JPH10500520A - Ｉｄフィールドなしの自動トラック処理のための欠陥マネジメント - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 ＩＤフィールドなしの自動トラック処理のための欠陥マネジメントが、ディスクドライブシステムの内部の磁気媒体上のトラックに関する欠陥情報を処理する。線形置換、セクタスリッピング、シリンダスリッピング、或いはセグメントスリッピングを含む、どの欠陥マネジメント方法を使用するシステムもサポートされる。各セクタの物理セクタ番号は、トラック上のデータ順に関連する論理セクタ番号に変換される。自動トラック処理のための物理セクタ番号から論理セクタ番号へのこの変換は、３つのどの方法を使用しても達成される：１）トラック欠陥テーブルがバッファＲＡＭに設けられる；２）欠陥情報がすべてのセクタのヘッダに書き込まれる；或いは、３）オンボードロジックに位置するシステムＦＩＦＯが欠陥リストを管理するために使用される。第２の方法では、ヘッダサブフィールドは４つの欠陥レコードを備えている。第３の方法では、ＦＩＦＯを満たすよりも多い欠陥レコードがトラックに対して存在する場合には、トラックに対するすべての欠陥レコードが処理されるまで、第１及び第２のバンクはそれぞれピンポン方式て、他のものが処理されている間にロードされる。欠陥レコードは、欠陥セクタの物理セクタ番号、オフセット番号、及び欠陥セクタがスリップされたかどうかを示すフラグを含む。欠陥フラグは、各欠陥セクタに対して、システムによって自動的に生成される。

Description

【発明の詳細な説明】 ＩＤフィールドなしの自動トラック処理のための欠陥マネジメント発明の分野 本発明は、デジタルコンピュータのための記憶システムの制御に関する。より 詳細には、本発明は、回転している媒体記憶システムのための欠陥マネジメント 方法及び装置に関する。発明の背景 埋め込まれたサーボフィールドを有する磁気媒体円盤の例は、図１に示されて いる。これらのサーボフィールドは、サーボバースト或いはサーボマークとも呼 ばれ得る。各々の同心円は、複数のセクタに細分された１つのトラックを模式的 に示し、中心から外へ延びる各々の放射状の直線は、サーボフィールドを示す。 サーボフィールドは、特定のトラックに関する読み出し／書き込みヘッドの位置 決めのためのディスク上のサーボフィールド及びトラックの位置に関する、ディ スクの製造中にディスクにあらかじめ書き込まれたデータを含んでいる。サーボ フィールドはその後に、読み出し及び書き込み動作の間に、読み出し／書き込み ヘッドの位置決めのためにコントローラによって使用される。従って、サーボフ ィールドの内部のデータがオーバライトされないことが肝要である。サーボフィ ールドの内部のデータをオーバライトしないためには、コントローラは、サーボ フィールドがどこにあるかを知り、且つその範囲では書き込み動作を一時停止す ることができなければならない。 ディスク上の記憶のための使用可能領域は、サーボフォールド間のトラック上 に位置する。ディスクに記憶されるべきデータは、データ領域と呼ばれる、サー ボフィールド間のこれらの領域に書き込まれる。これらの領域の内部のデータの 記録は、ビット・パー・インチ（ＢＰＩ）で測定される。ビットを一定のビット 密度でレコードすると仮定すると、サーボフィールド間に記録できるビット数は 、最も外側の円であるトラックＮに記録されるビット数に比べて、内側の円であ る トラック０に関しては、はるかに小さくなる。可能ではあるが、各々のトラック に対して固有の記録及び読み出しスピードを設けることは、実用的ではない。内 部のトラックに許容される密度を越えることなく、外側のトラックの高い記憶ポ テンシャルを利用するために、ディスクは複数のゾーンに区分されて、ゾーンビ ット記録方法が使用される。トラックは、１つのゾーンのすべてのトラックがお 互いに隣接するように、ゾーンにグループ分けされる。データのディスクへの書 き込み或いはディスクからの読み出しが行われるデータレートは、一つのゾーン 内ではすべてのトラックに対して一定であり、各々のゾーンに対して異なってい る。ディスクはすべてのゾーンに対して同じスピードで回転するので、より外側 のゾーンのより大きな記録面積の利点を利用するためには、記録スピードは、デ ィスクのより外側のゾーンに対して増加される。 ディスク上に記憶されるデータは、セクタと呼ばれる管理可能な部分に区分さ れる。一般に、複数のセクタが各々のトラックに記憶される。セクタの典型的な フォーマットの例は、図２に示されている。各々のセクタは、ＩＤフィールド、 ＧＡＰフィールド、ＤＡＴＡフィールド、及びＰＡＤフィールドを含む。ＩＤフ ィールドは、ディスクドライブ媒体のトラックにおける各々のセクタに固有のＩ Ｄタグであって、あるセクタを他のものから区別する。ＩＤフィールドの内部に は４つのサブフィールド、すなわち、ＩＤ ＰＬＯサブフィールド、ＩＤ ＡＭ サブフィールド、ＩＤサブフィールド、及びＣＲＣサブフィールドがある。ＩＤ ＰＬＯサブフィールドは、入ってくるデータストリームに同期するためにエン コーダ／デコーダ（ＥＮＤＥＣ）のフェーズロックループによって使用される、 既知のパターンの複数バイトのフィールドである。ＩＤ ＡＭサブフィールドは 、ＩＤサブフィールドの始まりに同期すなわち位置合わせするためにドライブコ ントローラによって使用される、既知のパターンである。この同期は、データの 各セグメントを特定のフィールドに区分するために、データバイトの境界をディ スクコントローラに位置合わせするのに必要である。ＩＤサブフィールドがＩＤ ＡＭフィールドの後に続き、ディスク上のセクタのアドレスを特定するために 使用される複数のバイトを含む、セクタのための実際のＩＤを有している。ＩＤ サブフィールドの内部のバイト数は、ディスクドライブの製造者によるものであ っ て、使用される特定のディスクドライブのフォーマットによってコントロールさ れる。ＩＤサブフィールドの内部のバイト数は、すべてのセクタに対して同じで あって、シリンダハイバイト、シリンダローバイト、セクタ番号バイト、ヘッド 番号バイト、及び、欠陥マネジメントのための１又は２バイトを含んでいる。Ｉ Ｄサブフィールドの後には、ＩＤフィールドにおけるエラーを検出するために使 用される、ＣＲＣサブフィールドにおける固定数のエラー検出バイトがある。Ｉ Ｄ Ｌｅｓｓフォーマットと呼ばれるフォーマットは、ＩＤフィールドを使用せ ずに、ＤＡＴＡフィールドの内部のヘッダサブフィールドを使用する。 ＧＡＰフィールドは、ＩＤフィールドをＤＡＴＡフィールドから区別するため に使用される固定数のバイトである。ＤＡＴＡフィールドは、ＤＡＴＡサブフィ ールドとエラー訂正コード（ＥＣＣ）サブフィールドとを含んでいる。ＤＡＴＡ サブフィールドはセクタの一部であって、ホストコンピュータとディスクドライ ブとの間で通信される実際のデータの一部が記憶される。ＥＣＣサブフィールド は、ＤＡＴＡサブフィールドの末尾にタグされる固定数バイトであって、コード の能力の内における媒体のソフト或いはハードエラーを検出して訂正するために 使用される。これは、ホストコンピュータへ或いはホストコンピュータからの誤 ったデータの伝達を避けるために、必要である。 典型的なＩＤ Ｌｅｓｓセクタフォーマットは、図２ｂに示される。ＩＤ Ｌ ｅｓｓフォーマットでは、ＩＤフィールドがＤＡＴＡフィールド内部のヘッダ（ ｈｅａｄｅｒ）サブフィールドによって置き換えられて、これによってＩＤデー タとＤＡＴＡフィールドとが一つのフィールドに合成されて、各々のセクタに必 要なビット数を低減する。ヘッダサブフィールドは、ＤＡＴＡフィールドと同じ ＥＣＣフィールドの保護下に置かれ得て、従ってＤＡＴＡフィールドと同じ保護 が提供され得る。ヘッダサブフィールドに関連するＣＲＣフィールドは、減らす 或いは除くことができて、システムのオーバヘッドをさらに低減してＣＲＣフィ ールドを生成するハードウエアを除く。ＩＤ Ｌｅｓｓフォーマットでは、セク タヘッダのすべての情報が、トラック上の少数、通常は一つの他のセクタヘッド を読むことによって、あらかじめ決定され得る。ｓｙｎｃフィールドはいつもセ クタパルスの直後に発生するので、ＩＤ Ｌｅｓｓフォーマットの中のｓｙｎ ｃフィールド或いはＰＬＯフィールドは、サイズ或いは改良されたｓｙｎｃ回路 の信頼性の点で、減じられ得る。 ディスクドライブシステムは、フォーマット、書き込み及び読み出しの３つの 主要な動作を行う。ディスクドライブは、システム及びディスクによってサポー トされるフォーマットにデータを記憶するために、ディスクをフォーマットし得 る。ディスクドライブシステムは、さらに、ホストコンピュータからディスクド ライブシステムに伝達されたデータをディスクに記憶するディスクへの書き込み 動作、及び、ディスクからデータを読み出してそれをホストコンピュータに送る ディスクからの読み出し動作を行う。ディスクは、読み出し／書き込みヘッドが ゾーン間を移動していて、１つのトラック或いはゾーンから他のトラック或いは ゾーンへの移動に際して読み出し／書き込みヘッドが１つ或いはそれ以上のサー ボフィールドを横切り得るときでさえも、ディスクドライブシステムの内部で回 転している。コントローラ回路は読み出し／書き込みヘッドの角度位置を知って いるが、読み出し／書き込みヘッドが異なったゾーン間でトラックを変えると、 ゾーン間のビット密度の変化のために、サーボマーク間のセクタ数が変化する。 コントローラは、ゾーン変化の後のこの角度位置の変化を、セクタに関するトラ ック上の既知の位置にどのように変換するかを知らず、特定のトラック上でのセ クタパルスの相対的な位置を決定することができ得ないことがある。ディスク上 で自身を再び方向付ける（re-orient）ために、ハードディスクコントローラは 通常はＩＮＤＥＸマークを待って、ＩＮＤＥＸマークからそれが存在しているト ラックに向けて自身を方向付ける。しかし、読み出し或いは書き込み動作の間に ＩＮＤＥＸマークを待つことは、次の所望のセクタに到達する際の待ち時間（la tency）を増加させる。この遅れは、ディスクドライブシステムのシーク遅れ（d elay）を増加させる。 欠陥 記録媒体は、その製造後に、各セクタの有効性を判定するために製造者によっ てテストされる。欠陥は、製造プロセスの間に導入され得て、セクタを損傷し、 データのそのセクタへの記憶或いはそのセクタからの検索を妨げ得る。欠陥は媒 体の内部の傷であって、通常は、ほこり粒の存在や製造プロセス中の他の異常か ら生じ、媒体の一部、通常は単一のセクタを、情報の記憶のために使用できなく する。 ディスク上の欠陥の数は、ディスクドライブシステムの単位面積当たりの記憶 容量が増加するにつれて、増加する。