアドレスマークを検出し、サーボ
アドレスマーク発見信号を送って、データセグメントカ
ウント手段を再始動させる、請求項３９に記載のディス
クドライブアーキテクチャ。 - 【請求項４１】 データセグメントカウンタ手段が、サ
ーボアドレスマーク発見信号の受取りの代わりに、そこ
で予め定められた最大カウントに達すると、データセグ
メントカウンタ手段を予め定められた値に自動的にリセ
ットするための自動リセット手段を含む、請求項４０に
記載のディスクドライブアーキテクチャ。 - 【請求項４２】 ブロック位置回路手段がバッファメモ
リを含み、予め定められたパターンに従うブロック値は
バッファメモリに記録され、ブロック位置回路手段が、
所望のブロック位置に関してバッファメモリの既知の位
置からブロックフォーマットを検索するためのブロック
フォーマット検索手段を含む、請求項３９に記載のディ
スクドライブアーキテクチャ。 - 【請求項４３】 ブロック位置回路手段が、所望のデー
タブロックの始めに対応するブロック位置開始カウント
値を計算するためのフォーマット計算器手段を含む、請
求項３９に記載のディスクドライブアーキテクチャ。 - 【請求項４４】 所望のデータブロック位置の長さを規
定するデータ値増分をカウントするためのデータブロッ
クカウンタ手段をさらに備える、請求項３９に記載のデ
ィスクドライブアーキテクチャ。 - 【請求項４５】 内部カウンタ手段が、データブロック
のデータ転送速度に関する速度でユーザデータセグメン
トをカウントするデータフォーマットカウンタを含む、
請求項３９に記載のディスクドライブアーキテクチャ。 - 【請求項４６】 内部カウント手段が、ヘッド位置決め
情報のデータ転送速度に関する速度でサーボセクタから
サーボセクタまでの間隔をカウントするサーボセクタカ
ウンタを含む、請求項３９に記載のディスクドライブア
ーキテクチャ。 - 【請求項４７】 ディスクドライブアーキテクチャであ
って、回転データ記憶ディスクと、ディスクの記憶面か
らデータを読出し、かつそこにデータを書込むための位
置決め可能な変換器とを備え、変換器は、ヘッド位置決
め器サーボループによって位置決めされ、記憶面は、利
用可能な多数の同心円状のデータトラックのうちの所望
のものの位置を決めるためのサーボループに関するヘッ
ドによって読出されるヘッド位置決め情報で予め記録さ
れた多数のサーボセクタを含み、各トラックは、予め定
められたパターンに従ってサーボセクタのいくつかによ
って少なくともそのいくつかがセグメントに分けられる
一連のデータブロックを有し、データトラックは前記ヘ
ッド位置決め情報とは異なるデータ速度で記録され、デ
ータ識別フィールドを含まず、ヘッド位置サーボループ
および記憶面へのおよびそこからのデータ転送を制御す
るための埋込プログラムマイクロコントローラ手段と、
データブロックフォーマットに関する情報およびデータ
ブロックを一時的に保持するためのバッファメモリ手段
とを備え、前記アーキテクチャは、特定のデータブロッ
クの位置を決定するための回路をさらに含み、前記決定
するための回路は、 ２つの隣接するサーボセクタ間にあるデータトラックセ
グメントを含む予め定められた数のカウント増分をカウ
ントするためのデータセグメントカウンタ手段と、 バッファメモリ手段内に記憶されたデータブロックフォ
ーマットに応答して、特定のデータブロックの始めに対
応するデータトラックセグメント内のブロック位置開始
カウント値を決定するためのブロック位置回路手段と、 データセグメントカウント手段のカウントをブロック位
置回路手段の開始カウンタ値と比較して、特定のデータ
ブロックの始めを検出するための比較手段と、 その始めの検出に応答して、バッファメモリと所望のデ
ータブロック位置との間の特定のデータブロックにおけ
るユーザ情報の転送を制御するための、データ変換器ヘ
ッドとバッファメモリとの間の信号経路におけるデータ
転送制御手段とを含む、ディスクドライブアーキテクチ
ャ。 - 【請求項４８】 ディスクドライブアーキテクチャであ
って、回転データ記憶ディスクと、ディスクの記憶面か
らデータを読出し、かつそこにデータを書込むための位
置決め可能な変換器とを備え、変換器はヘッド位置決め
器サーボループによって位置決めされ、記録面は、利用
可能な多数の同心円状のデータトラックのうちの所望の
ものの位置を決めるためのサーボループに関するヘッド
によって読出されるヘッド位置決め情報で予め記録され
た多数のサーボセクタを含み、各トラックは、予め定め
られたパターンに従ってサーボセクタのいくつかによっ
て少なくともそのいくつかがセグメントに分けられる一
連のデータブロックを有し、データトラックは記憶ディ
スクの半径に関するデータ速度でゾーンに記録され、デ
ータ識別フィールドを含まず、ディスクドライバアーキ
テクチャはさらに、ヘッド位置サーボループならびに記
憶面へのおよびそこからのデータ転送を制御するための
埋込プログラムマイクロコントローラ手段と、データブ
ロックフォーマットに関する情報およびデータブロック
を一時的に保持するためのバッファメモリ手段とを備
え、前記アーキテクチャはさらに、特定のデータブロッ
クの位置を決定するための回路を備え、前記決定するた
めの回路は２つの隣接するサーボセクタ間にあるデータ
トラックセグメントを含む予め定められた数のカウント
増分をカウントするための、ヘッド位置決め器サーボデ
ータ内のサーボセクタカウンタ手段を含み、サーボセク
タカウンタ手段は、ヘッド位置決め情報内のサーボアド
レスマークの検出の際にリセットされ、さらに特定のデ
ータブロックの始めに対応するデータトラックセグメン
ト内のブロック位置開始カウント値を決定するためのブ
ロック位置回路手段と、 データセグメントカウンタ手段のカウントをブロック位
置回路手段の開始カウンタ値と比較して、特定のデータ
ブロックの始めを検出するための比較手段と、 その始めの検出に応答して、バッファメモリと所望のデ
ータブロック位置との間の特定のデータブロックにおけ
るユーザ情報の転送を制御するための、バッファメモリ
