JPH10301721A - 情報記憶媒体の欠陥セクタ処理方法及び情報記憶再生装置 - Google Patents
情報記憶媒体の欠陥セクタ処理方法及び情報記憶再生装置Info
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- JPH10301721A JPH10301721A JP9111514A JP11151497A JPH10301721A JP H10301721 A JPH10301721 A JP H10301721A JP 9111514 A JP9111514 A JP 9111514A JP 11151497 A JP11151497 A JP 11151497A JP H10301721 A JPH10301721 A JP H10301721A
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- Japan
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-
- 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
- G11B20/18—Error detection or correction; Testing, e.g. of drop-outs
- G11B20/1883—Methods for assignment of alternate areas for defective areas
-
- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
- G11B2220/00—Record carriers by type
- G11B2220/20—Disc-shaped record carriers
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
- Techniques For Improving Reliability Of Storages (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【課題】情報記録再生装置の記憶媒体に生じた欠陥セク
タのデータを、元のデータを喪失しないで再配置する。 【解決手段】ユーザ領域22のセクタに欠陥が生じると
そのデータは代替領域23に退避され、現行LBAで欠
陥セクタをアドレス指定すると、代替領域のデータが読
み出される。欠陥セクタをスキップした新LBAをユー
ザ領域22の各セクタに割り付ける。本発明の実行のた
めに代替領域のデータはさらに作業領域に退避してお
く。現行LBAに従ってユーザ領域の後部からX個のデ
ータを読出し新LBAに従って書き込んでいく。同一セ
クタに対して新LBAは欠陥セクタ分だけ現行LBAよ
りアドレスが減っているので、書込み時に元のデータが
棄損することはない。同様にX個ずつデータの再配置を
繰り返す。
タのデータを、元のデータを喪失しないで再配置する。 【解決手段】ユーザ領域22のセクタに欠陥が生じると
そのデータは代替領域23に退避され、現行LBAで欠
陥セクタをアドレス指定すると、代替領域のデータが読
み出される。欠陥セクタをスキップした新LBAをユー
ザ領域22の各セクタに割り付ける。本発明の実行のた
めに代替領域のデータはさらに作業領域に退避してお
く。現行LBAに従ってユーザ領域の後部からX個のデ
ータを読出し新LBAに従って書き込んでいく。同一セ
クタに対して新LBAは欠陥セクタ分だけ現行LBAよ
りアドレスが減っているので、書込み時に元のデータが
棄損することはない。同様にX個ずつデータの再配置を
繰り返す。
Description
【0001】
【発明の属する技術分野】本発明は磁気ディスク記憶装
置及び光ディスク記憶装置等の情報記録再生装置に関す
るもので、さらに詳細にはそれらの装置で使用される情
報記憶媒体に生じた欠陥セクタの処理に関するものであ
る。
置及び光ディスク記憶装置等の情報記録再生装置に関す
るもので、さらに詳細にはそれらの装置で使用される情
報記憶媒体に生じた欠陥セクタの処理に関するものであ
る。
【0002】
【従来の技術】磁気ディスク記憶装置及び光ディスク記
憶装置等で使用される情報記憶媒体は、その記録領域が
複数の同心円環状トラック又は単一の螺旋状のトラック
に区分され、さらに各トラックは所定の長さのセクタに
区分されている。情報記憶媒体上での各セクタのアドレ
スを識別するため各セクタにはセクタ番号、トラック番
号及びヘッド番号からなる識別子が格納され、ヘッドが
それらの識別子を読取って所定のセクタへのアクセスが
可能になっている。
憶装置等で使用される情報記憶媒体は、その記録領域が
複数の同心円環状トラック又は単一の螺旋状のトラック
に区分され、さらに各トラックは所定の長さのセクタに
区分されている。情報記憶媒体上での各セクタのアドレ
スを識別するため各セクタにはセクタ番号、トラック番
号及びヘッド番号からなる識別子が格納され、ヘッドが
それらの識別子を読取って所定のセクタへのアクセスが
可能になっている。
【0003】図1(a)はユーザ領域と代替領域からな
る磁気ディスクのトラックであり、磁気ディスク記憶装
置に装着されて出荷される前であるためユーザ領域には
ユーザ・データは記録されていない。ユーザ領域はセク
タの物理的配置の順序で割り付けられたセクタ番号0番
からN番までのN+1個のユーザ・セクタからなり、各
ユーザ・セクタはユーザ・データを格納するために使用
される。代替領域は欠陥が生じたユーザ・セクタに替わ
ってユーザ・データを格納するために使用される代替セ
クタからなる。磁気ディスクは製造段階における全セク
タの最終検査で読み取り又は書き込みの信頼度の低いい
わゆる一次欠陥セクタが検出される。図1の(a)で
は、セクタ番号2が製品出荷前に検出された一次欠陥セ
クタであり、ユーザがプログラムやデータをディスクに
格納するときはセクタ番号2をスキップして割り当てら
れた論理アドレスに従って順番にセクタを使用してい
く。格納されたデータを読み取るときは、ヘッドの機械
的な移動であるシーク動作及びサーチ動作によりヘッド
がディスクに対して位置決めされる。まずヘッドがディ
スクの半径方向に移動させられて求めるトラック番号が
検出され、次にディスクが回転しセクタがヘッドに対し
て円周方向に移動して求めるセクタ番号が検出される。
このときデータはトラック内及びトラック間で順番に配
置されているセクタの論理アドレスに従って格納されて
いるので、ヘッドはトラックを順番にシークしディスク
の回転に応じてデータの順番にサーチすることができ
る。
る磁気ディスクのトラックであり、磁気ディスク記憶装
置に装着されて出荷される前であるためユーザ領域には
ユーザ・データは記録されていない。ユーザ領域はセク
タの物理的配置の順序で割り付けられたセクタ番号0番
からN番までのN+1個のユーザ・セクタからなり、各
ユーザ・セクタはユーザ・データを格納するために使用
される。代替領域は欠陥が生じたユーザ・セクタに替わ
ってユーザ・データを格納するために使用される代替セ
クタからなる。磁気ディスクは製造段階における全セク
タの最終検査で読み取り又は書き込みの信頼度の低いい
わゆる一次欠陥セクタが検出される。図1の(a)で
は、セクタ番号2が製品出荷前に検出された一次欠陥セ
クタであり、ユーザがプログラムやデータをディスクに
格納するときはセクタ番号2をスキップして割り当てら
れた論理アドレスに従って順番にセクタを使用してい
く。格納されたデータを読み取るときは、ヘッドの機械
的な移動であるシーク動作及びサーチ動作によりヘッド
がディスクに対して位置決めされる。まずヘッドがディ
スクの半径方向に移動させられて求めるトラック番号が
検出され、次にディスクが回転しセクタがヘッドに対し
て円周方向に移動して求めるセクタ番号が検出される。
このときデータはトラック内及びトラック間で順番に配
置されているセクタの論理アドレスに従って格納されて
いるので、ヘッドはトラックを順番にシークしディスク
の回転に応じてデータの順番にサーチすることができ
る。
【0004】図1(b)は、磁気ディスク記憶装置が出
荷されてユーザ・データが格納されたユーザ・セクタに
欠陥(以後これを「二次欠陥セクタ」という。)が発生
し、ユーザ・データが代替領域に格納された状態を表
す。ディスクの記録面は情報の書き換えや時間経過によ
り劣化が進行し、ユーザ・データを格納したセクタから
の読み取りや書き込みの信頼度が低下する状態が生じて
くる。通常の読み取りモードで読み取りができないよう
な読み取り不良が生じた場合磁気ディスク記憶装置は、
読み取りのタイミングを変更したりヘッドの位置を微調
整した特別の読み取りモードで再読み取りを実行し、セ
クタの信頼度が所定値以下に低下したと判断すると当該
セクタを使用しないで代替セクタを使用するように装置
の動作を変更する。図1(b)のセクタ番号5は、二次
欠陥セクタであると判断されたセクタでセクタ番号5に
格納されていたデータはセクタ番号N+1の代替セクタ
に格納される。セクタ番号5とセクタ番号N+1は各セ
クタを構成する識別子の変更又はコントローラのRAM
に設けられたテーブルにより関連付けられ、セクタ番号
5の論理アドレス4がアドレス指定されるときはヘッド
はセクタ番号N+1に位置付けられそこに格納されたデ
ータが読み取られる。図1(b)のトラックに格納され
たユーザ・データを読み取る場合、ヘッドは論理アドレ
ス0から3まではセクタの物理的配置の順番でサーチし
ていき、論理アドレス4に来るとセクタ番号N+1に移
動しその後論理アドレス5に戻る。
荷されてユーザ・データが格納されたユーザ・セクタに
欠陥(以後これを「二次欠陥セクタ」という。)が発生
し、ユーザ・データが代替領域に格納された状態を表
す。ディスクの記録面は情報の書き換えや時間経過によ
り劣化が進行し、ユーザ・データを格納したセクタから
の読み取りや書き込みの信頼度が低下する状態が生じて
くる。通常の読み取りモードで読み取りができないよう
な読み取り不良が生じた場合磁気ディスク記憶装置は、
読み取りのタイミングを変更したりヘッドの位置を微調
整した特別の読み取りモードで再読み取りを実行し、セ
クタの信頼度が所定値以下に低下したと判断すると当該
セクタを使用しないで代替セクタを使用するように装置
の動作を変更する。図1(b)のセクタ番号5は、二次
欠陥セクタであると判断されたセクタでセクタ番号5に