従って、記憶媒体の記憶容量が増加すると 、傷のない記憶装置を製造することがより困難で且つ高価になる。さらに、傷の ある装置をすべて放棄することは、コストを非常に要する。これらの理由によっ て、その媒体に欠陥が生じているシステムを保護して放棄しないようにする手法 の開発が望ましい。 製造者は、製造プロセス後に検出された欠陥セクタを、「第１次欠陥リスト」 或いは「製造者欠陥リスト」と呼ばれる欠陥リストに示す。このリストは、通常 はデータトラックの境界の外側であるディスクの保護されたスペースに、直接に 記憶される。２次的な或いは「成長した」欠陥として知られる付加的な欠陥セク タが、製造者欠陥リストが完成した後に検出され得る。これらの「成長した」欠 陥のリストは、やはりディスク上の保護されたスペースにおける第２次欠陥リス トに維持され且つ記憶される。 第１次及び第２次リストは、ディスクドライブシステムの立ち上げに際してデ ィスクから読み出されて、ランダムアクセスメモリ（ＲＡＭ）に記憶される。シ ステムコントローラは、第１次及び第２次リストからの情報を、欠陥の管理、及 び不良の、すなわち欠陥のあるセクタへのデータの書き込みを避けるために使用 する。 線形置換 多くの異なった欠陥マネジメント手法が、過去に使用されている。欠陥マネジ メントのための線形置換法の使用は、欠陥セクタにフラグを立てて、欠陥セクタ を置換しているディスク上の他の場所の正常なセクタにマッピングする。これに よって、システムは、ディスクにデータを連続順に読み書きするために、欠陥セ クタから正常な欠陥セクタへジャンプし且つその後に再び欠陥セクタに戻る。こ のマッピング技術は、欠陥セクタからマッピングされた置換先の正常なセクタへ 及びそこから戻るための要求されるジャンプのために、システムに著しい待ち時 間を追加し、その性能を劣化させる。トラックの各々のセクタは、トラック上の セクタの実際の位置を示す物理アドレス或いは物理セクタ番号によって、連続的 に識別される。論理セクタ番号は、データのディスクドライブからの読み出し及 びそこへの書き込みのために、システムコントローラによって使用される。 線形置換を使用するシステムの例は、図３ａに示されている。第１のトラック は、物理セクタ番号３１に一つのスペアセクタを含み、物理セクタ番号１及び２ に２つの欠陥セクタを有している。第１の欠陥セクタは、欠陥セクタとフラグさ れて、論理セクタ番号１とラベルされている物理セクタ番号３１のスペアセクタ にマッピングされる。第１のトラック上のスペアセクタが使用されているので、 物理セクタ番号２の第２の欠陥セクタは、そのトラックから抹消された欠陥セク タとフラグされる。物理セクタ番号２は、論理セクタ番号２とラベルされる。シ ステムは、欠陥のある物理セクタ番号２を置き換えるセクタからのデータの読み 出し及びそこへのデータの書き込みのために、他のトラックへ移動し、その後に 、情報を連続順で読み書きするために第１のトラックに戻らなければならない。 ディスク上のどこに置換セクタが位置しているかをシステムに知らせるために 、連想マッピング値が第２の欠陥セクタに伴っている。この連想マッピング値は 、欠陥セクタのＩＤフィールドの内部のポインタにて発見され得るか、或いは、 すべての欠陥セクタ及びその連想置換セクタをリストする欠陥テーブルにて発見 され得る。 線形置換法の短所は、システムが論理セクタ番号に対応している連続順でデー タを読み書きするときには、システムによって実行されるべき余分のシークを必 要とすることである。図３ａに示すシステムが論理セクタ番号に対応している連 続順で第１のトラックからデータを読み出すためには、論理セクタ番号０を最初 に読むであろう。論理セクタ番号１を読むために、システムは、物理セクタ番号 ３１にジャンプしなければならない。論理セクタ番号１が読まれたら、システム はそれから、物理セクタ番号２に位置する論理セクタ番号２にジャンプして戻ら なければならない。論理セクタ番号２は欠陥があるので、システムは他のトラッ クの置換セクタを示されて、論理セクタ番号２のデータを読むためにそのセクタ へ移動しなければならない。論理セクタ番号２が読まれると、システムは第１の トラックへ戻って、論理セクタ番号３〜３０の残りを連続順に読まなければなら ない。この方法は、システムに余分なシークを追加して、従ってシステムの待ち 時間を増加する。 セクタスリッピング 線形置換技術の改良は、欠陥セクタを避けるために各々のトラックに割り当て られたスペアセクタをやはり使用するが、システムによって実行されるべきシー クはそれほど多くなくて済むセクタスリッピング法である。トラック上の各々の セクタは、トラック上でのセクタの実際の位置を示す物理アドレス或いは物理セ クタ番号によって、連続的に識別される。セクタは、Ｎがトラック上のセクタ数 であるときに、ＩＮＤＥＸマークから連続的に零からＮ−１まで番号付けされる 。トラック上のセクタは、トラック上に記憶されているデータシーケンスの内部 の位置に対応している論理セクタ番号によっても、やはり識別される。論理セク タ番号は、データをディスクドライブから読み出し及びそこに書き込むために、 コントローラによって使用される。すべてのセクタに論理セクタ番号が割り当て られるわけではない。 セクタスリッピングを使用している典型的なシステムは、各トラックの末尾に スペアセクタを含んでいる。セクタスリッピング手法では、すべてのスペアセク タが使用されるまで、欠陥セクタはそのトラックの次の正常なセクタにマッピン グされる。ディスクドライブのフォーマットの間に、論理セクタは、トラック上 の第１のセクタから最後のセクタまで、トラック上のすべてのスペアセクタが使 用されるまで欠陥セクタをスリップしながら連続的に割り当てられる。 図３ｂは、トラックの最後のセクタがスペアである、零から３１まで番号付け された３２個のセクタを有する典型的なトラックを示している。図３ｂのトラッ クでは、欠陥セクタはなく、従ってスペアセクタ３１は使用されていない。図３ ｃは、物理セクタ番号２に欠陥セクタを有するトラックを示している。図３ｃか らわかるように、論理セクタ番号は欠陥セクタの後でスリップされ、スペアセク タが論理セクタ番号３０として使用されている。トラックがフォーマットされて 論理セクタがマッピングされた後に、システムは読み書きされなければならない ターゲットセクタの位置を決定する計算を行う。図３ｃの場合、システムがター ゲット論理セクタ番号２６を有するセクタから読むように指示されると、システ ムは、そのセクタの前に現れる欠陥の数をその論理セクタ番号に足して、ターゲ ット論理セクタ番号の物理セクタ番号を知る。従って、物理セクタ番号２６の前 には一つの欠陥セクタがあるので、ターゲットセクタ番号２６のための正しい物 理アドレスは、物理セクタ番号２７になるであろう。 トラック上の欠陥数がそのトラックに割り当てられたスペア数よりも大きいと きには、欠陥セクタは依然としてスリップされるが、欠陥セクタの数がそのトラ ックのスペアの数を超えると直ちに、欠陥セクタの残りはスリップされずに、先 に述べた線形置換法を使用して、ディスク上の他のトラック或いは場所のセクタ にマッピングされる。スペアセクタよりも多くの欠陥セクタを有するトラックを 含む、セクタスリッピング法を使用しているシステムが、図３ｄに示されている 。図３ｄの第１のトラックは、１つのスペアセクタ及び２つの欠陥セクタを含ん でいる。物理セクタ番号１の第１の欠陥セクタはスキップされて、論理セクタ番 号１は第１のトラックの物理セクタ番号２までスリップされる。物理セクタ番号 ２９の第２の欠陥セクタは、そのトラックのスペアセクタが既に使用されている のでスリップされない。論理セクタ番号２８は、従って欠陥セクタとフラグされ て、ディスク上の他の箇所の置換セクタ、この場合にはトラック１の物理セクタ 番号３１のスペアセクタにマッピングされる。 セクタスリッピング法は、論理セクタを連続順に維持して、システムが余分な シークなしにデータを連続順に読み書きすることを可能にする。余分なシークは 、トラック或いはセグメントの欠陥セクタの数がそのトラック或いはセグメント に割り当てられたスペアセクタの数を超えるときに要求されて、システムは、デ ータを置換スペアセクタから読み書きするために、他のトラック或いはセグメン トに移動し且つ元のトラックに戻らなければならない。 サーキュラースリッピング サーキュラースリッピング或いはラッピングは、欠陥セクタを置換セクタにマ ッピングするために使用され得る他の欠陥マネジメント方法である。サーキュラ ースリッピング或いはラッピング法では、欠陥セクタは、欠陥セクタの数がスペ アセクタの数を越えてもすべてスリップされる。トラック上の欠陥数がスペア数 を越えたら、欠陥セクタは論理セクタとして使用されて、各トラックが固定数の 論理セクタを有することを保証する。論理セクタとして使用される欠陥セクタは 、欠陥とフラグされて、ディスク上の他の場所の置換セクタにマッピングされる 。 サーキュラースリッピングを使用しているシステムが、図３ｅに示されている 。図３ｅの第１のトラックは、一つのスペアセクタ及び２つの欠陥セクタを含ん でいる。欠陥セクタは両方ともスリップされて、スペアセクタ３１が論理セクタ 番号２９として使用される。システムは１トラック当たり３１個の論理セクタを 予期しているので、第１の欠陥セクタが論理セクタ番号３０として使用される。 このセクタは欠陥とフラグされて、ディスク上の他の箇所の置換セクタ、この場 合にはトラック１の物理セクタ番号３１のスペアセクタにマッピングされる。 セクタスリッピング或いはサーキュラースリッピングを使用する従来技術のシ ステムでは、上記で述べられた欠陥情報及びフラグはＩＤフィールドに含まれて いた。ＩＤ Ｌｅｓｓフォーマットを使用するドライブでは、ＩＤフィールドが 除かれていて、一般にセクタは、セクタのサブフィールドを読むことなく識別さ れなければならない。それゆえに、システムが自動的に欠陥情報及び対応するフ ラグを生成することが望ましい。 セグメントスリッピング セグメントは、ディスク或いは媒体上にお互いに隣接して位置している、論理 的に関連した１セットのトラックである。セグメント内のトラックは、０からＭ まで連続的に番号付けされている。セグメント内の物理セクタは、０からＳＮ− １まで連続的に番号付けされており、ＳＮは１セグメント当たりの物理セクタ数 であり、ＳＬは１セグメント当たりの論理セクタ数であり、Ｐは１セグメント当 たりのスペアセクタの数である。スペアセクタはセグメントの末尾に含まれてい て、セグメント内部の欠陥セクタは、上述のように１トラックに対してスリップ される。セグメントは、一つの隣接する記憶スペースとして扱われて、欠陥セク タはセグメント内部の次の正常なセクタにマッピングされ、スリッピングは、セ グメント内のトラックを越えて生じる。