とデータ変換器ヘッドとの間の信号経路におけるフォー
マットカウンタ手段を含むデータ転送制御手段とを含
み、データ転送制御手段はさらに特定のデータブロック
を含むトラックを含む特定のゾーンに関連する前記マイ
クロコントローラ手段によって与えられ、次のサーボセ
クタの直前の位置を示すプリウェッジ値を保持するプリ
ウェッジレジスタ手段と、 サーボセクタカウンタ手段の各カウント増分をプリウェ
ッジ値と比較して、同値であることを信号で知らせるた
めのプリウェッジ比較手段と、 バッファメモリに記憶されたフォーマット値を保持する
ためのメモリ値レジスタ手段と、 フォーマット値をフォーマットカウンタ手段が達したカ
ウントの少なくとも一部と比較して、同値であることを
信号で知らせるためのメモリ値比較手段と、 プリウェッジ値とサーボセクタカウント増分との間の同
値によって可能とされて、フォーマット値とフォーマッ
トカウンタ手段のカウント部分との間の前記同値によっ
て表される制御信号を送り、次のサーボセクタに達する
前に予め定められた数のデータ記憶位置でフォーマット
カウンタ手段を停止させるための論理手段と、 制御信号に応答しての停止の際にフォーマットカウンタ
が達したカウントを保持するためのカウントレジスタ手
段と、 カウントをフォーマットカウンタに復元し、次のサーボ
セクタが過ぎてしまった後でフォーマットカウンタを再
始動させるためのカウント復元手段と、 特定のデータブロックの終了を示す最大カウントに達す
ると、フォーマットカウンタをリセットするためのカウ
ントリセット手段とを含む、ディスクドライバアーキテ
クチャ。
Applications Claiming Priority (4)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US8143693A | 1993-06-22 | 1993-06-22 | |
| US10983993A | 1993-08-20 | 1993-08-20 | |
| US109839 | 1993-08-20 | ||
| US081436 | 1993-08-20 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH07169186A true JPH07169186A (ja) | 1995-07-04 |
Family
ID=26765574
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP6138799A Withdrawn JPH07169186A (ja) | 1993-06-22 | 1994-06-21 | ディスクドライブにおいてユーザデータブロックセグメント内の特定のデータブロックの始めの位置決めをするための方法および装置ならびにディスクドライブアーキテクチャ |
Country Status (3)
| Country | Link |
|---|---|
| EP (1) | EP0631277A3 (ja) |
| JP (1) | JPH07169186A (ja) |
| KR (1) | KR950001636A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| KR100809188B1 (ko) * | 2000-10-10 | 2008-02-29 | 마츠시타 덴끼 산교 가부시키가이샤 | 광디스크 |
| JP2011502321A (ja) * | 2007-10-30 | 2011-01-20 | アギア システムズ インコーポレーテッド | 記憶アクセスのロケーション間制御のためのシステムおよび方法 |
Families Citing this family (45)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6104558A (en) * | 1974-12-27 | 2000-08-15 | International Business Machines Corporation | System and method of encoding an index mark into a servo address |
| US5523903A (en) * | 1993-12-23 | 1996-06-04 | International Business Machines Corporation | Sector architecture for fixed block disk drive |
| US5596460A (en) * | 1994-12-27 | 1997-01-21 | International Business Machines Corporation | System and method for encoding a servo address |
| WO1996027882A1 (en) * | 1995-03-03 | 1996-09-12 | Cirrus Logic, Inc. | Defect management for automatic track processing without id field |
| US5606466A (en) * | 1995-10-23 | 1997-02-25 | Quantum Corporation | Method for overlapping block read events in disk drive |
| KR100212982B1 (ko) * | 1996-05-22 | 1999-08-02 | 윤종용 | 하드디스크드라이브에 있어 헤드레스 포멧을 위한 콘스턴트 덴시티 기록방법 및 시스템 |
| KR0176615B1 (ko) * | 1996-07-27 | 1999-04-15 | 삼성전자주식회사 | 하드 디스크 드라이브 제어장치 및 그 방법 |