格納されていたデータはセクタ番号N+1の代替セクタ
に格納される。セクタ番号5とセクタ番号N+1は各セ
クタを構成する識別子の変更又はコントローラのRAM
に設けられたテーブルにより関連付けられ、セクタ番号
5の論理アドレス4がアドレス指定されるときはヘッド
はセクタ番号N+1に位置付けられそこに格納されたデ
ータが読み取られる。図1(b)のトラックに格納され
たユーザ・データを読み取る場合、ヘッドは論理アドレ
ス0から3まではセクタの物理的配置の順番でサーチし
ていき、論理アドレス4に来るとセクタ番号N+1に移
動しその後論理アドレス5に戻る。
【0005】代替領域は、同一トラックに設けられる場
合もあるが別のトラックに設けられる場合もある。代替
セクタが同一トラックにある場合は、論理アドレス3か
らセクタ番号N+1に至るまでの間にヘッドはディスク
の回転を待つ必要があり、代替セクタが別のトラックに
ある場合はさらにシーク動作による検索トラックの変更
のための待ち時間が必要となる。これらの検索位置変更
のために必要な機械的動作は磁気ディスク記憶装置のリ
ード・ライトの転送レートを大きく低下させる。
合もあるが別のトラックに設けられる場合もある。代替
セクタが同一トラックにある場合は、論理アドレス3か
らセクタ番号N+1に至るまでの間にヘッドはディスク
の回転を待つ必要があり、代替セクタが別のトラックに
ある場合はさらにシーク動作による検索トラックの変更
のための待ち時間が必要となる。これらの検索位置変更
のために必要な機械的動作は磁気ディスク記憶装置のリ
ード・ライトの転送レートを大きく低下させる。
【0006】特開平6−111479は、図1(b)の
ように二次欠陥セクタの発生により転送レートの低下し
た情報記録再生装置の転送レートを改善するための発明
を開示する。その方法は、スリッピング処理により代替
セクタのデータをユーザ領域に再配置し論理アドレスを
図1(c)のように割り付けるものである。即ち、二次
欠陥が生じたセクタ番号5をスキップして論理アドレス
を割り付け、割り付けられた論理アドレスに従ってヘッ
ドを移動することで代替領域へのヘッドの移動を回避し
ようとするものである。このときセクタ番号6以降の論
理アドレスはすべて一つ繰り下がった値で割り付けられ
るため、上位コンピュータが認識していた論理アドレス
を維持するためには、元の論理アドレスに従ったセクタ
の記憶内容と変更後の論理アドレスに従ったセクタの記
憶内容が一致するようにユーザ・データを書き換える必
要がある。この従来技術によれば、すでに格納されてい
るユーザ・データを書き換え時に棄損させないため少な
くともN+1個のセクタ分のデータを記憶できるメモリ
を用意し、書き換えに係るセクタに格納されたN+1個
のユーザ・データすべてを一旦メモリに格納し、論理ア
ドレスをスリッピング処理により図1(c)のように割
り付けた後、その論理アドレスに従ってメモリに格納さ
れたユーザ・データを順番に書き込んでいく。
ように二次欠陥セクタの発生により転送レートの低下し
た情報記録再生装置の転送レートを改善するための発明
を開示する。その方法は、スリッピング処理により代替
セクタのデータをユーザ領域に再配置し論理アドレスを
図1(c)のように割り付けるものである。即ち、二次
欠陥が生じたセクタ番号5をスキップして論理アドレス
を割り付け、割り付けられた論理アドレスに従ってヘッ
ドを移動することで代替領域へのヘッドの移動を回避し
ようとするものである。このときセクタ番号6以降の論
理アドレスはすべて一つ繰り下がった値で割り付けられ
るため、上位コンピュータが認識していた論理アドレス
を維持するためには、元の論理アドレスに従ったセクタ
の記憶内容と変更後の論理アドレスに従ったセクタの記
憶内容が一致するようにユーザ・データを書き換える必
要がある。この従来技術によれば、すでに格納されてい
るユーザ・データを書き換え時に棄損させないため少な
くともN+1個のセクタ分のデータを記憶できるメモリ
を用意し、書き換えに係るセクタに格納されたN+1個
のユーザ・データすべてを一旦メモリに格納し、論理ア
ドレスをスリッピング処理により図1(c)のように割
り付けた後、その論理アドレスに従ってメモリに格納さ
れたユーザ・データを順番に書き込んでいく。
【0007】しかし上記従来技術では代替セクタのユー
ザ・データをユーザ・セクタへ移動するために書き換え
が必要なユーザ・データをすべて格納するだけの容量を
備えるメモリが必要となり、この技術はユーザ領域と代
替領域からなる対が比較的小さい単位に区分されている
ディスクに対してのみ適用が可能である。なぜなら、あ
る代替領域に対応するユーザ領域のユーザ・データ全体
をメモリに記憶しないと移動の終了しないデータが書き
換えられてしまうからである。例えば、図1(b)の論
理アドレス5(セクタ番号6)のデータを読取り、図1
(c)の論理アドレス5(セクタ番号7)に書込むと、
図1(b)のセクタ番号7のデータは未だ移動されてい
ないにも係わらず書き換えられてしまうからである。一
方ユーザ領域を大きい単位に区分することは使用されな
い代替セクタの数を減らしてディスクの記憶空間を有効
に活用する上で好ましい。従って1枚のディスク全面あ
るいは複数のディスク全面に渡ってユーザ領域と代替領
域がそれぞれ一つずつ確保されるようなディスクにはこ
の技術は適用できない。
ザ・データをユーザ・セクタへ移動するために書き換え
が必要なユーザ・データをすべて格納するだけの容量を
備えるメモリが必要となり、この技術はユーザ領域と代
替領域からなる対が比較的小さい単位に区分されている
ディスクに対してのみ適用が可能である。なぜなら、あ
る代替領域に対応するユーザ領域のユーザ・データ全体
をメモリに記憶しないと移動の終了しないデータが書き
換えられてしまうからである。例えば、図1(b)の論
理アドレス5(セクタ番号6)のデータを読取り、図1
(c)の論理アドレス5(セクタ番号7)に書込むと、
図1(b)のセクタ番号7のデータは未だ移動されてい
ないにも係わらず書き換えられてしまうからである。一
方ユーザ領域を大きい単位に区分することは使用されな
い代替セクタの数を減らしてディスクの記憶空間を有効
に活用する上で好ましい。従って1枚のディスク全面あ
るいは複数のディスク全面に渡ってユーザ領域と代替領
域がそれぞれ一つずつ確保されるようなディスクにはこ
の技術は適用できない。
【0008】ユーザ領域がメモリに記憶できる容量より
大きい単位で区分されているディスクのセクタを図1
(c)のように再配置するには、従来セクタ番号の小さ
い方から順番にユーザ・データを書き換えていた。この
とき、二次欠陥セクタ(この場合セクタ番号5)以降の
ユーザ・データはすべて他の論理アドレスに格納されて
いたデータで書き換えられてしまうので、再配置後は元
のユーザ・データを維持することができなかった。ま
た、ユーザ・データを維持する必要があるときは、他の
記憶装置に一旦全データを転送して退避しておきディス
クの論理アドレスを新たに割り付けた後に書き込んでい
た。
大きい単位で区分されているディスクのセクタを図1
(c)のように再配置するには、従来セクタ番号の小さ
い方から順番にユーザ・データを書き換えていた。この
とき、二次欠陥セクタ(この場合セクタ番号5)以降の
ユーザ・データはすべて他の論理アドレスに格納されて
いたデータで書き換えられてしまうので、再配置後は元
のユーザ・データを維持することができなかった。ま
た、ユーザ・データを維持する必要があるときは、他の
記憶装置に一旦全データを転送して退避しておきディス
クの論理アドレスを新たに割り付けた後に書き込んでい
た。
【0009】
【発明が解決しようとする課題】従って、本発明の目的
は情報記憶媒体のセクタに二次欠陥が生じてユーザ・デ
ータが代替領域に記録された情報記録再生装置のデータ
転送レートを改善することを目的とする。特に本発明の
目的は、ユーザ領域が大きい単位で区分されたディスク
においてユーザ・データを維持しながら小さいメモリを
使用して効率的に代替セクタのユーザ・データをユーザ
・セクタに移動することができる欠陥セクタの処理方法
及びその処理の実行可能な情報記録再生装置を提供する
ことにある。
は情報記憶媒体のセクタに二次欠陥が生じてユーザ・デ
ータが代替領域に記録された情報記録再生装置のデータ
転送レートを改善することを目的とする。特に本発明の
目的は、ユーザ領域が大きい単位で区分されたディスク
においてユーザ・データを維持しながら小さいメモリを
使用して効率的に代替セクタのユーザ・データをユーザ
・セクタに移動することができる欠陥セクタの処理方法
及びその処理の実行可能な情報記録再生装置を提供する
ことにある。
【0010】さらに、本発明は欠陥処理の途中で電源停
止による中断が生じてもユーザ・データが喪失すること
がなく、また欠陥処理を再開したときは中断した地点か
ら引き続いて実行できる信頼性の高い効率的な処理方法
を提供することにある。
止による中断が生じてもユーザ・データが喪失すること
がなく、また欠陥処理を再開したときは中断した地点か
ら引き続いて実行できる信頼性の高い効率的な処理方法
を提供することにある。
【0011】
【課題を解決するための手段】上記課題を解決するため
の手段は特許請求の範囲に記載の通りである。本発明の
セクタの欠陥処理方法はまず二次欠陥ユーザ・セクタを
スキップして新論理ブロック・アドレス(新LBA)を
割り付ける。各セクタは欠陥の有無に係わらずその物理
的な配置の順番に割り付けられた絶対ブロック・アドレ
ス(ABA)を有しているが、論理ブロック・アドレス
(LBA)は欠陥アドレスをスキップして現実に使用可
能なセクタに割り付けられるアドレスであり、上位コン
ピュータはLBAでアドレスを識別する。ここに二次欠
陥ユーザ・セクタとは、ユーザ・データが書き込まれた
後に欠陥が発生したユーザ・セクタをいう。また、本発
明においてLBAは昇順に順番に割り付けられているこ
とを前提にしているが、本発明の思想には降順に順番に
割り付けられている場合も当然含まれる。
の手段は特許請求の範囲に記載の通りである。本発明の
セクタの欠陥処理方法はまず二次欠陥ユーザ・セクタを
スキップして新論理ブロック・アドレス(新LBA)を
割り付ける。各セクタは欠陥の有無に係わらずその物理
的な配置の順番に割り付けられた絶対ブロック・アドレ
ス(ABA)を有しているが、論理ブロック・アドレス
(LBA)は欠陥アドレスをスキップして現実に使用可
能なセクタに割り付けられるアドレスであり、上位コン