セグメントに関する欠陥セクタ数が、そ のセグメントに含まれるスペアセクタの数を超えると、欠陥セクタの残りは、シ ステム内部の他の箇所の置換セクタにマッピングされる。サーキュラースリッピ ングの概念は、セグメントスリッピングに適用され得て、ひとたびセグメント内 部の欠陥セクタの数が１セグメント当たりのスペアセクタの数を越えると、残り の論理セクタは、そのセグメント内部の第１の欠陥セクタから始まって欠陥セク タにマッピングされる。セグメントスリッピングの特殊な場合が、セグメントが ディスク上のシリンダであるシリンダスリッピングである。 セグメントを含む４つのトラックのグループが、図５ｂに示されている。図５ ｂの例では、このセグメント或いは分割は４つのトラックを含み、各々が３２の 物理セクタ及びセグメント末尾の２つのスペアセクタを有している。各々のトラ ックに対するトラックベース値ＴＢは、各々のトラックの第１のセクタに対する 最初の物理セクタ番号ＰＳＮを示す。トラックずれ値ＴＤは、現在のトラックに 先立つトラックにおける欠陥セクタの数を含む。論理セクタは、セグメントを通 じて、欠陥セグメントをスキップして連続的に番号付けされている。各トラック の第１の論理セクタ番号は、トラックベースＴＢからトラックずれ値ＴＤを引く ことによって計算され得る。 図５ｂの例における第１のトラックは、物理セクタ番号１に欠陥セクタを有し ている。この欠陥セクタはスキップされて、物理セクタ番号２が論理セクタ番号 １とラベルされる。第２のトラックに対するトラックずれ値ＴＤは、第２のトラ ックに先立つ１つの欠陥セクタのために、１に等しい。第２のトラックの第１の 論理セクタ番号は、従って、トラックベースが３２でトラックずれ値ＴＤが１で あるので、３１である。第２のトラックはまた、物理セクタ番号６１に欠陥セク タを含んでいる。この欠陥セクタはスキップされて、物理セクタ番号６２が従っ て論理セクタ番号６０とラベルされる。第３のトラックに対するトラックずれ値 ＴＤは、第３のトラックに先立つ２つの欠陥セクタのために、２に等しい。 自動トラック処理は、ハードウエア欠陥マネジメントと、トラック上の物理セ クタ番号の論理セクタ番号へのマッピングと、を必要とする。この物理セクタ番 号の論理セクタ番号へのマッピングは、ディスクドライブシステムで使用されて いる欠陥マネジメント戦略、及び、存在する場合にはシステムのスキューを考慮 しなければならない。論理ブロックアドレス（ＬＢＡ）は、各々の非欠陥セクタ に対して保持される量であって、シリンダ番号、ヘッド或いはトラック番号、及 びセクタ番号を含む。このＬＢＡは、シリンダ、ヘッド及びセクタの番号を含む 物理ブロックアドレス（ＰＢＡ）に変換される。この変換は、１トラック及び／ 或いはセグメント当たりの論理セクタ数が固定であるという推定に基づいて行わ れる。 １トラック当たりの論理セクタ数が一定ではないときにＬＢＡをＰＢＡに変換 するために使用され得る一つの方法は、トラックからスリップされるターゲット ＬＢＡより少ないか或いは等しいＬＢＡを有する欠陥論理セクタの数によってタ ーゲットＬＢＡが修正されるならば、同じアドレス変換ルーチンが使用され得る という事実に基づいている。もし、システムによってトラック当たりに使用され たスペアセクタが無い場合には、調整は単純に、ターゲットＬＢＡより少ないか 或いは等しいＬＢＡを有する欠陥論理セクタの数になるであろう。この変換方法 は、テーブルサーチを必要とする。この変換に使用される他の方法は、セグメン トスリッピング法が使用されるならば、上記の変換を実行するために余分なシー クを必要とするであろう。 スキュー システムのスキュー（skew）は、ヘッドスキュー、シリンダスキュー及びゾー ンスキューを組み合わせたパラメータであって、システムがあるシリンダ或いは トラックから他へ、或いはディスク上のあるゾーンから他へ移動する際に、シス テムが越えていくセクタの数を示している。例えば、システムがあるトラックの 末尾から引き続くトラックの始まりへ移動すると、システムは、そのトラックに 対する動作を開始する準備ができる前に、多くのセクタを越えなければならない 。上記のシステムはスキューを有さず、ＩＮＤＥＸマークからセクタの論理的番 号付けを開始した。スキュー値を有するディスクドライブシステムは、トラック 上のセクタの論理的番号付けを、トラックの始まり或いはＩＮＤＥＸマークでは なく、システムが動作を開始する準備ができている第１のセクタから開始するで あろう。これらのシステムは、このセクタから始めて論理セクタを連続的に番号 付けし、再びそのセクタに達するまでセクタの番号付けを続けるであろう。 システムのスキューを考慮したこの番号付けシステムの例は、図４に示されて いる。このシステムのスキュー値は５セクタであって、従ってシステムは、物理 セクタ番号５から論理的番号付けを開始する。システムのスキューを考慮した後 に、このシステムは、上述した欠陥マネジメント手法の一つ或いはすべての手法 の組み合わせを実行し得る。システムが物理セクタ番号３１に来ると、論理セク タ番号２５が割り当てられる。システムはそれからトラックの始まりまでラップ して、このトラックの次の論理セクタ番号は、システムのスキューのために物理 セクタ番号０になる。従って、物理セクタ番号０は、論理セクタ番号２６を割り 当てられる。システムがこのトラックから次のトラックにジャンプすると、シス テムのスキューが再び考慮されて、次のトラックの第１の論理セクタ番号が連続 的に物理セクタ番号１０になる。 ＩＤ Ｌｅｓｓフォーマットを使用しているシステムは、1987年4月7日に発行 された米国特許第4,656,532号において、Greenburg et al.によって教示された 。Greenburgによって教示された方法では、トラック上の欠陥セクタの数がヘッ ダにおいてそれに関する情報を記憶すべき欠陥セクタの数よりも少ない限りは、 システムは、セクタの単一のヘッダを読むことによって、トラック上の論理セク タの位置を確かめることができる。トラック上の欠陥セクタの数がヘッダにおい てそれに関する情報を記憶すべき欠陥セクタの数を越えると、トラックに関する 情報を確認するために１つ以上のヘッダが使用されなければならない。ヘッダは 、トラック上での第１の論理セクタのオフセットと、トラック上のスキップされ な ければならない欠陥セクタの位置と、を含む。Greenburgの方法は、ターゲット 物理セクタに達するまで、ターゲット論理セクタ番号をターゲット物理セクタ番 号に変換して、セクタパルスをカウントする。Greenburgの方法は、物理セクタ 番号の論理セクタ番号への変換のための変換アルゴリズムを教示しておらず、物 理から論理セクタ番号への変換方法、及びセクタ識別のための論理セクタ番号と ターゲットセクタ番号との比較方法を教示していない。Greenburg et al.の方法 は、メモリで欠陥テーブルを使用すること、或いはトラック欠陥を処理するため にファーストイン・ファーストアウト（ＦＩＦＯ）スタックを使用することを、 教示していない。 必要とされるものは、セクタのＩＤ及びＤＡＴＡフィールドが合成されている ＩＤ Ｌｅｓｓフォーマットで使用され得る欠陥マネジメント方法及び装置であ る。さらに必要とされるものは、ＩＤ Ｌｅｓｓフォーマットを使用するディス クドライブシステムのための自動セクタ識別及びトラック処理方法である。また 必要とされるものは、ＩＤ Ｌｅｓｓフォーマットを使用するディスクドライブ システムでマイクロプロセッサによるリアルタイムの介入なしに、先行技術の欠 陥マネジメント手法を自動的にサポートするシステムである。発明の要旨 ＩＤフィールドなしの自動トラック処理のための欠陥マネジメントが、ディス クドライブシステムの内部の磁気媒体上のトラックに関する欠陥情報を処理する 。線形置換、セクタスリッピング、シリンダスリッピング、或いはセグメントス リッピングを含む、どの欠陥マネジメント法を使用するシステムもサポートされ る。各セクタの物理セクタ番号は、トラック上のデータ順に関連する論理セクタ 番号に変換される。自動トラック処理のための物理セクタ番号から論理セクタ番 号へのこの変換は、３つのどの方法を使用しても達成される：１）トラック欠陥 テーブルがバッファＲＡＭに設けられる；２）欠陥情報がすべてのセクタのヘッ ダに書き込まれる；或いは、３）オンボードロジックに位置するシステムＦＩＦ Ｏが欠陥リストを管理するために使用される。第２の方法では、ヘッダサブフィ ールドは４つの欠陥レコードを備えている。第３の方法では、ＦＩＦＯを満たす より も多い欠陥レコードがトラックに対して存在する場合には、ドライブマイクロプ ロセッサによるＦＩＦＯの第１及び第２のバンクの初期化及びロードの後に、ト ラックの処理が完了するまで、第１及び第２のバンクはそれぞれピンポン方式で 、他のものが処理される間にドライブマイクロプロセッサによってロードされる 。欠陥レコードは、欠陥セクタの物理セクタ番号、オフセット番号、及び欠陥セ クタがスリップされたかどうかを示すフラグを含む。欠陥フラグは、各欠陥セク タに対して、システムによって自動的に生成される。図面の簡単な説明 図１は、埋め込まれたサーボフィールドを有する磁気媒体円盤を示す。 図２ａは、典型的なセクタのフォーマットを示す。 図２ｂは、典型的なＩＤ Ｌｅｓｓセクタのフォーマットを示す。 図３ａは、欠陥マネジメントの線形置換法を使用しているシステムの内部にお ける典型的なトラックを示す。 図３ｂは、１つのスペアセクタを含む３２セクタを有する典型的なトラックを 示す。 図３ｃは、１つのスリップされた欠陥セクタを含む典型的なトラックを示す。 図３ｄは、欠陥マネジメントのセクタスリッピング法を使用しているシステム を示す。 図３ｅは、欠陥マネジメントのサーキュラースリッピング法を使用しているシ ステムを示す。 図４は、５セクタのスキュー値を使用しているシステムの内部のトラックを示 す。 図５ａは、１つのスペアセクタ及び２つの欠陥セクタを有するトラックの例を 示す。 図５ｂは、４つのトラックを含むシリンダのためのシリンダスリッピング法の 例を示す。 図６は、本発明のメインプログラムの流れ図を示す。 図７は、本発明のサブルーチンＡの流れ図である。 図８は、本発明のサブルーチンＢの流れ図である。 図９は、本発明のサブルーチンＣの流れ図である。 図１０は、本発明のサブルーチンＤの流れ図である。 図１１は、本発明のサブルーチンＥの流れ図である。 図１２は、バッファＲＡＭに記憶されているトラック欠陥リストを示す。 図１３は、４つの欠陥ペアを含むＩＤ ＬＥＳＳフォーマットを使用している システムのためのヘッダセクタを示す。 