| US6154331A (en) * | 1996-10-01 | 2000-11-28 | Lsi Logic Corporation | Disk formatter write gate look-ahead device |
| WO1998014939A1 (en) * | 1996-10-01 | 1998-04-09 | Symbios, Inc. | Headerless formatted disk drive |
| US6134063A (en) * | 1997-12-30 | 2000-10-17 | Lsi Logic Corporation | Automated multi-track transfers |
| WO1999049467A1 (en) * | 1998-03-26 | 1999-09-30 | Qlogic Corporation | Controller for a disk drive and method for writing onto and reading from a disk |
| US8245104B2 (en) | 2008-05-02 | 2012-08-14 | Lsi Corporation | Systems and methods for queue based data detection and decoding |
| US8266505B2 (en) | 2009-08-12 | 2012-09-11 | Lsi Corporation | Systems and methods for retimed virtual data processing |
| US8161351B2 (en) | 2010-03-30 | 2012-04-17 | Lsi Corporation | Systems and methods for efficient data storage |
| US8681439B2 (en) | 2010-09-13 | 2014-03-25 | Lsi Corporation | Systems and methods for handling sector gaps in inter-track interference compensation |
| US8566379B2 (en) | 2010-11-17 | 2013-10-22 | Lsi Corporation | Systems and methods for self tuning target adaptation |
| US8810940B2 (en) | 2011-02-07 | 2014-08-19 | Lsi Corporation | Systems and methods for off track error recovery |
| US8699167B2 (en) | 2011-02-16 | 2014-04-15 | Lsi Corporation | Systems and methods for data detection using distance based tuning |
| US8446683B2 (en) | 2011-02-22 | 2013-05-21 | Lsi Corporation | Systems and methods for data pre-coding calibration |
| US8854753B2 (en) | 2011-03-17 | 2014-10-07 | Lsi Corporation | Systems and methods for auto scaling in a data processing system |
| US8693120B2 (en) | 2011-03-17 | 2014-04-08 | Lsi Corporation | Systems and methods for sample averaging in data processing |
| US8611033B2 (en) | 2011-04-15 | 2013-12-17 | Lsi Corporation | Systems and methods for selective decoder input data processing |
| US8887034B2 (en) | 2011-04-15 | 2014-11-11 | Lsi Corporation | Systems and methods for short media defect detection |
| US8670955B2 (en) | 2011-04-15 | 2014-03-11 | Lsi Corporation | Systems and methods for reliability assisted noise predictive filtering |
| US8566665B2 (en) | 2011-06-24 | 2013-10-22 | Lsi Corporation | Systems and methods for error correction using low density parity check codes using multiple layer check equations |
| US8879182B2 (en) | 2011-07-19 | 2014-11-04 | Lsi Corporation | Storage media inter-track interference cancellation |
| US8830613B2 (en) | 2011-07-19 | 2014-09-09 | Lsi Corporation | Storage media inter-track interference cancellation |
| US8819527B2 (en) | 2011-07-19 | 2014-08-26 | Lsi Corporation | Systems and methods for mitigating stubborn errors in a data processing system |