ピュータはLBAでアドレスを識別する。ここに二次欠
陥ユーザ・セクタとは、ユーザ・データが書き込まれた
後に欠陥が発生したユーザ・セクタをいう。また、本発
明においてLBAは昇順に順番に割り付けられているこ
とを前提にしているが、本発明の思想には降順に順番に
割り付けられている場合も当然含まれる。
【0012】新LBAに従ってデータを再配置すれば情
報記憶媒体に記録されたデータの転送効率を向上できる
が、既に書き込まれているユーザ・データを棄損しない
ために次に、最大の現行LBAが割り付けられたユーザ
・セクタを起点にしてアドレスが減少する方向へ現行L
BAに従って所定数のセクタを選択する。セクタ数はメ
モリに格納可能な範囲に選択することができるので、大
きなメモリを用意する必要はない。次に、所定数のセク
タのユーザ・データの内容を読取り、読取ったユーザ・
データを前記新LBAに従ってユーザ・セクタに書込
む。即ち現行LBAでアドレス指定され読取られたユー
ザ・データは、新LBAでアドレス指定された位置に書
き込まれることになる。新LBAは二次欠陥ユーザ・セ
クタをスキップして割り付けられるため、新LBAは現
行LBAに対してABAが大きいセクタに割り付けられ
ることになるので、新LBAでアドレス指定して書き込
んだとしてもまだ移動されていないユーザ・データを格
納するユーザ・セクタを上書きすることはない。さら
に、選択された所定数のセクタの中で最小の現行LBA
を有するセクタより1つ小さい現行LBAを有するセク
タを起点にしてアドレスが減少する方向へ現行LBAに
従って所定数のセクタを選択する。この場合に選択する
セクタ数は必ずしも最初に選択したセクタ数と同一であ
る必要はない。以上のステップを繰り返すことにより、
大きな容量のユーザ・データを小さい単位毎にアドレス
の大きい方から小さい方へ現行LBAで読出し新LBA
で書込む手順が繰り返し実行され代替セクタに格納され
たユーザ・データが新LBAに基づいてユーザ・セクタ
に移動される。
報記憶媒体に記録されたデータの転送効率を向上できる
が、既に書き込まれているユーザ・データを棄損しない
ために次に、最大の現行LBAが割り付けられたユーザ
・セクタを起点にしてアドレスが減少する方向へ現行L
BAに従って所定数のセクタを選択する。セクタ数はメ
モリに格納可能な範囲に選択することができるので、大
きなメモリを用意する必要はない。次に、所定数のセク
タのユーザ・データの内容を読取り、読取ったユーザ・
データを前記新LBAに従ってユーザ・セクタに書込
む。即ち現行LBAでアドレス指定され読取られたユー
ザ・データは、新LBAでアドレス指定された位置に書
き込まれることになる。新LBAは二次欠陥ユーザ・セ
クタをスキップして割り付けられるため、新LBAは現
行LBAに対してABAが大きいセクタに割り付けられ
ることになるので、新LBAでアドレス指定して書き込
んだとしてもまだ移動されていないユーザ・データを格
納するユーザ・セクタを上書きすることはない。さら
に、選択された所定数のセクタの中で最小の現行LBA
を有するセクタより1つ小さい現行LBAを有するセク
タを起点にしてアドレスが減少する方向へ現行LBAに
従って所定数のセクタを選択する。この場合に選択する
セクタ数は必ずしも最初に選択したセクタ数と同一であ
る必要はない。以上のステップを繰り返すことにより、
大きな容量のユーザ・データを小さい単位毎にアドレス
の大きい方から小さい方へ現行LBAで読出し新LBA
で書込む手順が繰り返し実行され代替セクタに格納され
たユーザ・データが新LBAに基づいてユーザ・セクタ
に移動される。
【0013】上記の手順が繰り返されて移動のために選
択されたユーザ・セクタが有する現行LBAの中で最小
の現行LBAが、所定のマージンを含んで二次欠陥ユー
ザ・セクタがそれぞれ有する現行LBAの中で最小のL
BAより小さいときユーザ・データの移動を終了するこ
とができる。最小の現行LBAを有するセクタより小さ
い現行LBAを有するセクタでは、現行LBAと新LB
Aが同一になり、ユーザ・データを書き換える必要がな
いからである。所定のマージンは移動のために選択され
るセクタ数を考慮して決定される。
択されたユーザ・セクタが有する現行LBAの中で最小
の現行LBAが、所定のマージンを含んで二次欠陥ユー
ザ・セクタがそれぞれ有する現行LBAの中で最小のL
BAより小さいときユーザ・データの移動を終了するこ
とができる。最小の現行LBAを有するセクタより小さ
い現行LBAを有するセクタでは、現行LBAと新LB
Aが同一になり、ユーザ・データを書き換える必要がな
いからである。所定のマージンは移動のために選択され
るセクタ数を考慮して決定される。
【0014】ユーザ・セクタと代替セクタが隣接して配
置されている情報記憶媒体では、新LBAに従ってユー
ザ・データを書込むと代替セクタに格納されていたユー
ザ・データが上書きされて棄損されることがある。従っ
て、代替セクタを一旦安全な場所に退避する。退避先は
情報記憶媒体に確保される領域でもよくまた他のメモリ
でもよい。退避先のユーザ・データの格納場所は二次欠
陥ユーザ・セクタと関連付けられるので、二次欠陥ユー
ザ・セクタがアドレス指定されると退避先のデータが読
み込まれる。
置されている情報記憶媒体では、新LBAに従ってユー
ザ・データを書込むと代替セクタに格納されていたユー
ザ・データが上書きされて棄損されることがある。従っ
て、代替セクタを一旦安全な場所に退避する。退避先は
情報記憶媒体に確保される領域でもよくまた他のメモリ
でもよい。退避先のユーザ・データの格納場所は二次欠
陥ユーザ・セクタと関連付けられるので、二次欠陥ユー
ザ・セクタがアドレス指定されると退避先のデータが読
み込まれる。
【0015】さらに、移動に係るユーザ・データを一旦
退避しておけば移動に係るユーザ・データを書込む時に
エラーが発生してもデータを喪失することはない。
退避しておけば移動に係るユーザ・データを書込む時に
エラーが発生してもデータを喪失することはない。
【0016】移動に係るユーザ・データは、現行LBA
でアドレス指定されるセクタからメモリに移動し、安全
な場所に退避され、新LBAでアドレス指定されるセク
タに書き込まれて1回の移動が完了する。移動の途中で
電源遮断による中断が生じた場合に中断時の状態から継
続して再開することができれば効率的な欠陥処理が実行
できる。コントロール・フラグは、移動に係るユーザ・
データの位置を指示するポインターでありユーザ・デー
タが移動元又は退避先のいずれに存在するかを示す。
でアドレス指定されるセクタからメモリに移動し、安全
な場所に退避され、新LBAでアドレス指定されるセク
タに書き込まれて1回の移動が完了する。移動の途中で
電源遮断による中断が生じた場合に中断時の状態から継
続して再開することができれば効率的な欠陥処理が実行
できる。コントロール・フラグは、移動に係るユーザ・
データの位置を指示するポインターでありユーザ・デー
タが移動元又は退避先のいずれに存在するかを示す。
【0017】上記欠陥セクタ処理方法はコンピュータ・
プログラムで表現され、本発明の実現可能な情報記録再
生装置で実行される。このプログラムは情報記録再生装
置の情報記憶媒体又は不揮発性のメモリに格納され欠陥
セクタ処理時にCPUに読取られて実行される。
プログラムで表現され、本発明の実現可能な情報記録再
生装置で実行される。このプログラムは情報記録再生装
置の情報記憶媒体又は不揮発性のメモリに格納され欠陥
セクタ処理時にCPUに読取られて実行される。
【0018】
【発明の実施の形態】次に磁気ディスクに適用した本発
明の実施の形態を図を利用して説明する。図2の(a)
は磁気ディスク記憶装置に装着される積層された3枚の
磁気ディスク10の概略図であり、ディスク11〜13
は1つのピボット軸(図示せず)に固定されて一体とし
て回転し、各ディスク面はそれぞれに対応するヘッド
(図示せず)で走査される。各ディスク10の表面は記
録場所を画定するため同心円環状の複数のトラックに区
分され、各トラックはさらに複数のセクタに区分されて
いる。各セクタにはその物理的配置に従って絶対ブロッ
ク・アドレス(ABA)が割り付けられる。ABAは最
初にディスク11の最も外側のトラック15の位置Aに
あるセクタを起点にして開始し、トラック15を一巡し
た後、内側に向かって順番に各トラックを一巡しながら
各トラックのセクタに割り付けられ、ディスク11の割
り付けがすべて終了すると次にディスク12、ディスク
13と同様に割り付けられてディスク13の終点Bにあ
るセクタで終了する。
明の実施の形態を図を利用して説明する。図2の(a)
は磁気ディスク記憶装置に装着される積層された3枚の
磁気ディスク10の概略図であり、ディスク11〜13
は1つのピボット軸(図示せず)に固定されて一体とし
て回転し、各ディスク面はそれぞれに対応するヘッド
(図示せず)で走査される。各ディスク10の表面は記
録場所を画定するため同心円環状の複数のトラックに区
分され、各トラックはさらに複数のセクタに区分されて
いる。各セクタにはその物理的配置に従って絶対ブロッ
ク・アドレス(ABA)が割り付けられる。ABAは最
初にディスク11の最も外側のトラック15の位置Aに
あるセクタを起点にして開始し、トラック15を一巡し
た後、内側に向かって順番に各トラックを一巡しながら
各トラックのセクタに割り付けられ、ディスク11の割
り付けがすべて終了すると次にディスク12、ディスク
13と同様に割り付けられてディスク13の終点Bにあ
るセクタで終了する。
【0019】ディスク11〜13の各トラックをABA
の順番に従って並べることにより1本のトラック20と
して表した状態を図2(b)に示す。トラック20の各
セクタ25はAにあるセクタを起点にしてABAが順番
に割り付けられ、トラック20には4つの用途区分が設
けられている。管理領域21は、本発明の実行プログラ
ムやアドレス管理テーブル等の格納に使用される。ユ−
ザ領域22はユ−ザがデ−タの格納に使用できるユ−ザ
・セクタからなる領域である。代替領域23はユーザ領
域22に隣接して配置され、ユ−ザ・デ−タ格納後に欠
陥が生じたいわゆる二次欠陥ユーザ・セクタの代替機能
を発揮する代替セクタからなる領域である。作業領域2
4は、本発明を実行する際に代替セクタに格納されたユ
ーザ・データ及び移動に係るユーザ・データを退避する
ために使用される領域である。
の順番に従って並べることにより1本のトラック20と
して表した状態を図2(b)に示す。トラック20の各