図１４は、本発明の装置の模式的なブロック図である。好ましい実施態様の詳細な説明 以前のシステムでは、欠陥セクタの置換セクタへのマッピングを含む欠陥情報 が、セクタのIDフィールドに含まれていた。本発明の装置及び方法は、セクタ内 にIDフィールドを含むシステムと共に用いられ得て、且つ、IDフィールドを有さ ないID Lessフォーマットを用いるシステムと共にも用いられ得る。本発明の装 置及び方法は、ID Lessフォーマットを用いるディスクドライブシステムにおい て、マイクロプロセッサによるリアルタイムの介入なしに、上記の従来技術の欠 陥マネジメント手法も自動的にサポートし得る。また、本発明の装置及び方法は 、各欠陥セクタについて、以下に記載する４つのフラグを自動的に生成する。 本発明は、システムによって用いられる方法に依存して、欠陥セクタを正常な セクタにマッピングする上記の従来の方法をいずれも実行し得る。本発明の好ま しい実施態様の方法は、サーキュラースリッピング或いはセグメントスリッピン グ法を用いる。この方法においては、トラック或いはセグメント上の欠陥セクタ の数がそのトラック或いはセグメントに割り当てられたスペアの数を超えるまで 、セクタスリッピングを用いて、欠陥セクタがスリップされる。トラック或いは セグメントに割り当てられるスペアの数は、欠陥の数がスペアの数を超えるトラ ック或いはセグメントの数を最小化するように選択され得る。トラック或いはセ グメント上の欠陥の数がスペアの数を超えると、本発明の方法は、第１の欠陥セ クタから始まってトラック或いはセグメント上の最終欠陥セクタまで続く、トラ ック或いはセグメント上の欠陥セクタにシフトアウトされたセクタを割り当てる 。 この論理セクタはそれから、欠陥セクタからディスク上のいずれかの場所の置換 スペアセクタにマッピングされる。 サーキュラースリッピング法を用いることによって、１トラック或いはセグメ ント当たりの論理セクタ数は、一定に維持され得る。欠陥セクタの数がトラック 或いはセグメント上のスペアセクタの数を超えると、システムは元のトラックに 戻る必要はなく、次の引き続くトラックに直接に移動し得る。システムは、論理 セクタ番号に対応する連続した順番で、データの読み出し或いは書き込みを行う ために余分なシークを行わなければならない。しかし、最終論理セクタの読み出 し或いは書き込みが行われるときにシステムは元のトラックに戻る必要がなくて 、次の引き続くトラックに直接に移動し得るので、この方法を用いることによっ て、システムは他の方法に対してシークを省き得る。 図５ａは、欠陥セクタの数がトラックに割り当てられているスペアの数を超え ているトラックの例を示している。図５ａのトラックは、そのトラックに割り当 てられている１つのスペアと、２つの欠陥セクタと、を備えている。トラックは 、３１個の論理セクタと、１つのスペアセクタと、を有している。図５ａに示さ れているように、物理セクタ番号１及び２８には欠陥があり、スリップされる。 各トラック上の論理セクタの数を一定に維持するために、論理セクタ番号３０が 第１の欠陥セクタである物理セクタ番号１に割り当てられる。論理セクタ番号３ ０は、欠陥とフラグされなければならず、このセクタがマッピングされているス ペア置換セクタのディスク上での位置をシステムが知ることができるように、付 加的な情報も維持されなければならない。 オフセット値は、各欠陥セクタについて維持され、欠陥セクタに対する置換セ クタがどこに見出され得るかをシステムに知らせるために用いられる。オフセッ ト値はユーザ定義値であり、システムによって用いられる欠陥マネジメント手法 に従ってプログラムされる。オフセット値は、置換セクタがディスク上のどこに あるかをシステムに知らせるポインタである。 システムスキューが零に等しいときのマッピング トラックの欠陥情報は、欠陥物理セクタ番号が大きくなるに従って順序付けら れたリストを有している。このリストにおいて、各欠陥セクタについてのエント リは、物理セクタ番号と、連想オフセット値と、セクタがスリップされたかどう かを示す２進数フラグSLIPPEDと、を含む。本発明のシステムでは、１６進数FF は有効な欠陥セクタ番号又は有効な物理或いは論理セクタ番号ではなく、このセ クタが欠陥セクタであってこの欠陥セクタが論理セクタのマッピングには用いら れないことを示すために用いられるデフォルト値である。 連想オフセット値はユーザ定義であり、欠陥セクタを代替セクタにマッピング するために用いられる。本発明の装置は、以下に詳細に記載するようにオフセッ ト値を用いるので、ユーザ定義オフセット値は、これらの制限に従わなければな らない。SLIPPEDフラグが論理的低電圧レベルにあるときに、１トラックあたり のスペアセクタ数よりも少ないか或いはそれと等しい非零オフセット値は、置換 セクタが同一トラック上のスペアセクタであることを示している。SLIPPEDフラ グが論理的低電圧レベルであるときに、１トラック当たりのスペアセクタ数より も大きい非零オフセット値は、代替セクタが同一トラック上にないことを示して いる。SLIPPEDフラグが論理的高電圧レベルにセットされているときに、非零オ フセット値は、欠陥セクタがトラック上にない論理セクタにマッピングされてい ることを示している。欠陥スペアセクタは欠陥レコードのリストに含まれている が、欠陥スペアセクタのオフセット値は零でなければならない。フラグSLIPPED が論理的高電圧レベルにセットされると、これは、欠陥セクタがスリップされる ことを示している。フラグSLIPPEDが論理的低電圧レベルにリセットされると、 これは、欠陥セクタがスリップされていないことを示している。 １トラック当たりのスペアセクタ数は、レジスタSPにおいて維持される。物理 トラック当たりのセクタ数はレジスタＮに記憶され、トラック当たりの論理セク タ数はレジスタＬに記憶される。値SP、Ｎ及びＬは、トラック上の欠陥情報に埋 め込まれていないが、各ゾーン毎に本発明の装置によって初期化されている。 本発明の装置は、物理セクタ番号を追跡し続けて、トラック欠陥情報に基づい て、物理セクタ番号を論理セクタ番号にマッピングする。本発明の装置は、４つ のフラグ、すなわちDEFECTフラグ、LOGICAL END OF TRACK(LEOT)フラグ、PHYSI CAL END OF TRACK(PEOT)フラグ及びTARGET SECTOR NOT ON TRACK(TSNOT)フラグ も追跡し続けて、自動的に生成する。DEFECTフラグは、論理的高電圧レベルに設 定されると、欠陥セクタがトラックのスペアセクタオフにマッピングされること を示す。 物理セクタ番号の論理セクタ番号へのマッピングは、本発明の装置に、トラッ ク欠陥情報をスキャンさせ、値SDによって表されるトラック上のスリップされた 欠陥セクタの数と、値Ｘによって表されるトラック上の最終論理セクタの論理セ クタ番号と、値Ｚによって表されるトラック上の最終正常セクタの論理セクタ番 号と、スキップされてトラック上のスペアセクタにマッピングされたトラック上 の欠陥セクタの論理セクタ番号と、を計算させる。スキップされてトラック上の スペアセクタにマッピングされた第１の論理セクタ番号は、値SKIP1 LSNによっ て表される。スキップされてトラック上のスペアセクタにマッピングされた第２ の論理セクタ番号は、値SKIP2 LSNによって表される。値SKIP1 LSN及びSKIP2 LS Nに対する１６進数FFは、スキップされてトラック上のスペアセクタにマッピン グされたトラック上の欠陥セクタはないことを示している。別のトラック上の欠 陥セクタが現在のトラック上のスペアセクタにマッピングされ得るので、値SK1P 1 LSN及びSKIP2 LSNについての１６進数FFは、スペアセクタが用いられなかった ことを示してはいないことに留意されたい。 トラック上の最終正常セクタの論理セクタ番号Ｚ及びトラック上の最終論理セ クタの論理セクタ番号Ｘは、以下の等式を用いて演算される。 Z =（N‐1）‐SD （１） SP ≧ SD ならばX =（L‐1） それ以外はX = Z （２） 図５ａに示されるトラックに上記の等式を用いることによって、１物理トラッ ク当たりのセクタ数Ｎが３２と等しくなり、トラック上のスリップされた欠陥セ クタ数SDは２に等しくなる。従って、トラック上の最終正常セクタの論理セクタ 番号Ｚは、２９に等しくなる。トラック当たりのスペアセクタ数SPは１に等しく なり、従って、トラック上のスリップされた欠陥セクタ数SDよりも大きくない。 従って、トラック上の最終論理セクタの論理セクタ番号Ｘは、トラック上の最終 正常セクタの論理セクタ番号Ｚに等しく、２９に等しくなる。 本発明の装置は、トラック上のスリップされた欠陥セクタ番号SDを零に、トラ ック上の第１の欠陥セクタの論理セクタ番号SKIP1 LSNを１６進数FFに、トラッ ク上の第２の欠陥セクタの論理セクタ番号SKIP2 LSNを１６進数FFに、トラック 上の最終論理セクタの論理セクタ番号Ｘをトラック当たりの論理セクタ数Ｌから １をマイナスした値に、トラック上の最終正常セクタの論理セクタ番号Ｚを物理 トラック当たりのセクタ数Ｎから１をマイナスした値に初期設定することによっ て、トラックについての演算を開始する。本発明のシステムは、論理的にも物理 的にもセクタへの番号付けを零から開始するので、以前の値から値１が減算され る。或いは、各トラック上のセクタは１から番号を付けられ得て、そのときには 以前の値から値１を減算する必要はない。 本発明の装置は次に、トラックについての欠陥情報及びトラックの各欠陥セク タについての欠陥リストにおけるエントリをスキャンする。欠陥セクタ番号DSN が１６進数FFに等しくなく、SLIPPEDフラグが論理的高電圧レベルに等しい場合 、装置は、トラック上のスリップされた欠陥セクタの数SDをインクリメントし、 トラック上の最終正常セクタの論理セクタ番号Ｚがデクリメントされる。或いは 、欠陥セクタ番号DSNが１６進数FFに等しいか或いはSLIPPEDフラグが論理的高電 圧レベルに等しくなく、オフセット値OFFSETがスペアセクタのうちの一つがこの 欠陥セクタに用いられたことを示す値１或いは２と等しい場合には、欠陥セクタ 番号DSNと関連付けられた論理セクタ番号は、レジスタSKIP1 LSN或いはSKIP2 LS Nのうちの一つにセーブされる。本発明の装置は、トラック上のすべての欠陥セ クタにこのプロセスを繰り返す。本発明の装置が、トラック上の欠陥セクタに対 するこれらの計算を終了すると、トラック上の最終正常セクタの論理セクタ番号 Ｚが論理トラックに対するセクタ数１から１をマイナスした値よりも小さい場合 には、トラック上の最終論理セクタの論理セクタ番号Ｘは、トラック上の最終正 常セクタの論理セクタ番号Ｚに等しく設定される。 