| US8854754B2 (en) | 2011-08-19 | 2014-10-07 | Lsi Corporation | Systems and methods for local iteration adjustment |
| US8539328B2 (en) | 2011-08-19 | 2013-09-17 | Lsi Corporation | Systems and methods for noise injection driven parameter selection |
| US9026572B2 (en) | 2011-08-29 | 2015-05-05 | Lsi Corporation | Systems and methods for anti-causal noise predictive filtering in a data channel |
| US8661324B2 (en) | 2011-09-08 | 2014-02-25 | Lsi Corporation | Systems and methods for non-binary decoding biasing control |
| US8681441B2 (en) | 2011-09-08 | 2014-03-25 | Lsi Corporation | Systems and methods for generating predictable degradation bias |
| US8850276B2 (en) | 2011-09-22 | 2014-09-30 | Lsi Corporation | Systems and methods for efficient data shuffling in a data processing system |
| US8767333B2 (en) | 2011-09-22 | 2014-07-01 | Lsi Corporation | Systems and methods for pattern dependent target adaptation |
| US8689062B2 (en) | 2011-10-03 | 2014-04-01 | Lsi Corporation | Systems and methods for parameter selection using reliability information |
| US8578241B2 (en) | 2011-10-10 | 2013-11-05 | Lsi Corporation | Systems and methods for parity sharing data processing |
| US8479086B2 (en) | 2011-10-03 | 2013-07-02 | Lsi Corporation | Systems and methods for efficient parameter modification |
| US8862960B2 (en) | 2011-10-10 | 2014-10-14 | Lsi Corporation | Systems and methods for parity shared data encoding |
| US8443271B1 (en) | 2011-10-28 | 2013-05-14 | Lsi Corporation | Systems and methods for dual process data decoding |
| US8683309B2 (en) | 2011-10-28 | 2014-03-25 | Lsi Corporation | Systems and methods for ambiguity based decode algorithm modification |
| US8527858B2 (en) | 2011-10-28 | 2013-09-03 | Lsi Corporation | Systems and methods for selective decode algorithm modification |
| US8751913B2 (en) | 2011-11-14 | 2014-06-10 | Lsi Corporation | Systems and methods for reduced power multi-layer data decoding |
| US8531320B2 (en) | 2011-11-14 | 2013-09-10 | Lsi Corporation | Systems and methods for memory efficient data decoding |
| US9601142B1 (en) | 2016-06-02 | 2017-03-21 | Seagate Technology Llc | Magnetic recording tracks with consolidated timing fields and no inter-sector gaps |
Family Cites Families (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5073834A (en) * | 1990-01-17 | 1991-12-17 | International Business Machines Corporation | Disk file or tape drive with high servo sample rate embedding additional servo sectors within individual data sectors |
-
1994
- 1994-06-16 EP EP94304357A patent/EP0631277A3/en not_active Withdrawn
- 1994-06-21 JP JP6138799A patent/JPH07169186A/ja not_active Withdrawn