セクタ25はAにあるセクタを起点にしてABAが順番
に割り付けられ、トラック20には4つの用途区分が設
けられている。管理領域21は、本発明の実行プログラ
ムやアドレス管理テーブル等の格納に使用される。ユ−
ザ領域22はユ−ザがデ−タの格納に使用できるユ−ザ
・セクタからなる領域である。代替領域23はユーザ領
域22に隣接して配置され、ユ−ザ・デ−タ格納後に欠
陥が生じたいわゆる二次欠陥ユーザ・セクタの代替機能
を発揮する代替セクタからなる領域である。作業領域2
4は、本発明を実行する際に代替セクタに格納されたユ
ーザ・データ及び移動に係るユーザ・データを退避する
ために使用される領域である。
【0020】本発明の実施例で使用されているアドレス
管理方法に関して説明する。図3(a)は、以後の説明
を簡単にするために管理領域21を省略してユ−ザ領域
22の最初のセクタから0番のABAが開始されてい
る。ABA2及びABA5は、磁気ディスク記憶装置の
出荷前に発見された一次欠陥ユーザ・セクタである。さ
らに各セクタには一次欠陥セクタをスキップして順番に
論理ブロック・アドレス(LBA)が割り付けられてい
る。上位コンピュ−タはLBAで各セクタをアドレス指
定し、磁気ディスク記憶装置が指定されたLBAに基づ
いて現実のセクタの位置を認識し、ヘッドを正しく位置
付けて欠陥セクタを使用しないでデータの書込みができ
る。各セクタは識別子のデ−タ領域を有しており、識別
子にはシリンダ番号、ヘッド番号及びセクタ番号(CH
S)を識別するデ−タが格納されている。ヘッドが正し
く所定のセクタに位置付けられるためには、LBAから
ABAを計算しさらにCHSを計算する必要があるが、
そのための管理テーブルとして図3(b)に示す一次欠
陥マップ(PDM)30が用意されている。PDMには
一次欠陥ユーザ・セクタのABAが格納され、図3
(a)の例ではABA2とABA5が格納されることに
なる。
管理方法に関して説明する。図3(a)は、以後の説明
を簡単にするために管理領域21を省略してユ−ザ領域
22の最初のセクタから0番のABAが開始されてい
る。ABA2及びABA5は、磁気ディスク記憶装置の
出荷前に発見された一次欠陥ユーザ・セクタである。さ
らに各セクタには一次欠陥セクタをスキップして順番に
論理ブロック・アドレス(LBA)が割り付けられてい
る。上位コンピュ−タはLBAで各セクタをアドレス指
定し、磁気ディスク記憶装置が指定されたLBAに基づ
いて現実のセクタの位置を認識し、ヘッドを正しく位置
付けて欠陥セクタを使用しないでデータの書込みができ
る。各セクタは識別子のデ−タ領域を有しており、識別
子にはシリンダ番号、ヘッド番号及びセクタ番号(CH
S)を識別するデ−タが格納されている。ヘッドが正し
く所定のセクタに位置付けられるためには、LBAから
ABAを計算しさらにCHSを計算する必要があるが、
そのための管理テーブルとして図3(b)に示す一次欠
陥マップ(PDM)30が用意されている。PDMには
一次欠陥ユーザ・セクタのABAが格納され、図3
(a)の例ではABA2とABA5が格納されることに
なる。
【0021】上位コンピュータによりLBAがアドレス
指示されたとき計算によりABA求めるには、PDMに
格納された最小のABA以降のセクタではLBAに1を
加える。PDMに格納された最小のABAから2番目の
ABA以降のセクタではLBAに2を加える。ABAは
欠陥セクタの有無により変更されることのない番号であ
り、ABAに基づいてCHSを計算又はマッピング・テ
ーブルにより求めることができる。上位コンピュータが
LBAでアドレス指定すると、磁気ディスク記憶装置の
CPUは最初にPDMを参照し、欠陥ABAの番号に従
ってLBAからABAを計算しヘッドを正しく所定のセ
クタに位置付けることができる。
指示されたとき計算によりABA求めるには、PDMに
格納された最小のABA以降のセクタではLBAに1を
加える。PDMに格納された最小のABAから2番目の
ABA以降のセクタではLBAに2を加える。ABAは
欠陥セクタの有無により変更されることのない番号であ
り、ABAに基づいてCHSを計算又はマッピング・テ
ーブルにより求めることができる。上位コンピュータが
LBAでアドレス指定すると、磁気ディスク記憶装置の
CPUは最初にPDMを参照し、欠陥ABAの番号に従
ってLBAからABAを計算しヘッドを正しく所定のセ
クタに位置付けることができる。
【0022】図4(a)は二次欠陥ユーザ・セクタが発
生し、代替領域23に二次欠陥セクタのユーザ・データ
を転送した状態を表すトラック20を示す。ABA3
(LBA2)、ABA8(LBA6)及びABA98
(LBA96)の3つのユーザ・セクタが二次欠陥ユー
ザ・セクタであり、これらのセクタに記憶されていたユ
ーザ・データは代替領域のLBA101、LBA102
及びLBA103の3つのセクタに転送されている。L
BAは二次欠陥ユーザ・セクタが発生して代替領域を使
用することになってもこの時点では変更されず、上位コ
ンピュータがLBA2、LBA6及びLBA96をアド
レス指定したときに代替セクタのLBA101、LBA
102及びLBA103が指定されるようにするための
マッピング・テーブルとして再配置欠陥マップ(RD
M)40が設けられている。PDM30及びRDM40
はディスクの管理領域21に格納される。PDM30及
びRDM40は、磁気ディスク記憶装置の制御で現在有
効に使用されているテーブルを示す意味でそれぞれ現行
PDM及び現行RDMという。
生し、代替領域23に二次欠陥セクタのユーザ・データ
を転送した状態を表すトラック20を示す。ABA3
(LBA2)、ABA8(LBA6)及びABA98
(LBA96)の3つのユーザ・セクタが二次欠陥ユー
ザ・セクタであり、これらのセクタに記憶されていたユ
ーザ・データは代替領域のLBA101、LBA102
及びLBA103の3つのセクタに転送されている。L
BAは二次欠陥ユーザ・セクタが発生して代替領域を使
用することになってもこの時点では変更されず、上位コ
ンピュータがLBA2、LBA6及びLBA96をアド
レス指定したときに代替セクタのLBA101、LBA
102及びLBA103が指定されるようにするための
マッピング・テーブルとして再配置欠陥マップ(RD
M)40が設けられている。PDM30及びRDM40
はディスクの管理領域21に格納される。PDM30及
びRDM40は、磁気ディスク記憶装置の制御で現在有
効に使用されているテーブルを示す意味でそれぞれ現行
PDM及び現行RDMという。
【0023】図8は、本発明による再配置を実行する磁
気ディスク記憶装置50の構成を表す概略図である。ヘ
ッド57はサスペンション・アームに載置され、磁気デ
ィスク10の表面を駆動部58により走査される。ディ
スク10への書込みデータ及びディスク10からの読出
しデータは、読取り/書込み部56及びインタフェース
部52を通じて上位コンンピュータ51との間で転送さ
れる。さらに読取り/書込み部を通じて磁気ディスク1
0とCPU55との間でもデータが転送される。読取り
/書込み部はディスク10へデータを書込むための電流
信号とコンピュータが処理できるディジタル信号を双方
向に変換する。ROM53はCPU55に接続され、磁
気ディスク記憶装置50を作動させるためのプログラム
が格納されている。RAM54はCPUに接続され、磁
気ディスク記憶装置50を作動させるときにPDM、R
DM及び本発明の実行プログラムがディスク10の管理
領域21から読み込まれ、ユーザ・データがユーザ領域
から読み込まれる。上位コンピュータ51からLBAが
指定されるとCPU55がRAM54に格納されたPD
M及びRDMのデータを用いてCHSを計算しヘッド5
7を正しいセクタに位置付けるように駆動部58を制御
する。
気ディスク記憶装置50の構成を表す概略図である。ヘ
ッド57はサスペンション・アームに載置され、磁気デ
ィスク10の表面を駆動部58により走査される。ディ
スク10への書込みデータ及びディスク10からの読出
しデータは、読取り/書込み部56及びインタフェース
部52を通じて上位コンンピュータ51との間で転送さ
れる。さらに読取り/書込み部を通じて磁気ディスク1
0とCPU55との間でもデータが転送される。読取り
/書込み部はディスク10へデータを書込むための電流
信号とコンピュータが処理できるディジタル信号を双方
向に変換する。ROM53はCPU55に接続され、磁
気ディスク記憶装置50を作動させるためのプログラム
が格納されている。RAM54はCPUに接続され、磁
気ディスク記憶装置50を作動させるときにPDM、R
DM及び本発明の実行プログラムがディスク10の管理
領域21から読み込まれ、ユーザ・データがユーザ領域
から読み込まれる。上位コンピュータ51からLBAが
指定されるとCPU55がRAM54に格納されたPD
M及びRDMのデータを用いてCHSを計算しヘッド5
7を正しいセクタに位置付けるように駆動部58を制御
する。
【0024】図9はRAM54の内部を格納データによ
り区分した図である。RAM54は4つのセグメントに
区分されている。(a)においてセグメント0はRAM
の現行領域であり直後にCPUに実行されるデータを格
納する。セグメント1はデータ領域である。セグメント
2は本発明による欠陥処理実行のために作成された新P
DM/RDMを格納する領域である。セグメント3は現
行PDM/RDMを格納する領域である。
り区分した図である。RAM54は4つのセグメントに
区分されている。(a)においてセグメント0はRAM
の現行領域であり直後にCPUに実行されるデータを格
納する。セグメント1はデータ領域である。セグメント
2は本発明による欠陥処理実行のために作成された新P
DM/RDMを格納する領域である。セグメント3は現
行PDM/RDMを格納する領域である。
【0025】次にフローチャートに基づいて本発明の実
施手順を説明する。図4のように二次欠陥ユーザ・セク
タのユーザ・データが代替セクタに移動された磁気ディ
スクを使用すると、データの転送レートの低下により、
例えば動画の再生データを読取るような場合には画像が
円滑に動作しなくなる。これを判断して上位コンピュー
タ51を通じて本発明の欠陥セクタ処理開始指示を磁気
ディスク記憶装置50のCPU55に与える。
施手順を説明する。図4のように二次欠陥ユーザ・セク
タのユーザ・データが代替セクタに移動された磁気ディ
スクを使用すると、データの転送レートの低下により、