本発明の装置がトラック上の最終論理セクタの論理セクタ番号Ｘ、トラック上 の第１の欠陥セクタの論理セクタ番号SKIP1 LSN及びトラック上の第２の欠陥セ クタの論理セクタ番号SKIP2 LSNの値を演算した後に、装置は、セクタ毎にトラ ックを通過し、トラック上のセクタに論理セクタ番号を割り当てる。物理セクタ 番号PSNが欠陥セクタ番号DSNではない場合、対応する論理セクタ番号LSNは、物 理セクタ番号PSNから物理セクタ番号０と物理セクタ番号PSNとの間のスリップさ れた欠陥セクタ数をマイナスした値と等しくなる。そうでなければ、物理セクタ 番号PSNが欠陥セクタ番号DSNである場合、セクタはラップされて、対応する論理 セクタ番号LSNは、トラック上の最終論理セクタの論理セクタ番号Ｘに物理セク タ番号０と現在の物理セクタ番号PSNとの間のスリップされた欠陥セクタ数をプ ラスした値と等しくなる。 システムスキューが零に等しくないときのマッピング 上記の記載は、システムスキューが零に等しいと仮定して行った。しかし、実 際のアプリケーションにおいては、スキューが零でない、より一般的な場合を扱 うために、物理セクタ番号が論理セクタ番号にマッピングされる前に追加の計算 を行うことが必要である。零でないスキューの場合は、物理セクタ番号PSNは、 対応する論理セクタ番号LSNへのマッピングの前にまず、スキュー調整された物 理セクタ番号F(PSN)にマッピングされる。スキュー調整された物理セクタ番号F( PSN)は、以下の等式を用いて計算される。 PSN ≧ SKEW ならばF(PSN) = PSN - SKEW，それ以外はN + PSN - SKEW （３） 等式（３）の値Ｎは、物理トラック当たりのセクタの数に等しい。上記図４を 用いて、上記の計算を説明することができる。システムのスキューが５に等しい 場合は、物理セクタ番号４より後のいずれのセクタに対するスキューされた物理 セクタ番号F(PSN)は物理セクタ番号からシステムのスキューである５を差し引い た数に等しく、物理セクタ番号５より前のいずれのセクタに対するスキューされ た物理セクタ番号F(PSN)は、この場合には３２である物理トラックのセクタ数Ｎ に物理セクタ番号をプラスして、システムのスキューである５をマイナスした数 である。物理セクタ番号２９に対するスキューされた物理セクタ番号F(PSN)は、 ２４に等しい。物理セクタ番号２に対するスキューされた物理セクタ番号F(PSN) は、２９に等しい。 スキューされた物理セクタ番号F(PSN)から論理セクタ番号LSNを演算するため には、欠陥セクタ番号DSNに等しくない物理セクタ番号の場合、以下の式を用い る。 PSN ＜ SKEW ならば，LSN = N + PSN - SKEW - bx （４） 但し bx = ｂ + c2 PSN ≧ SKEW ならば，LSN = PSN - SKEW - bx （５） 但し bx = ｂ - c1 スリップされている欠陥セクタ番号に等しい物理セクタ番号の場合には、 PSN ＜ SKEW ならば，LSN = X + bx （６） 但しbx = ｂ + c2 PSN ≧ SKEW ならば，LSN = X + bx （７） 但しbx = ｂ - c1 上記の等式において、値ｂは、物理セクタ番号０と物理セクタ番号PSNとの間の 欠陥セクタの数に等しい。値c1は、物理セクタ番号０とシステムのスキューに対 応する物理セクタ番号との間の欠陥セクタの数に等しい。値c2は、システムのス キューに対応する物理セクタ番号と物理トラック当たりのセクタ数Ｎに対応する 物理セクタ番号との間の欠陥セクタの数に等しい。 図４に示す５に等しいスキューを有するトラックにおいて、c1の値は、零に等 しい。なぜなら、物理セクタ番号０とシステムのスキューに対応する物理セクタ 番号、この例においては物理セクタ番号４との間に、欠陥セクタかないからであ る。c2の値は、１に等しい。なぜなら、物理セクタ番号４と物理トラック当たり のセクタ数Ｎに対応する物理セクタ番号、この例においては物理セクタ番号３１ との間に、欠陥セクタが１つあるからである。２８より大きい物理セクタ番号の 場合、ｂの値は１に等しく、２８より小さい物理セクタ番号の場合、ｂの値は零 に等しい。従って、物理セクタ番号２９に対応する論理セクタ番号LSNは、式（ ５）より、２３に等しい。なぜなら、物理セクタ番号２９からスキューである５ を差し引いた値より、この場合には１であるbxの値をさらに差し引いた値は、２ ３に等しいからである。物理セクタ番号２に対応する論理セクタ番号LSNは、式 （４）より、２８に等しい。なぜなら、トラック上の物理セクタ数Ｎである３２ に物理セクタ番号２を足した値からスキューである５を差し引き、この場合には １であるbxの値をさらに差し引いた値は、２８に等しいからである。 物理セクタ番号がスリップされた欠陥セクタであれば、物理セクタ番号は、式 （６）及び（７）を用い、且つ、トラック上の最終論理セクタの論理セクタ番号 Ｘを値bxに足すことにより、論理セクタ番号LSNにマッピングされる。物理セク タ番号２８を有している図４に示す欠陥セクタは、論理セクタ番号３１に割り当 てられる。 変換方法に関する一般的説明 本発明の好適な実施態様に関わる装置の模式的ブロック図を、図１４に示す。 本発明による方法及び装置の好適な実施態様は、ディスクドライブシステムにお ける自動トラック処理のために物理セクタ番号を論理セクタ番号に変換する３つ の方法のいずれをも用いることができる。第１の方法は、システムのバッファRA M内にトラック欠陥テーブルを構築する。バッファマネジャー１５０は、バッフ ァインターフェース１６２を用いて、トラック欠陥テーブルからの欠陥レコード の検索を制御し、これらを欠陥FIFOにロードする。トラック欠陥テーブルは、ト ラック上のすべての欠陥セクタに対する欠陥レコードを含む。欠陥レコードは、 欠陥セクタの物理セクタ番号DSN、オフセット番号、及び欠陥セクタがスリップ されたか否かを示すフラグビットを含む。 この欠陥リストは、トラック上の各欠陥セクタに対して２ビット又は４ビット のエントリーを含む。この欠陥リストは、連続したものでなければならず、バッ ファのいずれの６４キロバイトセグメントにも位置付けられ得る。欠陥リスト開 始アドレスポインタDLSAPは、レジスタ１５６に記憶されており、バッファRAM内 の欠陥リストの開始アドレスを指し示す。欠陥リスト終了アドレスポインタDLEA Pは、レジスタ１５８に記憶されており、バッファRAM内の欠陥リストの終了アド レスを指し示す。３バイトの欠陥リストアドレスポインタDLAPは、レジスタ１５ ４に記憶されており、欠陥リスト内の現在のエントリーを指し示す。ポインタDL APの下位１６ビットが終了アドレスポインタDLEAPに等しいと、ポインタDLAPの 下位１６ビットは、開始アドレスポインタDLSAPと共に自動的に再ロードされる 。欠陥リストアドレスポインタDLAPの残りの８ビットは、バッファRAM内のセグ メントを選択するセグメントセレクタである。欠陥リストのサイズは、パラメー タDL SIZEにより特定される。 トラック欠陥リストを図１２に示す。トラック上の各欠陥セクタは、欠陥リス ト内に対応するエントリーを有しており、欠陥リストは、８ビットの欠陥セクタ 番号DSN、７ビットのオフセット値、及びフラグSLIPPEDを含む。フラグSLIPPED は、欠陥レコードの２番目のバイトの最上位ビットに記憶されている。或いは、 欠陥セクタ番号DSNが２バイトの値であって且つオフセット値が１５ビットの値 であることもあり得る。この場合、フラグSLIPPEDは、欠陥レコードの２番目の ワードの最上位ビットに記憶されている。 第２の方法は、各セクタのヘッダサブフィールド内にトラックに対する欠陥情 報を埋め込む。欠陥情報は、増加する欠陥セクタ番号DSNに基づいて、ｎ個の欠 陥レコードの順序付けられたリストを含む。欠陥レコードが用いられない場合は 、有効な欠陥レコードではないことを示す１６進数FFを割り当てられる。トラッ クに対する欠陥情報の処理を開始するためには、トラック上の単一のヘッダフィ ールドを読み出して、トラック欠陥情報をFIFO１５２にロードすればよい。 ID Lessフォーマットを用いている場合は、各トラックに対する欠陥情報は、 各セクタのヘッダに、直接にトラックに書き込むことができる。本発明の好適な 実施態様に関わるこの欠陥情報は、４つのレコードの順序付けられたリストを含 み、各レコードは、欠陥の物理セクタ番号である欠陥セクタ番号DSN、連想オフ セット値、及びフラグSLIPPEDを含む。４つのレコードのリストの順序付けは、 増加する欠陥セクタ番号DSNに基づいており、上記の動作の場合と同様に、１６ 進数FFは有効な欠陥セクタ番号DSNではない。 連想オフセット情報が規定され、欠陥セクタを代替セクタにマッピングするた めに使用される。付加的に、このトラックに関して４つ以上の欠陥レコードがあ ることを示すフラグビットを含むＦＬＡＧバイトが、ヘッダに含まれる。トラッ クに関して４つ以上の欠陥レコードがある場合には、システムは自動的に何かを 処理することはできず、マイクロプロセッサにアシストされた方法を使用するか 、或いはバッファＲＡＭに欠陥リストを記憶しなければならない。 ヘッダに埋め込まれた欠陥情報を有するセクタのフォーマットが、図１３に示 されている。セクタは、ヘッダサブフィールド、ＤＡＴＡサブフィールド、及び ＥＣＣサブフィールドを含む３つのサブフィールドを備えている。ヘッダサブフ ィールドは、４つの欠陥レコードの欠陥リスト、フラグバイトを含み、オプショ ンとして、ずれ（displacement）値、スキュー（skew）値、ヘッド番号値、及び エラー検出ＣＲＣサブフィールドを含む。ヘッダ及びＤＡＴＡサブフィールドを カバーするプログラマブルＥＣＣサブフィールドはまた、本発明の好ましい実施 態様では、サーボマークを記憶するように分割され得る。或いは、オフセット情 報はヘッダから除去され得て、すべての欠陥セクタがスリップされると推定され 得る。 第３の方法は、欠陥レコードのためにピンポンストレジとして使用される第１ のバンクＢＡＮＫ１ １７０と第２のバンクＢＡＮＫ２ １７２とを有している オンボードのファーストイン・ファーストアウト・スタックＦＩＦＯ１５２を含 む。マイクロプロセッサは、欠陥レコードの数がＦＩＦＯを満たすならば、ＦＩ ＦＯをトラック欠陥レコードで満たす。そうでなければ、マイクロプロセッサは 、他のバンクが処理される間にバンクの一つを満たす。システムによるセクタ処 理はＦＩＦＯを満たすよりも多くの時間を要するので、マイクロプロセッサの介 入時間は無視し得て、適切なサイズのＦＩＦＯが使用されていれば、その時間は ク リティカルなものではない。 