- 1994-06-22 KR KR1019940014168A patent/KR950001636A/ko not_active Application Discontinuation
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| KR100809188B1 (ko) * | 2000-10-10 | 2008-02-29 | 마츠시타 덴끼 산교 가부시키가이샤 | 광디스크 |
| JP2011502321A (ja) * | 2007-10-30 | 2011-01-20 | アギア システムズ インコーポレーテッド | 記憶アクセスのロケーション間制御のためのシステムおよび方法 |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| EP0631277A3 (en) | 1995-02-22 |
| EP0631277A2 (en) | 1994-12-28 |
| KR950001636A (ko) | 1995-01-03 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| JPH07169186A (ja) | ディスクドライブにおいてユーザデータブロックセグメント内の特定のデータブロックの始めの位置決めをするための方法および装置ならびにディスクドライブアーキテクチャ | |
| US6067206A (en) | Method and apparatus to compensate for servo wedge rotational offset after a head switch | |
| CA2030872C (en) | Disk file or tape drive with high servo sample rate | |
| JP2752938B2 (ja) | データ流の読み書きを制御する装置 | |
| US8213106B1 (en) | Zoned servo system | |
| US7372650B1 (en) | Rotating media storage device having a calibration track with unique calibration servo synch marks | |
| JP2840450B2 (ja) | ディスクデータブロックのオンザフライ分割 | |
| JPH05342766A (ja) | データ記憶装置内に記憶されるデータのブロックの開始を示すための独特のビットシフトトレラントアドレスマークパターンを規定する記憶媒体 | |
| JPH06119712A (ja) | ディスクドライブ、プログラム可能なデータシーケンサ状態マシン、プログラム可能なデータシーケンサ、データブロック転送制御方法、およびデータ記憶パターン | |
| US5418657A (en) | Track address detecting means by HDD sector servo method | |
| EP0799472B1 (en) | Method for overlapping block read events in disk drive | |
| US6950270B2 (en) | Adaptive index reference position qualification | |
| US7433149B1 (en) | Media surface with servo data in customer data region | |
| JP2003051166A (ja) | データ記憶ディスクのスピンアップに関するサーボウェッジを検知する回路及び方法 | |
| US6204984B1 (en) | Disk apparatus, and recording/reproduction method therefor | |
| JP3151757B2 (ja) | ディスクドライブ | |
| US20040001278A1 (en) | Seek trajectory scaling to compensate for low voice coil motor torque in a data storage device | |
| US6154331A (en) | Disk formatter write gate look-ahead device | |
| JP2003022624A (ja) | 僅かなスピンアップウェッジを具備するか又は具備することのないデータ記憶ディスク及び該ディスク上にサーボウェッジを書込む方法 | |
| US6693753B2 (en) | Disc sequencer supporting pipelined and non-pipelined read | |
| JPH07147059A (ja) | 磁気ディスク装置 | |
| JP3905944B2 (ja) | 磁気ディスク装置用制御回路素子及び同制御回路素子を備えた磁気ディスク装置 | |
| WO1998014939A1 (en) | Headerless formatted disk drive | |
| JPH07169196A (ja) | ディスク装置における記録再生方法 | |
| WO1998015063A1 (en) | A method of data protection |
Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A300 | Application deemed to be withdrawn because no request for examination was validly filed |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A300 Effective date: 20010904 |