例えば動画の再生データを読取るような場合には画像が
円滑に動作しなくなる。これを判断して上位コンピュー
タ51を通じて本発明の欠陥セクタ処理開始指示を磁気
ディスク記憶装置50のCPU55に与える。
【0026】図10は、欠陥処理開始のための準備工程
を表す図である。ステップ(1)では、上位コンピュー
タ51のコマンドにより処理が中断しないように上位コ
ンピュータ51による磁気ディスク記憶装置50へのア
クセスが禁止される。ステップ(2)では、ユーザ・デ
ータがすべて読出し可能か否かが検査され、読出し不可
能なユーザ・セクタがあれば図4に示すように代替領域
23へユーザ・データを移動しておく。ステップ(3)
では、処理中に図4に示す代替領域23へのデータ移動
が自動的に行われるのを禁止する。ステップ(4)で
は、ディスクの作業領域24のセクタに欠陥がないこと
が確認される。作業領域24は、代替領域23に格納さ
れたユーザ・データ及び1回で書き換えるセクタ数分の
ユーザ・データの退避に使用される。ステップ(5)で
は、RAM54のセグメント3に現行PDM及びRDM
がもし未だ格納されていなければ管理領域21からこれ
らが読み込まれる。
を表す図である。ステップ(1)では、上位コンピュー
タ51のコマンドにより処理が中断しないように上位コ
ンピュータ51による磁気ディスク記憶装置50へのア
クセスが禁止される。ステップ(2)では、ユーザ・デ
ータがすべて読出し可能か否かが検査され、読出し不可
能なユーザ・セクタがあれば図4に示すように代替領域
23へユーザ・データを移動しておく。ステップ(3)
では、処理中に図4に示す代替領域23へのデータ移動
が自動的に行われるのを禁止する。ステップ(4)で
は、ディスクの作業領域24のセクタに欠陥がないこと
が確認される。作業領域24は、代替領域23に格納さ
れたユーザ・データ及び1回で書き換えるセクタ数分の
ユーザ・データの退避に使用される。ステップ(5)で
は、RAM54のセグメント3に現行PDM及びRDM
がもし未だ格納されていなければ管理領域21からこれ
らが読み込まれる。
【0027】ステップ(6)では、図4に示すような二
次欠陥ユーザ・セクタの発生により代替領域を使用して
いるディスクの転送レートを改善するために、図5
(a)に示すように代替セクタのユーザ・データをユー
ザ・セクタに移動するための新PDM31及び新RDM
41がCPU55により作成される。ABA2及びAB
A5の出荷前からの一次欠陥ユーザ・セクタ並びにAB
A3、ABA8及びABA98の各二次欠陥ユーザ・セ
クタが新PDM31に統合される。この結果新LBA
は、欠陥が生じているすべてのセクタ(ABA2、AB
A3、ABA5、ABA8及びABA98)をスキップ
して順番に各セクタに割り付けられる。これに対応する
新RDM41は、代替領域を使用する必要がなくなるの
で空になる。なお、この時点では実際のユーザ・データ
はまだ移動されておらず、現行のPDM30及び現行の
RDM40によりアドレスが維持されている。
次欠陥ユーザ・セクタの発生により代替領域を使用して
いるディスクの転送レートを改善するために、図5
(a)に示すように代替セクタのユーザ・データをユー
ザ・セクタに移動するための新PDM31及び新RDM
41がCPU55により作成される。ABA2及びAB
A5の出荷前からの一次欠陥ユーザ・セクタ並びにAB
A3、ABA8及びABA98の各二次欠陥ユーザ・セ
クタが新PDM31に統合される。この結果新LBA
は、欠陥が生じているすべてのセクタ(ABA2、AB
A3、ABA5、ABA8及びABA98)をスキップ
して順番に各セクタに割り付けられる。これに対応する
新RDM41は、代替領域を使用する必要がなくなるの
で空になる。なお、この時点では実際のユーザ・データ
はまだ移動されておらず、現行のPDM30及び現行の
RDM40によりアドレスが維持されている。
【0028】ステップ(7)では、ステップ(6)で作
成された新PDM31及び新RDM41がトラック20
の管理領域21に格納される。この結果、欠陥処理が途
中で中断されても再開時に新PDM及び新RDMを新た
に作成する必要がない。ステップ(8)では図9の
(a)に示すように新PDM31及び新RDM41がR
AM54のセグメント2に転送される。ステップ(9)
は図9の(b)に示すように、RAM54内部において
現行PDM30及び現行RDM40がセグメント0に転
送されCPU55による実行が可能な状態にされる。
成された新PDM31及び新RDM41がトラック20
の管理領域21に格納される。この結果、欠陥処理が途
中で中断されても再開時に新PDM及び新RDMを新た
に作成する必要がない。ステップ(8)では図9の
(a)に示すように新PDM31及び新RDM41がR
AM54のセグメント2に転送される。ステップ(9)
は図9の(b)に示すように、RAM54内部において
現行PDM30及び現行RDM40がセグメント0に転
送されCPU55による実行が可能な状態にされる。
【0029】ステップ(10)では図6に示すように修
正RDMの作成を行う。本発明による欠陥セクタ処理の
ためのユーザ・データ移動時にユーザ・データが上書き
されて棄損されないように代替領域のLBA101、L
BA102及びLBA103の各セクタに格納されたユ
ーザ・データの内容をステップ(13)で一時的に作業
領域24のLBA198、LBA199及びLBA20
0の各セクタに転送する。修正RDMは代替領域23を
使用する二次欠陥ユーザ・セクタの現行LBAと作業領
域24の現行LBAをマッピングするためのテーブルで
ある。RAM54のセグメント0には現行PDM30及
び現行RDM40が格納されているので、CPU55は
これらを用いて修正PDM及び修正RDMを作成するこ
とができる。修正PDM32は実質的には現行PDM3
0と同一であるため、これを転用することができる。ス
テップ(11)では作成された修正PDM32及び修正
RDM42を共にステップ(7)と同様に管理領域21
に格納する。
正RDMの作成を行う。本発明による欠陥セクタ処理の
ためのユーザ・データ移動時にユーザ・データが上書き
されて棄損されないように代替領域のLBA101、L
BA102及びLBA103の各セクタに格納されたユ
ーザ・データの内容をステップ(13)で一時的に作業
領域24のLBA198、LBA199及びLBA20
0の各セクタに転送する。修正RDMは代替領域23を
使用する二次欠陥ユーザ・セクタの現行LBAと作業領
域24の現行LBAをマッピングするためのテーブルで
ある。RAM54のセグメント0には現行PDM30及
び現行RDM40が格納されているので、CPU55は
これらを用いて修正PDM及び修正RDMを作成するこ
とができる。修正PDM32は実質的には現行PDM3
0と同一であるため、これを転用することができる。ス
テップ(11)では作成された修正PDM32及び修正
RDM42を共にステップ(7)と同様に管理領域21
に格納する。
【0030】次にステップ(12)では、修正PDM3
2及び修正RDM42が図9(c)に示すようにRAM
54のセグメント3に転送される。ステップ(13)で
は、LBA101、LBA102及びLBA103に格
納されたユーザ・データを実際に作業領域24のLBA
198、LBA199及びLBA200に書込む。CP
U55はRAM54のセグメント0に転送されている現
行PDM30及び現行RDM40によりこの手順を実行
する。ステップ(2)、(4)、(11)及び(13)
の実行時にエラーが生じた場合は次のステップに移行し
ないでステップ(28)に移行し、所定の手順で処理さ
れる。以上により準備工程が終了し、次にユーザ・デー
タ移動の手順について図11のフローチャートに従って
説明する。
2及び修正RDM42が図9(c)に示すようにRAM
54のセグメント3に転送される。ステップ(13)で
は、LBA101、LBA102及びLBA103に格
納されたユーザ・データを実際に作業領域24のLBA
198、LBA199及びLBA200に書込む。CP
U55はRAM54のセグメント0に転送されている現
行PDM30及び現行RDM40によりこの手順を実行
する。ステップ(2)、(4)、(11)及び(13)
の実行時にエラーが生じた場合は次のステップに移行し
ないでステップ(28)に移行し、所定の手順で処理さ
れる。以上により準備工程が終了し、次にユーザ・デー
タ移動の手順について図11のフローチャートに従って
説明する。
【0031】ステップ(14)は、図7に示すように1
回にX個のセクタをユーザ領域の最後部から移動してい
くときに1回分の読取りデータが格納されている複数の
連続するセクタの開始現行LBAを計算する。この実施
例では1回にX=10個のセクタのデータを移動する。
図7は図6に示したトラックと同一のトラックを示して
おり、ユーザ領域22に割り付けられた現行LBAの中
で最大の現行LBAを有するセクタ(この場合LBA1
00を有するセクタ)から10個分のセクタだけアドレ
スが減少する側に位置するセクタの現行LBAが開始現
行LBAになる。開始現行LBAは、 開始現行LBA=最大現行LBA+1−X で計算することができ、本実施例ではXが10で最大現
行LBAが100であるため開始セクタは現行LBA9
1を有するセクタになる。ここにXは、RAM54の容
量に応じて選択することができXを大きく選択できれば
移動回数を減らすことができ欠陥処理時間を短縮でき
る。
回にX個のセクタをユーザ領域の最後部から移動してい
くときに1回分の読取りデータが格納されている複数の
連続するセクタの開始現行LBAを計算する。この実施
例では1回にX=10個のセクタのデータを移動する。
図7は図6に示したトラックと同一のトラックを示して
おり、ユーザ領域22に割り付けられた現行LBAの中
で最大の現行LBAを有するセクタ(この場合LBA1
00を有するセクタ)から10個分のセクタだけアドレ
スが減少する側に位置するセクタの現行LBAが開始現
行LBAになる。開始現行LBAは、 開始現行LBA=最大現行LBA+1−X で計算することができ、本実施例ではXが10で最大現
行LBAが100であるため開始セクタは現行LBA9
1を有するセクタになる。ここにXは、RAM54の容
量に応じて選択することができXを大きく選択できれば
移動回数を減らすことができ欠陥処理時間を短縮でき
る。
【0032】ステップ(15)ではユーザ・データの移
動に伴う制御情報が管理領域21に格納され、欠陥処理
中に中断が生じても中断時点から再開できるように処理