この情報は、マイクロプロセッサによってＦＩＦＯにロードされ得る。内部Ｆ ＩＦＯ１５２は、ピンポン方式で使用される２つのバンクから成っている。セッ トアップ計算後に、欠陥レコードの数がＦＩＦＯに入っていなければ、マイクロ プロセッサは両バンクに欠陥情報をロードし、フラグＢＡＮＫ１ ＲＥＡＤＹ及 びフラグＢＡＮＫ２ ＲＥＡＤＹの両方を論理的高電圧レベルにセットし、他の パラメータ及び指令を、動作を開始する本発明の装置にロードする。 好ましい実施形態のＦＩＦＯ１５２の内部の各バンクは、同時に欠陥リストか ら４つのエントリーを保持する。現在のトラックに対する自動処理を開始するた めに、そのトラックに対する欠陥リストからの最初の４つのエントリーが、第１ のバンクにロードされる。４つ以上のエントリーがある場合には、次の４つのエ ントリーが第２のバンクにロードされる。マイクロプロセッサはバンクのロード を行うが、計算は、本発明のハードウエアによって実行される。第１のバンクの 欠陥リストが処理されると、フラグＢＡＮＫ１ ＲＥＡＤＹが論理的低電圧レベ ルにリセットされて、マイクロプロセッサに中断が送られる。マイクロプロセッ サが中断を受け取ると、このトラックに関する欠陥リストに８つ以上のエントリ ーがある場合には、第１のバンクへのロードを開始する。 本発明のマイクロプロセッサ及びハードウエアはそれから、動作が完了するま でこの動作を継続し、他のバンクがロードされている間に一つのバンクのエント リーを処理する。 本発明のアルゴリズムの記述 本発明の方法を示す流れ図が、図６に示される。レジスタ及びフラグのデフォ ルト値は、ブロック１０でセットされる。論理セクタ番号ＬＳＮは、１６進値Ｆ Ｆにセットされ、ＤＥＦＥＣＴフラグ、トラックの論理的末尾フラグLＥＯＴ、 トラックの物理的末尾フラグＰＥＯＴ、及びターゲットセクタがトラック上にな いことのフラグＴＳＮＯＴは、すべて論理的低電圧レベルにリセットされる。デ フォルト値がセットされた後に、本発明の装置は、欠陥リストがセクタのヘッダ に記憶されているかどうかを、ブロック１１で決定する。ヘッダに欠陥リストが 記憶されていたら、本発明の装置はそれから、ブロック１６で、ヘッダから欠陥 リストを読み出すのを待つことになっている。本発明の装置がすでにヘッダから 欠陥リストを読んでいて、欠陥リストがロードされていたら、そのときにはブロ ック１５ａにジャンプして、トラックのための欠陥情報の処理を開始する。本発 明の装置が欠陥リストが読まれる間に待つことになっていて、欠陥リストがまだ ロードされていなかったら、欠陥リストの準備が完了するまで、ブロック１７で 待機する。ひとたび欠陥リストの準備ができると、装置はブロック１７ａに進み 、セクタに対するさらに多くの欠陥フラグが、欠陥数が欠陥リストで利用可能な レコード数を越えていることを示す論理的高電圧レベルにセットされているかど うかを、そこで判定する。さらに多くの欠陥フラグが論理的高電圧レベルにセッ トされていると装置が判定すると、エラーが示され、信号ＳＴＡＲＴがブロック １７ｂで論理的低電圧レベルにリセットされて、装置はブロック１０に戻ってア ルゴリズムを再び始める。さらに多くの欠陥フラグが論理的高電圧レベルにセッ トされていなければ、装置はブロック１５ａにジャンプする。 欠陥リストがトラックの各セクタのヘッダに記憶されていないときには、装置 はブロック１３で、欠陥リストがバッファＲＡＭに記憶されているかどうかを判 定する。欠陥リストがバッファＲＡＭに記憶されていたら、欠陥リストアドレス ポインタＤＬＡＰが、欠陥リスト開始アドレスポインタＤＬＳＡＰによって初期 化されて、装置はブロック１４で、バッファＲＡＭに記憶されている欠陥リスト からレコードを獲得するように指令される。装置はブロック１５で、欠陥リスト のエントリーの獲得が完了するか、或いはＦＩＦＯがフルになるか、の何れかが 先に生じるまで、待機する。欠陥リストのエントリーのすべての獲得が完了する か、或いはＦＩＦＯがフルになると、装置はブロック１５ａで、セクタマーク立 ち上がりパルスが検出されるかどうかを判定する。セクタマーク立ち上がりパル スは、セクタマークの立ち上がり端が検出されると生成される。セクタマーク立 ち上がりパルスが検出されなければ、装置はブロック１８にジャンプして、トラ ックに関する欠陥情報の処理を開始する。 各々のセクタのヘッダ或いはバッファＲＡＭに欠陥情報が記憶されていなけれ ば、装置はブロック１２で、欠陥リストが欠陥ＦＩＦＯを完全に満たすかどうか 、及びマイクロプロセッサが欠陥リストを欠陥ＦＩＦＯにロードしたことを判定 する。欠陥リストが欠陥ＦＩＦＯを完全に満たしていなければ、マイクロプロセ ッサによってセットされる動作モード制御は、欠陥リストが欠陥ＦＩＦＯを完全 に満たさないことを示し、マイクロプロセッサはレジスタの第１のバンクＢＡＮ Ｋ１及びレジスタの第２のバンクＢＡＮＫ２のローディングを行う。ブロック３ １で、開始物理セクタ番号ＳＴＡＲＴ ＰＳＮが、内部物理セクタ番号レジスタ Ｎ ＰＳＮにロードされる。ブロック３２で、欠陥ＦＩＦＯポインタｉが零にリ セットされて、オンボードロジックによって、図９に示され且つ後述されるサブ ルーチンＣを開始するコマンドが与えられる。装置はそれからブロック３３で、 サブルーチンＣが完了してアサートされた信号ＤＯＮＥ Ｃを受け取るまで、待 機する。装置がサブルーチンＣを完了すると、それからブロック３４で、セクタ マーク立ち上がりパルスを待つ。装置がセクタマーク立ち上がりパルスを検出す ると、それからブロック３６で、物理セクタ番号ＰＳＮが開始物理セクタ番号Ｓ ＴＡＲＴ ＰＳＮに等しくなるまで待機する。物理セクタ番号ＰＳＮが開始物理 セクタ番号ＳＴＡＲＴ ＰＳＮに等しくなるとすぐに、装置はブロック３６ａで 、停止コマンドが出されたか否かを判定する。停止コマンドが出されていなかっ たら、装置はブロック３０にジャンプし、そうでなければブロック３７にジャン プして、エラー状態フラグが論理的高電圧レベルにセットされ、信号ＳＴＡＲＴ が論理的低電圧レベルにリセットされ、装置はブロック１０にジャンプする。 ブロック１２で、装置が欠陥リストが欠陥ＦＩＦＯを完全に満たしてマイクロ プロセッサが欠陥リストを欠陥ＦＩＦＯにロードしたと判定したら、ブロック１ ５ａにジャンプして、トラックのための欠陥情報の処理を開始する。装置は、ブ ロック１５ａで、セクタマーク立ち上がりパルスが検出されたかどうかを判定す る。セクタマーク立ち上がりパルスが検出されたら、装置はブロック１５ａで、 セクタマーク立ち上がりパルスが検出されなくなるまで待機し、それからブロッ ク１８に進む。ブロック１８で、装置は、次の物理セクタ番号ＮＥＸＴ（ＰＳＮ ）を内部物理セクタ番号レジスタＮ ＰＳＮにロードする。ブロック１９で、装 置は、図７に示されて後述されるサブルーチンＡを開始する。ブロック１９の 後に遅延があることを示す空白ボックスが、ブロック１９に引き続く。本発明の 装置は、サブルーチンＡを実行している間に、ブロック２１でまた、セクタマー ク立ち上がりパルスをチェックする。装置がサブルーチンＡを完了する前にセク タマーク立ち上がりパルスが検出されたら、装置はブロック２８でサブルーチン Ａをアボートして、ブロック２８ａで欠陥リストがバッファＲＡＭに記憶されて いるかどうかを判定する。欠陥リストがバッファＲＡＭに記憶されていたら、装 置はブロック１３にジャンプして戻り、そうでなければブロック１５ａに戻る。 またブロック２８では、論理セクタ番号ＬＳＮが１６進値ＦＦにセットされて、 ＤＥＦＥＣＴフラグ、トラックの論理的末尾フラグＬＥＯＴ、トラックの物理的 末尾フラグＰＥＯＴ、及びターゲットセクタがトラック上にないことのフラグＴ ＳＮＯＴが、すべて論理的低電圧レベルにリセットされる。装置はブロック２２ で、サブルーチンＡが終了するまでにセクタマーク立ち上がりパルスが検出され ない限りは、サブルーチンＡの完了まで待機する。 サブルーチンＡが完了すると、装置はブロック２３でサブルーチンＣを開始す る。装置は、サブルーチンＣを実行している間に、ブロック２４でまた、セクタ マーク立ち上がりパルスをチェックする。装置がサブルーチンＣを完了する前に セクタマーク立ち上がりパルスが検出されたら、装置はブロック２９でサブルー チンＣの実行をアボートして、ブロック２８ａにジャンプして戻る。ブロック２ ９ではまた、論理セクタ番号ＬＳＮが１６進値ＦＦにセットされて、ＤＥＦＥＣ Ｔフラグ、トラックの論理的末尾フラグＬＥＯＴ、トラックの物理的末尾フラグ ＰＥＯＴ、及びターゲットセクタがトラック上にないことのフラグＴＳＮＯＴが 、すべて論理的低電圧レベルにリセットされる。装置はブロック２５で、サブル ーチンＣが終了するまでにセクタマーク立ち上がりパルスが検出されない限りは 、サブルーチンＣの完了まで待機する。 サブルーチンＣの実行の完了後に、本発明の装置はブロック２６で、このトラ ックに関する欠陥情報の処理を停止するかどうかを決定する。装置がこのトラッ クに関する欠陥情報の処理を停止するときには、エラー状態フラグはブロック３ ７で論理的高電圧レベルにセットされ、信号ＳＴＡＲＴが論理的低電圧レベルに リセットされて、装置はブロック１０にジャンプして戻る。装置がこのトラック に関する欠陥情報の処理を停止しないならば、ブロック２７で、セクタマーク立 ち上がりパルスを待つ。装置がセクタマーク立ち上がりパルスを検出すると、ブ ロック３０で指令を完了し、ブロック２３にジャンプして、次のセクタに対して サブルーチンＣを開始する。 ブロック３０で、次の物理セクタ番号ＮＥＸＴ（ＰＳＮ）が内部物理セクタ番 号レジスタＮ ＰＳＮにロードされて、内部論理セクタ番号レジスタＮ ＬＳＮ からの値が論理セクタ番号レジスタＬＳＮにロードされ、欠陥内部フラグＮ Ｄ ＥＦＥＣＴの値が欠陥フラグＤＥＦＥＣＴに記憶され、トラックの論理的末尾内 部フラグＮ ＬＥＯＴの値がトラックの論理的末尾フラグＬＥＯＴに記憶され、 トラックの物理的末尾内部フラグＮ ＰＥＯＴの値がトラックの物理的末尾フラ グＰＥＯＴに記憶され、ターゲットセクタがトラック上にないことの内部フラグ Ｎ ＴＳＮＯＴがフォーマットシーケンサ１６６による処理のためにターゲット セクタのフラグＴＳＮＯＴに記憶される。本発明の装置は常に、ディスク上で装 置が実際にいる場所よりも先のセクタに関する計算を実行する。これらの計算結 果は、セクタマーク立ち上がりパルスが検出されると、それらの前にＮをつけて 示される内部レジスタ及びフラグに記憶され、内部レジスタ及びフラグはそのセ クタに関して装置のレジスタ及びフラグにロードされ、装置はそれから、常にそ の実際の位置よりも一つ先にある次のセクタに関する計算の実行を開始する。 