中の情報を逐次保持していく。制御情報としては第1に
コントロール・フラグがある。コントロール・フラグ
は、データ移動が完了している状態を表す「0」、移動
に係るデータが移動元に格納されている状態を表す
「1」及び移動に係るデータが作業領域に書き込まれた
ことを表す「2」の3状態を示すポインターである。こ
の時点でコントロール・フラグが「1」に変更され、L
BA91〜LBA100を有するX個のセクタのユーザ
・データは未だ移動元のセクタに残っている状態が記録
される。さらにステップ14で計算された開始現行LB
A及び移動に係るユーザ・データが一時的に退避される
作業領域24の開始現行LBAが管理領域21に書込ま
れる。LBA198〜LBA200にはステップ(1
3)の実行により代替領域23に格納されていたユーザ
・データが書き込まれているので、作業領域の開始現行
LBAは作業領域における未使用領域の中から選択され
る。作業領域の開始現行LBAは少なくともX個のセグ
メントが連続して確保されるように選択され、図7では
LBA201のセグメントを選択することができる。さ
らに、現行RDM40に格納された最小現行LBAが管
理領域21に書込まれる。この最小現行LBAは本実施
例では2であるが、最小現行LBAはそれ以下の番号の
LBAが割り付けられたユーザ・セクタに格納されたユ
ーザ・データについては、二次欠陥ユーザ・セクタがな
いので欠陥処理のための移動が必要ないことを示す。
動に伴う制御情報が管理領域21に格納され、欠陥処理
中に中断が生じても中断時点から再開できるように処理
中の情報を逐次保持していく。制御情報としては第1に
コントロール・フラグがある。コントロール・フラグ
は、データ移動が完了している状態を表す「0」、移動
に係るデータが移動元に格納されている状態を表す
「1」及び移動に係るデータが作業領域に書き込まれた
ことを表す「2」の3状態を示すポインターである。こ
の時点でコントロール・フラグが「1」に変更され、L
BA91〜LBA100を有するX個のセクタのユーザ
・データは未だ移動元のセクタに残っている状態が記録
される。さらにステップ14で計算された開始現行LB
A及び移動に係るユーザ・データが一時的に退避される
作業領域24の開始現行LBAが管理領域21に書込ま
れる。LBA198〜LBA200にはステップ(1
3)の実行により代替領域23に格納されていたユーザ
・データが書き込まれているので、作業領域の開始現行
LBAは作業領域における未使用領域の中から選択され
る。作業領域の開始現行LBAは少なくともX個のセグ
メントが連続して確保されるように選択され、図7では
LBA201のセグメントを選択することができる。さ
らに、現行RDM40に格納された最小現行LBAが管
理領域21に書込まれる。この最小現行LBAは本実施
例では2であるが、最小現行LBAはそれ以下の番号の
LBAが割り付けられたユーザ・セクタに格納されたユ
ーザ・データについては、二次欠陥ユーザ・セクタがな
いので欠陥処理のための移動が必要ないことを示す。
【0033】ステップ(16)では、図9の(d)に示
されるように修正PDM32及び修正RDM42がRA
M54のセグメント0に転送される。ステップ(17)
では、図7の開始現行LBA91を有するユーザ・セク
タから現行LBA100を有するセクタまでX個のセク
タがCPU55により読取られ、RAM54のセグメン
ト1に転送される。ステップ(18)では、読取られた
X個のユーザ・データがステップ(15)で計算された
作業領域の開始現行LBA(例えばLBA201)から
始まるセクタに退避のために書き込まれる。これにより
移動に係るX個のユーザ・データが以後のステップにお
いて新LBAでアドレス指定されてユーザ・セクタに書
込まれた直後に、書込み状態の検査が実施され書込みの
失敗が発見されてもユーザ・データが喪失することはな
い。ステップ(19)ではステップ(15)に関連し
て、コントロール・フラグを「2」にするよう管理領域
21が書き換えられる。この結果、この時点以後に欠陥
処理の中断が生じても移動に係るユーザ・データは作業
領域24に格納されていると判断できるので、処理再開
後にユーザ・データの所在が明らかになって中断地点か
らの継続処理が可能となる。
されるように修正PDM32及び修正RDM42がRA
M54のセグメント0に転送される。ステップ(17)
では、図7の開始現行LBA91を有するユーザ・セク
タから現行LBA100を有するセクタまでX個のセク
タがCPU55により読取られ、RAM54のセグメン
ト1に転送される。ステップ(18)では、読取られた
X個のユーザ・データがステップ(15)で計算された
作業領域の開始現行LBA(例えばLBA201)から
始まるセクタに退避のために書き込まれる。これにより
移動に係るX個のユーザ・データが以後のステップにお
いて新LBAでアドレス指定されてユーザ・セクタに書
込まれた直後に、書込み状態の検査が実施され書込みの
失敗が発見されてもユーザ・データが喪失することはな
い。ステップ(19)ではステップ(15)に関連し
て、コントロール・フラグを「2」にするよう管理領域
21が書き換えられる。この結果、この時点以後に欠陥
処理の中断が生じても移動に係るユーザ・データは作業
領域24に格納されていると判断できるので、処理再開
後にユーザ・データの所在が明らかになって中断地点か
らの継続処理が可能となる。
【0034】ステップ(20)では、図9の(e)に示
すように新PDM31及び新RDM41がRAM54の
セグメント1に転送され、ステップ(17)で読み込ま
れたX個のユーザ・データを新PDM及び新RDMで画
定される新LBAを有するユーザ・セクタに書込む準備
をする。ステップ(21)では、ステップ(17)で読
み込まれた図7の現行LBA91〜現行LBA100を
有するセクタに格納されたX個のデータが新PDM及び
新RDMにより画定された現行LBAと同一番号の新L
BAを有するユーザ・セクタに書込まれる。例えば、図
6において現行LBA100を有するユーザ・セクタに
格納されていたユーザ・データは、図5に示すように新
LBA100を有するユーザ・セクタに格納される。新
LBAは、ABA3、ABA8及びABA98の二次欠
陥ユーザ・セクタをスキップして割り付けられるので、
現行LBA100(ABA102)に格納されていたユ
ーザ・データは図6の欠陥処理前に比べてABAが10
2から3つくり下がったABA105(新LBAは現行
LBAと同一番号の100)の位置になる。ABA10
3〜ABA105のセクタは当初代替領域に割り当てら
れて二次欠陥ユーザ・セクタのデータを格納するのに使
用されていたが、ステップ(13)ですでにそのデータ
は作業領域24に退避させられているので、X個のデー
タの移動により異なるデータで上書きされても元のデー
タが棄損されることはない。新PDM及び新RDMに従
ってユーザ・データを代替領域からユーザ領域に移動す
ることにより、ユーザ領域は拡大されさらに拡大された
ユーザ領域に隣接して新たな作業領域が定義される。
すように新PDM31及び新RDM41がRAM54の
セグメント1に転送され、ステップ(17)で読み込ま
れたX個のユーザ・データを新PDM及び新RDMで画
定される新LBAを有するユーザ・セクタに書込む準備
をする。ステップ(21)では、ステップ(17)で読
み込まれた図7の現行LBA91〜現行LBA100を
有するセクタに格納されたX個のデータが新PDM及び
新RDMにより画定された現行LBAと同一番号の新L
BAを有するユーザ・セクタに書込まれる。例えば、図
6において現行LBA100を有するユーザ・セクタに
格納されていたユーザ・データは、図5に示すように新
LBA100を有するユーザ・セクタに格納される。新
LBAは、ABA3、ABA8及びABA98の二次欠
陥ユーザ・セクタをスキップして割り付けられるので、
現行LBA100(ABA102)に格納されていたユ
ーザ・データは図6の欠陥処理前に比べてABAが10
2から3つくり下がったABA105(新LBAは現行
LBAと同一番号の100)の位置になる。ABA10
3〜ABA105のセクタは当初代替領域に割り当てら
れて二次欠陥ユーザ・セクタのデータを格納するのに使
用されていたが、ステップ(13)ですでにそのデータ
は作業領域24に退避させられているので、X個のデー
タの移動により異なるデータで上書きされても元のデー
タが棄損されることはない。新PDM及び新RDMに従
ってユーザ・データを代替領域からユーザ領域に移動す
ることにより、ユーザ領域は拡大されさらに拡大された
ユーザ領域に隣接して新たな作業領域が定義される。
【0035】ステップ(22)では、次のX個のデータ
を移動するために次の式により次の開始現行LBAが計
算される。 次の開始現行LBA=前回の開始現行LBA−X 本実施例では81になる。ステップ(23)では計算さ
れた次の開始現行LBAが修正RDM42に含まれる最
小の現行LBA(本実施例では2)より小さいかどうか
を判断する。次の開始現行LBAの方が大きい場合は、
ユーザ・データの移動が終了していないことになりステ
ップ(15)に戻って以降の同一手順を繰り返す。所定
のマージンを考慮しても次の開始現行LBAの方が小さ
いと判断されると、ユーザ・データ移動の手順はすべて
終了したことになる。次の開始現行LBAが少なくとも
X個のマージンを含んで修正RDM42内の最小の現行
LBAより小さい場合は、次の移動のために選択された
ユーザ・セクタはすべて最小のアドレスを有する二次欠
陥ユーザ・セクタより小さいアドレスを有するセクタで
あり、この範囲のユーザ・セクタは現行LBAと新LB
Aで指示されるABAは等しくユーザ・データの移動は
必要ない。ステップ(15)、(17)、(18)、
(19)及び(21)の実行時にエラーが生じた場合は
次のステップに移行しないでステップ(28)に移行し
所定の手順で処理される。以上により移動工程が終了
し、次に後処理工程について図12のフローチャートに
従って説明する。
を移動するために次の式により次の開始現行LBAが計
算される。 次の開始現行LBA=前回の開始現行LBA−X 本実施例では81になる。ステップ(23)では計算さ
れた次の開始現行LBAが修正RDM42に含まれる最
小の現行LBA(本実施例では2)より小さいかどうか
を判断する。次の開始現行LBAの方が大きい場合は、
ユーザ・データの移動が終了していないことになりステ
ップ(15)に戻って以降の同一手順を繰り返す。所定