サブルーチンＡの記述 サブルーチンＡは、図７に示されているように、トラック欠陥情報をスキャン し、そのトラック上のスリップされた欠陥セクタの数（ｃ１、ｃ２、ｂ、ｂ１） 、そのトラック上の最後の論理セクタの論理セクタ番号Ｘ、そのトラック上の最 後の正常なセクタの論理セクタ番号Ｚ、そのトラック上のスキップされてそのト ラックのスペアセクタにマッピングされた欠陥セクタの論理セクタ番号ＳＫＩＰ １ ＬＳＮ及びＳＫＩＰ２ ＬＳＮ、欠陥リストアドレスポインタオフセットＤ ＬＡＰ ｏｆｆｓｅｔ、ならびにポインタＫを計算する。スキップされてそのト ラック上のスペアセクタにマッピングされたトラック上の欠陥セクタの論理セク タ 番号ＳＫＩＰ１ ＬＳＮ及びＳＫＩＰ２ ＬＳＮに与えられる１６進数ＦＦは、 そのトラック上には、スキップされてそのトラック上のスペアセクタにマッピン グされた欠陥セクタがないことを示しているが、そのトラック上のスペアトラッ クが使用されなかったことを示しているのではない。なぜなら、他のトラックか らの欠陥セクタが、そのトラックのスペアセクタにマッピングされているかもし れないからである。 サブルーチンＡは、本発明の装置がスタートサブルーチンＡ信号ＧＯ Ａがア サートされるまで待機しているブロック４０で始まる。上述したように、サブル ーチンＡの完了に先立つセクタマーク立ち上がりパルスの検出のために、装置に よってアボート信号ＡＢＯＲＴ Ａが出されると、サブルーチンＡはアボートさ れて、装置はブロック４０に戻り、サブルーチンＡを始める信号である信号ＧＯ Ａが次にアサートされるのを待つ。サブルーチンＡは、Ｓｔａｒｔ Ｓｅｔｕ ｐ及びＣｏｎｔｉｎｕｅ Ｓｅｔｕｐの２つの動作モードを用いるセットアップ 計算用のマイクロプロセッサによって始められ得る。セットアップ中、マイクロ プロセッサは、パラメータを初期化し、欠陥ＦＩＦＯをロードし、かつ、信号Ｓ ｔａｒｔ Ｓｅｔｕｐを論理的高電圧レベルにセットして、セットアップの完了 を示す信号ＤＯＮＥ Ａが論理的高電圧レベルにセットされるのを待つことによ って、セットアップ計算を開始する。欠陥リストがＦＩＦＯのサイズより大きい ために完全に処理されていなかったら、マイクロプロセッサは、それに続く欠陥 の記録で欠陥ＦＩＦＯをロードして、信号Ｃｏｎｔｉｎｕｅ Ｓｅｔｕｐを論理 的高電圧レベルにセットし、信号ＤＯＮＥ Ａが論理的高電圧レベルにセットさ れるのを待つことによって、セットアップ計算を継続する。マイクロプロセッサ は、欠陥リストが完全に処理されるまでｃｏｎｔｉｎｕｅ ｓｅｔｕｐ動作を繰 り返す。信号ＧＯ Ａは信号ＳＴＡＲＴ Ａ、Ｓｔａｒｔ Ｓｅｔｕｐ及びｃｏ ｎｔｉｎｕｅ Ｓｅｔｕｐの論理ＯＲの演算の結果である。ブロック４１で、装 置は、継続セットアップ信号がアサートされたかどうかを判定する。継続セット アップ信号がアサートされていれば、ブロック４２で指令は完了し、装置は継続 セットアップに初期化される。ブロック４２で、欠陥ＦＩＦＯポインタｉは零に セットされ、ＤＯＮＥ Ａフラグは論理的低電圧レベルにリセットされる。ブロ ック４２で指令を実行したら、装置は、ブロック４４で始まるサブルーチンの点 Ａ１にジャンプする。 本発明の装置が、継続セットアップ信号はアサートされていないとブロック４ １で判定したら、ブロック４３で指令が完了される。ブロック４３において、欠 陥ＦＩＦＯポインタｉ、次の物理セクタ番号Ｎ ＰＳＮよりも小さい欠陥セクタ 番号を持つＦＩＦＯにおける一番最後のレコードを指している欠陥ＦＩＦＯポイ ンタｊ、トラック欠陥リストにおいて処理された欠陥レコード数ｋ、スリップさ れた欠陥セクタ数ｃ１、スリップされた欠陥セクタ数ｃ２、スリップされた欠陥 セクタ数ｂ、スリップされた欠陥セクタ数ｂ１、ならびにフラグＤＯＮＥ Ａは 、全て零にリセットされる。またブロック４３で、トラック上の最後の正常なセ クタの論理セクタ番号Ｚが、トラック上の物理セクタの数Ｎマイナス１と等しい 数にセットされ、トラック上の最後の論理セクタの論理セクタ番号Ｘが、１トラ ックあたりの論理セクタの数Ｌマイナス１に等しい数にセットされ、スキップさ れてそのトラック上の第１及び第２のスペアトラックに移されたトラック上の欠 陥セクタの論理セクタ番号ＳＫＩＰ１ ＬＳＮ及びＳＫＩＰ２ ＬＳＮが１６進 数ＦＦにセットされ、第１及び第２のスペアセクタ使用フラグＳＫＩＰ１ ＵＳ ＥＤ及びＳＫＩＰ２ ＵＳＥＤは論理的低電圧レベルにリセットされ、そして、 欠陥リストアドレスポインタオフセット値ＤＬＡＰ ＯＦＦＳＥＴは零にセット される。 ブロック４４において、本発明の装置は、欠陥ＦＩＦＯにおける欠陥レコード の全てが処理されたことを伝える、エンドオブリストフラグＥＯＬ Ａが論理的 高電圧レベルにセットされているかどうかを判定する。エンドオブリストフラグ ＥＯＬ Ａが論理的高電圧レベルにセットされていれば、装置はブロック６５に おいて、トラック上の最後の正常なセクタの論理セクタ番号Ｚが１トラックあた りの論理セクタの数Ｌマイナス１よりも小さいかどうかを判定する。トラック上 の最後の正常なセクタの論理セクタ番号Ｚが１トラックあたりの論理セクタの数 Ｌマイナス１よりも小さければ、装置は、トラック上の最後の正常なセクタの論 理セクタ番号Ｚをそのトラック上の最後の論理セクタの論理セクタ番号Ｘに保存 して、後で詳細に説明する図８に示すサブルーチンＢの初めにジャンプする。そ うでなければ、装置はブロック６６をスキップして、サブルーチンＢにジャンプ する。 本発明の装置は、ブロック４４において、エンドオブリストフラグＥＯＬ Ａ が論理的高電圧レベルにセットされていないと判定すると、ブロック４５におい て、次のレコードがＦＩＦＯに存在してシステムがレディー状態になるまで待つ 。欠陥リストがバッファにあるときを除いて、システムはいつでもレディー状態 である。この場合、次の欠陥レコードが既に獲得されてＦＩＦＯに存在している ことを示すために、バッファマネージャからの信号がアサートされる。次のレコ ードがＦＩＦＯに存在してシステムがレディー状態になると、本発明の装置は、 ブロック４７において、レコードのスリップされたフラグＳＬＩＰＰＥＤｉが論 理的高電圧レベルにセットされているかどうかを判定する。フラグＳＬＩＰＰＥ Ｄｉは、欠陥セクタがスリップされたことを示している。欠陥セクタがスリップ されていれば、装置は、ブロック４８において最後の正常なセクタの論理セクタ 番号Ｚをデクリメントする。またブロック４８において、スリップされた欠陥セ クタの数ｂ１がインクリメントされる。ブロック４９において、装置は、レコー ドの欠陥セクタ番号ＤＳＮｉが装置のスキュー値ＳＫＥＷよりも小さいかどうか を判定する。レコードの欠陥セクタ番号ＤＳＮｉがディスクドライブシステムの スキュー値ＳＫＥＷよりも小さければ、スリップされた欠陥セクタの数ｃ２はブ ロック５１においてインクリメントされ、そうでなければ、スリップされた欠陥 セクタの数ｃ１はブロック５０においてインクリメントされる。欠陥セクタｃ１ 又はｃ２のどちらかがインクリメントされてから、装置は、ブロック５２におい て、レコードの欠陥セクタ番号ＤＳＮｉが初期物理セクタ番号レジスタＮ ＰＳ Ｎに記憶されている値よりも小さいかどうかを判定する。レコードの欠陥セクタ 番号ＤＳＮｉが、初期物理セクタ番号レジスタＮ ＰＳＮに記憶されている値よ りも小さければ、ブロック５３においてスリップされた欠陥セクタｂの番号及び 欠陥ＦＩＦＯポインタｊをインクリメントし、欠陥レコード長、つまり値２を欠 陥リストアドレスポインタオフセットＤＬＡＰ ＯＦＦＳＥＴに加え、そしてブ ロック５６にジャンプする。そうでなければ、装置は、ブロック５３をスキップ してブロック５６にジャンプする。 本発明の装置は、ブロック４７において、このレコードのスリップされたフラ グＳＬＩＰＰＥＤｉが論理的高電圧レベルにセットされていないと判定すると、 ブロック５７においてこのレコードのオフセット値ＯＦＦＳＥＴｉが１トラック あたりのスペアトラック数ＳＰよりも大きいかどうかを判定する。このレコード のオフセット値ＯＦＦＳＥＴｉが１トラックあたりのスペアトラック数ＳＰより も大きければ、装置はブロック５６にジャンプする。このレコードのオフセット 値ＯＦＦＳＥＴｉが１トラックあたりのスペアセクタの数ＳＰよりも大きくなけ れば、装置は、ブロック５８において、このレコードの欠陥セクタ番号ＤＳＮｉ がシステムのスキュー値ＳＫＥＷよりも小さいかどうかを判定する。このレコー ドの欠陥セクタ番号ＤＳＮｉがシステムのスキュー値ＳＫＥＷよりも小さければ 、ブロック５９において、スキップスキューフラグＳＫＩＰ ＧＥ ＳＫＥＷは 論理的低電圧レベルにリセットされ、スキップ論理セクタ番号値ＳＫＩＰ ＬＳ Ｎが、値ＴＢｘを１トラックあたりの物理セクタの数Ｎに加え、その結果に欠陥 セクタ番号ＤＳＮｉを加え、そしてシステムのスキューＳＫＥＷとスリップされ た欠陥セクタの数ｂ１とを引くことによって、計算される。値ＴＢｘはトラック ベースＴＢマイナストラックずれＴＤに等しい。トラックベースＴＢは、セグメ ント内のトラック上の第１の論理セクタの論理セクタ番号に等しく、トラックず れＴＤは、そのセグメントの先行するトラックにおけるスリップされたセクタの 数を示している。このレコードの欠陥セクタ番号ＤＳＮｉがシステムのスキュー 値ＳＫＥＷよりも小さくなければ、ブロック６０で指令が実行される。そして、 スキップスキューフラグＳＫＩＰ ＧＥ ＳＫＥＷが論理的高電圧レベルにセッ トされ、スキップ論理セクタ番号値ＳＫＩＰ ＬＳＮが、値ＴＢｘを欠陥セクタ 番号ＤＳＮに加え、システムのスキューＳＫＥＷとスリップされた欠陥セクタの 数ｂ１とを引くことによって計算される。 本発明の装置は、ブロック５９又はブロック６０において計算を行った後、ブ ロック６１において、レコードのオフセット値ＯＦＦＳＥＴｉが１に等しいかど うかを判定する。レコードのオフセット値ＯＦＦＳＥＴｉが１に等しければ、ブ ロック６３においてスキップスキューフラグＳＫＩＰ ＧＥ ＳＫＥＷにおける 値が第１のスキップスキューフラグＳＫＩＰ１ ＧＥ ＳＫＥＷにロードされ、 スキップ論理セクタ番号値ＳＫＩＰ ＬＳＮが第１のスキップ論理セクタ番号Ｓ ＫＩＰ１ ＬＳＮにロードされ、また第１のスペアセクタ使用フラグＳＫＩＰ１ ＵＳＥＤが論理的高電圧レベルに設定される。レコードのオフセット値ＯＦＦ ＳＥＴｉが１に等しくなければ、装置は、ブロック６２において、レコードのオ フセット値ＯＦＦＳＥＴｉが２に等しいかどうかを判断する。レコードのオフセ ット値ＯＦＦＳＥＴｉが２に等しければ、ブロック６４において、スキップスキ ューフラグＳＫＩＰ ＧＥ ＳＫＥＷにおける値が第２のスキップスキューフラ グＳＫＩＰ２ ＧＥ ＳＫＥＷにロードされ、スキップ論理セクタ番号値ＳＫＩ Ｐ ＬＳＮが第２のスキップ論理セクタ番号ＳＫＩＰ２ ＬＳＮにロードされ、 また第２のスペアセクタ使用フラグＳＫＩＰ２ ＵＳＥＤが論理的高電圧レベル にセットされる。 