のマージンを考慮しても次の開始現行LBAの方が小さ
いと判断されると、ユーザ・データ移動の手順はすべて
終了したことになる。次の開始現行LBAが少なくとも
X個のマージンを含んで修正RDM42内の最小の現行
LBAより小さい場合は、次の移動のために選択された
ユーザ・セクタはすべて最小のアドレスを有する二次欠
陥ユーザ・セクタより小さいアドレスを有するセクタで
あり、この範囲のユーザ・セクタは現行LBAと新LB
Aで指示されるABAは等しくユーザ・データの移動は
必要ない。ステップ(15)、(17)、(18)、
(19)及び(21)の実行時にエラーが生じた場合は
次のステップに移行しないでステップ(28)に移行し
所定の手順で処理される。以上により移動工程が終了
し、次に後処理工程について図12のフローチャートに
従って説明する。
【0036】図12のステップ(24)では、コントロ
ール・フラグが「0」に書き換えられ、ユーザ・データ
の移動がすべて終了したことが記録される。ステップ
(25)では管理領域に格納されていた現行PDM30
及び現行RDM40が、管理領域に格納されていた新P
DM31及び新RDM41で書き換えられ、新PDM3
1及び新RDM41が以後現行のPDM及びRDMとし
て扱われる。ステップ(26)ではステップ(3)で禁
止された自動再配置処理が復活され、ステップ(27)
はステップ(1)で禁止したソフト・リセットが復活さ
れて、以後ユーザが自由に磁気ディスクを使用できる環
境を設定する。ステップ(24)及び(25)の実行時
にエラーが生じた場合は次のステップに移行しないでス
テップ(28)に移行し所定の手順で処理される。以上
により欠陥処理はすべて終了した。
ール・フラグが「0」に書き換えられ、ユーザ・データ
の移動がすべて終了したことが記録される。ステップ
(25)では管理領域に格納されていた現行PDM30
及び現行RDM40が、管理領域に格納されていた新P
DM31及び新RDM41で書き換えられ、新PDM3
1及び新RDM41が以後現行のPDM及びRDMとし
て扱われる。ステップ(26)ではステップ(3)で禁
止された自動再配置処理が復活され、ステップ(27)
はステップ(1)で禁止したソフト・リセットが復活さ
れて、以後ユーザが自由に磁気ディスクを使用できる環
境を設定する。ステップ(24)及び(25)の実行時
にエラーが生じた場合は次のステップに移行しないでス
テップ(28)に移行し所定の手順で処理される。以上
により欠陥処理はすべて終了した。
【0037】欠陥処理を実行している途中で電源遮断に
よる中断が発生した場合は次の手順で再開することがで
きる。電源投入後にまずコントロール・フラグの状態が
確認される。「0」であれば、ステップ(24)まで終
了したことを示すので欠陥処理は実行されない。コント
ロール・フラグが「0」以外の場合は、管理領域から新
PDM及び新RDM並びに修正PDM及び修正RDMが
RAM54に転送される。コントロール・フラグが
「1」の場合は、中断時に移動に係っていたユーザ・デ
ータは元のユーザ・セクタに格納されていることを示す
ので、ステップ(16)から再開すれば中断前の状態か
ら継続することができる。コントロール・フラグが
「2」の場合は、中断時に移動に係っていたユーザ・デ
ータは作業領域に退避されていることを示すので、作業
領域のユーザ・データを書込むようにステップ(20)
から再開できる。よって、コントロール・フラグの状態
で移動に係るユーザ・データの所在を判断することがで
き中断後の処理再開を正確かつ継続的に実行できる。
よる中断が発生した場合は次の手順で再開することがで
きる。電源投入後にまずコントロール・フラグの状態が
確認される。「0」であれば、ステップ(24)まで終
了したことを示すので欠陥処理は実行されない。コント
ロール・フラグが「0」以外の場合は、管理領域から新
PDM及び新RDM並びに修正PDM及び修正RDMが
RAM54に転送される。コントロール・フラグが
「1」の場合は、中断時に移動に係っていたユーザ・デ
ータは元のユーザ・セクタに格納されていることを示す
ので、ステップ(16)から再開すれば中断前の状態か
ら継続することができる。コントロール・フラグが
「2」の場合は、中断時に移動に係っていたユーザ・デ
ータは作業領域に退避されていることを示すので、作業
領域のユーザ・データを書込むようにステップ(20)
から再開できる。よって、コントロール・フラグの状態
で移動に係るユーザ・データの所在を判断することがで
き中断後の処理再開を正確かつ継続的に実行できる。
【0038】上記の発明の実施の形態は磁気ディスクに
ついて適用した例で説明したが、本発明の技術思想から
明らかなよう二次欠陥ユーザ・セクタの発生により代替
セクタを使用する直接記憶アクセス式の情報記憶媒体一
般に適用できる。上記の実施の形態では、ディスクの管
理領域にPDM、RDM及び本発明を実施するプログラ
ムを格納したが、本発明の技術思想から明らかなように
これらはいかなる他の不揮発性の記憶媒体にも記憶する
ことができる。
ついて適用した例で説明したが、本発明の技術思想から
明らかなよう二次欠陥ユーザ・セクタの発生により代替
セクタを使用する直接記憶アクセス式の情報記憶媒体一
般に適用できる。上記の実施の形態では、ディスクの管
理領域にPDM、RDM及び本発明を実施するプログラ
ムを格納したが、本発明の技術思想から明らかなように
これらはいかなる他の不揮発性の記憶媒体にも記憶する
ことができる。
【0039】
【発明の効果】本発明によれば、二次欠陥ユーザ・セク
タが発生して代替領域を使用したことに伴うデータ転送
レートの低下をユーザ・データを棄損することなく回復
できた。この回復のためのセクタの欠陥処理は、全ユー
ザ・データの容量に比べてはるかに小さい容量のメモリ
を使用して実施でき、格別なメモリ資源を特に準備する
ことなく実行できた。欠陥処理は近年の情報記憶媒体の
記憶容量の増大に伴い、長時間必要とするようになり停
電による欠陥処理の中断の確率が高まってくるが、本発
明では中断により喪失する可能性のあるデータはすべて
ディスクに書き込んでおき、また実行状態を逐次記録し
ておくので中断後に再開するときは中断直前の状態から
開始することができ、安全で効率的な方法が提供でき
た。
タが発生して代替領域を使用したことに伴うデータ転送
レートの低下をユーザ・データを棄損することなく回復
できた。この回復のためのセクタの欠陥処理は、全ユー
ザ・データの容量に比べてはるかに小さい容量のメモリ
を使用して実施でき、格別なメモリ資源を特に準備する
ことなく実行できた。欠陥処理は近年の情報記憶媒体の
記憶容量の増大に伴い、長時間必要とするようになり停
電による欠陥処理の中断の確率が高まってくるが、本発
明では中断により喪失する可能性のあるデータはすべて
ディスクに書き込んでおき、また実行状態を逐次記録し
ておくので中断後に再開するときは中断直前の状態から
開始することができ、安全で効率的な方法が提供でき
た。
【0040】さらに本発明の欠陥処理方法を実行する、
磁気ディスク記憶装置及び再配置処理装置を提供でき
た。
磁気ディスク記憶装置及び再配置処理装置を提供でき
た。
【図1】従来技術を説明するためのトラックの概略図で
ある。
ある。
【図2】本発明適用する磁気ディスクである。
【図3】ユーザ・データ書込み前の磁気ディスクク及び
PDMである。
PDMである。
【図4】二次欠陥ユーザ・セクタが発生したトラック及
び現行PDM及び現行RDMである。
び現行PDM及び現行RDMである。
【図5】新LBAが割り付けられたトラック並びに新P
DM及び新RDMである。
DM及び新RDMである。
【図6】代替領域のユーザ・データを作業領域に移動し
たトラック並びに修正PDM及び修正RDMである。
たトラック並びに修正PDM及び修正RDMである。
【図7】ユーザ・セクタで移動に係るX個のセクタが選
択されたトラックである。
択されたトラックである。
【図8】本発明を実行する磁気ディスク記憶装置の概略
ブロック図である。
ブロック図である。
【図9】RAM54のセグメント構成である。
【図10】セクタの欠陥処理の準備工程を表すフローチ
ャートである。
ャートである。
【図11】データ移動工程を表すフローチャートであ
る。
る。
【図12】データ移動後の後処理工程表すフローチャー
トである。
トである。
10、11、12、13 磁気ディスク 15、16、20 トラック 21 管理領域 22 ユーザ領域 23 代替領域 24 作業領域 25 セクタ 30 現行PDM 31 新PDM 32 修正PDM 40 現行RDM 41 新RDM 42 修正RDM 50 磁気ディスク記憶装置 51 上位コンピュータ 52 インターフェース 53 ROM 54 RAM 55 CPU 56 読取り/書込み部 57 ヘッド 58 駆動部
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 相田 享 神奈川県藤沢市桐原町1番地 日本アイ・ ビー・エム株式会社 藤沢事業所内
Claims (9)
- 【請求項1】ユーザ・データを格納するユーザ・セクタ
と二次欠陥ユーザ・セクタに格納されたユーザ・データ
を格納する代替セクタとを含み、前記ユーザ・セクタに
は順番に現行論理ブロック・アドレス(現行LBA)が
割り付けられている情報記憶媒体において、前記代替セ
クタに格納されたユーザ・データを前記ユーザ・セクタ
に移動して欠陥セクタを処理する方法であって、 (1)前記二次欠陥ユーザ・セクタをスキップして前記
ユーザ・セクタに新LBAを割り付けるステップと、 (2)最大の現行LBAを有する前記ユーザ・セクタを
起点にしてアドレスが減少する方向へ現行LBAに従っ
て所定数のセクタを選択するステップと、 (3)前記選択された所定数のセクタのユーザ・データ
を読取るステップと、 (4)前記読取ったユーザ・データを前記新LBAに従
って前記ユーザ・セクタに書込むステップと、 (5)前記ステップ(2)で選択された所定数のセクタ
の中で最小の現行LBAを有するセクタより1つ小さい
現行LBAを有するセクタを起点にしてアドレスが減少
する方向へ現行LBAに従って所定数のセクタを選択す
るステップと、 (6)ステップ(3)乃至ステップ(5)を繰り返すス
テップとを有する処理方法。 - 【請求項2】さらに前記ステップ(5)の後に、前記ス
テップ(5)で選択された所定数のセクタがそれぞれ有
する現行LBAの中で最小のLBAが、前記二次欠陥ユ
ーザ・セクタがそれぞれ有する現行LBAの中で最小の
LBAより小さいか否かを判断するステップを有し、所
定のマージンを含んで小さいと判断されたときは前記ス
テップ(6)を実行しないで前記処理を終了する請求項
1記載の処理方法。 - 【請求項3】ユーザ・データを格納するユーザ・セクタ
と二次欠陥ユーザ・セクタに格納されたユーザ・データ
を格納する代替セクタとを含み、前記ユーザ・セクタ及
び前記代替セクタには順番に現行論理ブロック・アドレ
ス(現行LBA)が割り付けられており、前記代替セク
タの中で最小の現行LBAを有する第1のセクタは前記
ユーザ・セクタの中で最大の現行LBAを有する第2の
セクタに隣接しており、前記代替セクタには第1のセク
タから順番に前記二次欠陥ユーザ・セクタに格納された
ユーザ・データが転送されている情報記憶媒体におい
て、前記代替セクタに格納されたユーザ・データを前記
ユーザ・セクタに移動して欠陥セクタを処理する方法で
あって、 (1)前記二次欠陥ユーザ・セクタをスキップして前記
ユーザ・セクタ及び前記代替セクタに新LBAを割り付
けるステップと、 (2)前記代替セクタに格納されたユーザ・データを前
記二次欠陥ユーザ・セクタとの関連付けを維持して退避
するステップと、 (3)前記第2のセクタを起点にしてアドレスが減少す
る方向へ現行LBAに従って所定数のセクタを選択する
ステップと、 (4)前記選択された所定数のセクタのユーザ・データ
を読取るステップと、 (5)前記読取ったユーザ・データを前記新LBAに従
って前記ユーザ・セクタに書込むステップと、 (6)前記ステップ(3)で選択された所定数のセクタ
の中で最小の現行LBAを有するセクタより1つ小さい
現行LBAを有する第3のセクタを起点にしてアドレス
が減少する方向へ現行LBAに従って所定数のセクタを
選択するステップと、 (7)ステップ(4)乃至ステップ(6)を繰り返すス
テップとを有する処理方法。 - 【請求項4】ユーザ・データを格納するユーザ・セクタ
と二次欠陥ユーザ・セクタに格納されたユーザ・データ
を格納する代替セクタとを含み、前記ユーザ・セクタ及
び前記代替セクタには順番に現行論理ブロック・アドレ
ス(現行LBA)が割り付けられており、前記代替セク
タの中で最小の現行LBAを有する第1のセクタは前記
ユーザ・セクタの中で最大の現行LBAを有する第2の
セクタに隣接しており、前記代替セクタには前記第1の
セクタから順番に前記二次欠陥ユーザ・セクタに格納さ
れたユーザ・データが転送されている情報記憶媒体にお
いて、前記代替セクタに格納されたユーザ・データを前
記ユーザ・セクタに移動して欠陥セクタを処理する方法
であって、 (1)前記二次欠陥ユーザ・セクタをスキップして前記
ユーザ・セクタ及び前記代替セクタに新LBAを割り付
けるステップと、 (2)前記代替セクタに格納されたユーザ・データを前
記二次欠陥ユーザ・セクタとの関連付けを維持して退避
するステップと、 (3)前記第2のセクタを起点にしてアドレスが減少す
る方向へ現行LBAに従って所定数のセクタを選択する
ステップと、 (4)前記選択された所定数のセクタのユーザ・データ
を読取るステップと、 (5)前記読取ったユーザ・データを前記二次欠陥ユー
ザ・セクタとの関連付けを維持して退避するステップ
と、 (6)前記読取ったユーザ・データを前記新LBAに従
って前記ユーザ・セクタに書込むステップと、 (7)前記ステップ(3)で選択された所定数のセクタ
の中で最小の現行LBAを有するセクタより1つ小さい
現行LBAを有する第3のセクタを起点にしてアドレス
が減少する方向へ現行LBAに従って所定数のセクタを
選択するステップと、 (8)ステップ(4)乃至ステップ(7)を繰り返すス
テップとを有する処理方法。 - 【請求項5】ユーザ・データを格納するユーザ・セクタ
と二次欠陥ユーザ・セクタに格納されたユーザ・データ
を格納する代替セクタとを含み、前記ユーザ・セクタ及
び前記代替セクタには順番に現行論理ブロック・アドレ
ス(現行LBA)が割り付けられており、前記代替セク
タの中で最小の現行LBAを有する第1のセクタは前記
ユーザ・セクタの中で最大の現行LBAを有する第2の
セクタに隣接しており、前記代替セクタには前記第1の
セクタから順番に前記二次欠陥ユーザ・セクタに格納さ
れたユーザ・データが転送されている情報記憶媒体にお
いて、前記代替セクタに格納されたユーザ・データを前
記ユーザ・セクタに移動して欠陥セクタを処理する方法
であって、 (1)前記二次欠陥ユーザ・セクタをスキップして前記
ユーザ・セクタ及び前記代替セクタに新LBAを割り付
けるステップと、 (2)前記代替セクタに格納されたユーザ・データを前
記二次欠陥ユーザ・セクタとの関連付けを維持して退避
するステップと、 (3)前記第2のセクタを起点にしてアドレスが減少す
る方向へ現行LBAに従って所定数のセクタを選択する
ステップと、 (4)コントロール・フラグを第1の状態に変更するス
テップと、 (5)前記選択された所定数のセクタのユーザ・データ
を読取るステップと、 (6)前記読取ったユーザ・データを前記二次欠陥ユー
ザ・セクタとの関連付けを維持して退避するステップ
と、 (7)前記コントロール・フラグを第2の状態に変更す
るステップと、 (8)前記読取ったユーザ・データを前記新LBAに従
って前記ユーザ・セクタに書込むステップと、 (9)前記ステップ(3)で選択された所定数のセクタ
の中で最小の現行LBAを有するセクタより1つ小さい
現行LBAを有する第3のセクタを起点にしてアドレス
が減少する方向へ現行LBAに従って所定数のセクタを
選択するステップと、 (10)ステップ(4)乃至ステップ(9)を繰り返す
ステップとを有する処理方法。 - 【請求項6】複数のユーザ・セクタと二次欠陥ユーザ・
セクタに格納されたユーザ・データを格納する代替セク
タとを備える情報記憶媒体と、 前記情報記憶媒体へデータの読み書きをするための変換
素子と、 前記変換素子を前記情報記憶媒体の所定の位置に位置付
ける駆動部と、 前記変換素子を通じて前記情報記憶媒体にデータを書込
み、前記変換素子を通じて前記情報記憶媒体からデータ
を読出し、所定のアドレスに前記変換素子を位置付ける
ように前記駆動部の動作を制御するCPUとを有する情
報記録再生装置であって、 前記CPUは、前記二次欠陥ユーザ・セクタをスキップ
して前記ユーザ・セクタに順番に新LBAを割り付け、
最大の現行LBAが割り付けられた前記ユーザ・セクタ
を起点にしてアドレスが減少する方向へ現行LBAに従
って所定数のセクタを選択し、前記選択された所定数の
セクタのユーザ・データを読取るように前記駆動部を制
御し、前記読取ったユーザ・データを前記新LBAに従
って前記ユーザ・セクタに書込むように前記駆動部を制
御し、前記選択された所定数のセクタの中で最小の現行
LBAを有するセクタより1つ小さい現行LBAを有す
るセクタを起点にしてアドレスが減少する方向へ現行L
BAに従って所定数のセクタを選択し、前記現行LBA
に従った読取りと前記新LBAに従った書込みを繰り返
すように前記駆動部を制御する情報記録再生装置。 - 【請求項7】複数のユーザ・セクタと二次欠陥ユーザ・
セクタに格納されたユーザ・データを格納する代替セク
タとを備えるコンピュータによる読取り可能な情報記憶
媒体と、 前記情報記憶媒体へデータの読み書きをするための変換
素子と、 前記変換素子を前記情報記憶媒体の所定の位置に位置付
ける駆動部と、 前記変換素子を通じて前記情報記憶媒体にデータを書込
み、前記変換素子を通じて前記情報記憶媒体からデータ
を読出し、前記駆動部の動作を制御するCPUとを有す
る情報記録再生装置であって、 前記情報記憶媒体に請求項1乃至5のいずれかに記載の
欠陥セクタの処理方法を前記CPUに実行させるプログ
ラムが格納されている情報記録再生装置。 - 【請求項8】さらに前記CPUに接続されたメモリを有
し、前記プログラムが前記情報記憶媒体に替えて前記メ
モリに格納されている請求項7記載の情報記録再生装
置。 - 【請求項9】ユーザ・データを格納するユーザ・セクタ
と二次欠陥ユーザ・セクタに格納されたユーザ・データ
を格納する代替セクタとを含み、前記ユーザ・セクタに
は降順に現行論理ブロック・アドレス(現行LBA)が
割り付けられている情報記憶媒体において、前記代替セ
クタに格納されたユーザ・データを前記ユーザ・セクタ
に移動して欠陥セクタを処理する方法であって、 (1)前記二次欠陥ユーザ・セクタをスキップして前記
ユーザ・セクタに新LBAを割り付けるステップと、 (2)最小の現行LBAを有する前記ユーザ・セクタを
起点にしてアドレスが増加する方向へ現行LBAに従っ
て所定数のセクタを選択するステップと、 (3)前記選択された所定数のセクタのユーザ・データ
を読取るステップと、 (4)前記読取ったユーザ・データを前記新LBAに従
って前記ユーザ・セクタに書込むステップと、 (5)前記ステップ(2)で選択された所定数のセクタ
の中で最大の現行LBAを有するセクタより1つ大さい
現行LBAを有するセクタを起点にしてアドレスが増加
する方向へ現行LBAに従って所定数のセクタを選択す
るステップと、 (6)ステップ(3)乃至ステップ(5)を繰り返すス
テップとを有する処理方法。
Priority Applications (2)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP9111514A JPH10301721A (ja) | 1997-04-28 | 1997-04-28 | 情報記憶媒体の欠陥セクタ処理方法及び情報記憶再生装置 |
US09/069,034 US6301644B1 (en) | 1997-04-28 | 1998-04-27 | Method for managing defect sectors of information storage medium, and apparatus for use with the method |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP9111514A JPH10301721A (ja) | 1997-04-28 | 1997-04-28 | 情報記憶媒体の欠陥セクタ処理方法及び情報記憶再生装置 |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
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