ブロック６３又は６４のどちらかにおいて指令が実行されるか、或いはレコー ドのオフセット値ＯＦＦＳＥＴｉが１又は２に等しくなければ、ブロック５６で 指令が実行され、欠陥ＦＩＦＯポインタｉ及びトラック欠陥リストにおける処理 された欠陥レコードの数ｋがインクリメントされる。ブロック５６で指令が実行 されたら、装置は、ブロック４４の初めの点Ａ１にジャンプして戻って、欠陥リ ストの次のレコードについての計算を行う。 サブルーチンＢの記述 サブルーチンＢは、図８に示されており、第１のスペアセクタ使用フラグＳＫ ＩＰ１ ＵＳＥＤが論理的高電圧レベルにセットされているかどうかを判断する ブロック１５０で始まる。第１のスペアセクタ使用フラグＳＫＩＰ１ ＵＳＥＤ が論理的高電圧レベルにセットされていなければ、装置はブロック１５４にジャ ンプする。第１のスペアセクタ使用フラグＳＫＩＰ１ ＵＳＥＤが論理的高電圧 レベルにセットされていれば、ブロック１５１において、第１のスキップスキュ ーフラグＳＫＩＰ１ ＧＥ ＳＫＥＷが論理的高電圧レベルにセットされている かどうかが判定される。第１のスキップスキューフラグＳＫＩＰ１ ＧＥ ＳＫ ＥＷが論理的高電圧レベルにセットされていれば、ブロック１５２において、第 １のスキップ論理セクタ番号ＳＫＩＰ１ ＬＳＮがスリップされた欠陥セクタの 数ｃ１に加えられ、その結果が第１のスキップ論理セクタ番号ＳＫＩＰ１ ＬＳ Ｎに記憶される。そうでなければ、ブロック１５３において、スリップされた欠 陥セクタの数ｃ２をスキップ論理セクタ番号ＳＫＩＰ１ ＬＳＮから減算し、そ の結果を第１のスキップ論理セクタ番号ＳＫＩＰ１ ＬＳＮに記憶する。ブロッ ク１５２又はブロック１５３のどちらかで指令を実行した後、装置はブロック１ ５４にジャンプする。 ブロック１５４において、本発明の装置は、第２のスペアセクタ使用フラグＳ ＫＩＰ２ ＵＳＥＤが論理的高電圧レベルにセットされているかどうかを判定す る。第２のスペアセクタ使用フラグＳＫＩＰ２ ＵＳＥＤが論理的高電圧レベル にセットされていなければ、装置は点Ｂ１にジャンプして、それはブロック１６ ０で始まる。第２のスペアセクタ使用フラグＳＫＩＰ２ ＵＳＥＤが論理的高電 圧レベルにセットされていれば、ブロック１５５において、第２のスキップスキ ューフラグＳＫＩＰ２ ＧＥ ＳＫＥＷが論理的高電圧レベルにセットされてい るかどうかが判定される。第２のスキップスキューフラグＳＫＩＰ２ ＧＥ Ｓ ＫＥＷが論理的高電圧レベルにセットされていれば、ブロック１５６において、 第２のスキップ論理セクタ番号ＳＫＩＰ２ ＬＳＮはスリップされた欠陥セクタ の数ｃ１に加えられ、その結果が第２のスキップ論理セクタ番号ＳＫＩＰ２ Ｌ ＳＮに記憶される。そうでなければ、ブロック１５７において、スリップされた 欠陥セクタの数ｃ２をスキップ論理セクタ番号ＳＫＩＰ２ ＬＳＮから減算し、 その結果を第２のスキップ論理セクタ番号ＳＫＩＰ２ ＬＳＮに記憶する。ブロ ック１５６又はブロック１５７のどちらかで指令が実行された後、装置はブロッ ク１６０で始まる点Ｂ１にジャンプする。 ブロック１６０において、トラック欠陥リスト中の処理された欠陥レコードの 数ｋが零に等しくセットされる。それから、ブロック１６１において、装置は、 欠陥ＦＩＦＯポインタｊが欠陥リストのサイズＤＬ ＳＩＺＥに等しいかどうか を判定する。欠陥ＦＩＦＯポインタｊが欠陥リストのサイズＤＬ ＳＩＺＥに等 しくなければ、ブロック１６２において、欠陥ポインタｊは１つだけインクリメ ントされ、欠陥リストアドレスポインタオフセットＤＬＡＰ ＯＦＦＳＥＴは、 欠陥リストのレコードのサイズである２だけ増加される。その後に装置は、ブロ ック１６２からサブルーチンの点Ｂ２にジャンプし、そこでブロック７２が始ま る。欠陥ＦＩＦＯポインタｊが欠陥リストのサイズＤＬ ＳＩＺＥと等しければ 、ブロック１６３において、欠陥ポインタｊ及び欠陥リストアドレスポインタオ フセットＤＬＡＰ ＯＦＦＳＥＴの両方が、零にリセットされる。その後に装置 は、ブロック１６３から点Ｂ２にジャンプして、ブロック７２にて指令を実行し 始める。 本発明の装置は、ブロック７２において、欠陥リストがバッファＲＡＭに存在 するかどうかを判定する。欠陥リストがバッファＲＡＭに存在しなければ、装置 はブロック７７にジャンプし、そうでなければ、装置はブロック７３において、 欠陥リストのサイズＤＬ ＳＩＺＥがＦＩＦＯのサイズよりも大きいかどうかを 判定する。欠陥のサイズＤＬ ＳＩＺＥがＦＩＦＯのサイズよりも大きくなけれ ば、装置はブロック７７にジャンプする。そうでなければ、ブロック７４で指令 が実行される。ブロック７７において、欠陥ＦＩＦＯポインタｉが欠陥ＦＩＦＯ ポインタｊの値でロードされ、装置はブロック７８にジャンプする。ブロック７ ４において、欠陥リスト開始アドレスポインタ値ＤＬＳＡＰが欠陥リストアドレ スポインタオフセットＤＬＡＰ ＯＦＦＳＥＴに加えられ、その結果が欠陥リス トアドレスポインタＤＬＡＰに記憶される。また、ブロック７４において、装置 は、欠陥リストへの次のレコードの取り込みを始める。 ブロック７５において、本発明の装置は、ＦＩＦＯがフルになるまで待機する 。ＦＩＦＯがフルになったら、ブロック７６で装置は、欠陥ＦＩＦＯポインタｉ を零にリセットする。ブロック７８でフラグＤＯＮＥ Ａが論理的高電圧レベル にセットされて、装置はメインプログラムに、装置がサブルーチンＡにジャンプ したブロック１９の後に戻る。 サブルーチンＣの記述 図９に図示されているサブルーチンＣはブロック８０から始まり、物理／論理 マッピング用の演算をおこなう。本発明の装置は、ブロック８０において、スタ ートサブルーチンＣ信号ＳＴＡＲＴ Ｃがアサートされて、サブルーチンＣの開 始に対して装置が準備できていることが表示されるまで待つ。また、ブロック８ ０において、上述したように、もしサブルーチンＣの完了以前にセクタマーク立 上がりパルスが検出されたら、装置はアボートサブルーチンＣ信号を発すること もできる。信号ＳＴＡＲＴ Ｃがアサートされると、次にブロック８１において 、装置はエンドオブリストフラグＥＯＬ Ｃが論理的高電圧レベルにセットされ ているかどうかを判定する。もしエンドオブリストフラグＥＯＬ Ｃが論理的高 電圧レベルにセットされているのなら、ブロック８９において、内部物理セクタ 番号レジスタに記憶されている値Ｎ ＰＳＮが、システム用のスキュー値ＳＫＥ Ｗ未満であるかどうかが判定される。もし内部物理セクタ番号レジスタに記憶さ れている値Ｎ ＰＳＮがシステム用のスキューＳＫＥＷ未満であるのならば、ブ ロック９０において、スリップされた欠陥セクタの個数ｂｘは、スリップされた 欠陥セクタの個数ｂにスリップされた欠陥セクタの個数ｃ２をプラスしたものに 等しくなり、内部物理セクタ番号レジスタの値Ｎ ＰＳＮにトラック当たりの物 理セクタの個数Ｎをプラスし、システム用のスキュー値ＳＫＥＷをマイナスし、 スリップされた欠陥セクタの個数ｂｘをマイナスしたもの、すなわち合計値ＴＢ ｘが、ブロック９２において内部論理セクタ番号レジスタＮ ＬＳＮに記憶され る。 もし本発明の装置が、ブロック８９において、内部物理セクタ番号レジスタに 記憶されている値Ｎ ＰＳＮがシステム用のスキュー値ＳＫＥＷ未満ではないと 判定すれば、ブロック９１において、スリップされた欠陥セクタの個数ｂｘは、 スリップされた欠陥セクタの個数ｂからスリップされた欠陥セクタの個数ｃ１を マイナスしたものに等しくなり、値ＴＢｘに内部物理セクタ番号レジスタの値Ｎ ＰＳＮをプラスし、システム用のスキュー値ＳＫＥＷをマイナスし、スリップ された欠陥セクタの個数ｂｘをマイナスしたものが、ブロック９３において、内 部論理セクタ番号レジスタＮ ＬＳＮに記憶される。ブロック９２又はブロック ９３において各種指令が実行された後に、装置は、図１０に図示されているサブ ルーチンＤのはじめへとジャンプする。サブルーチンＤは、ブロック１０１から 始まる。 もしブロック８１において、エンドオブリストフラグＥＯＬ Ｃが論理的高電 圧レベルに設定されていないのなら、装置はブロック８２において、次の物理セ クタ番号Ｎ ＰＳＮがレコードの欠陥セクタ番号ＤＳＮｉ未満であるかどうかを 判定する。もし次の物理セクタ番号Ｎ ＰＳＮがレコードの欠陥セクタ番号ＤＳ Ｎｉ未満であるのならば、上述したように装置は、ブロック８９〜９３における 各種指令を実行する。もし次の物理セクタ番号Ｎ ＰＳＮがレコードの欠陥セク タ番号ＤＳＮｉ未満ではないのならば、次にブロック８３において、装置は次の 物理セクタ番号Ｎ ＰＳＮがレコードの欠陥セクタ番号ＤＳＮｉに等しいかどう かを判定する。もし、次の物理セクタ番号Ｎ ＰＳＮがレコードの欠陥セクタ番 号ＤＳＮｉに等しくないのならば、エラーが信号で知らされ、装置はサブルーチ ンＥにおけるブロック１３４へとジャンプし、停止命令を発する。 もしブロック８３において、次の物理セクタ番号Ｎ ＰＳＮがレコードの欠陥 セクタ番号ＤＳＮｉに等しいと判定されれば、ブロック８５において、レコード 用のスリップされたフラグＳＬＩＰＰＥＤｉが論理的高電圧レベルに等しいかど うかが判定される。もしレコード用のスリップされたフラグＳＬＩＰＰＥＤｉが 論理的高電圧レベルに等しいのならば、ブロック９４において、スリップされた 欠陥セクタの個数ｂがインクリメントされ、ブロック９４ａにおいて装置は、オ フセット値ＯＦＦＳＥＴｉが零に等しいかどうかを判定する。もしオフセット値 ＯＦＦＳＥＴｉが零に等しいのならば、装置はブロック９８ｂへとジャンプする 。ブロック９８ｂにおいて、次の論理セクタ番号の値Ｎ ＬＳＮは１６進値ＦＦ に等しくセットされる。もしオフセット値ＯＦＦＳＥＴｉが零に等しくないのな らば、ブロック９４ｂにおいて、次の欠陥フラグＮ ＤＥＦＥＣＴが論理的高電 圧レベルに等しくセットされ、ブロック９５において、装置は次の物理セクタ番 号Ｎ ＰＳＮがシステム用のスキュー値ＳＫＥＷ未満であるかどうかを判定する 。もし次の物理セクタ番号Ｎ ＰＳＮがシステムスキュー値ＳＫＥＷ未満である のならば、ブロック９６において、スリップされた欠陥セクタの個数ｂｘは、ス リップされた欠陥セクタの個数ｂにスリップされた欠陥セクタの個数ｃ２をプラ スしたものに等しくセットされる。そうでない場合には、ブロック９７において 、スリップされた欠陥セクタの個数ｂｘは、スリップされた欠陥セクタの個数ｃ １からスリップされた欠陥セクタの個数ｂをマイナスしたものに等しくセットさ れ る。ブロック９６又はブロック９７における各種指令が実行された後に、ブロッ ク９６ａにおいて、装置は、システムがトラックスリッピング法を用いているか どうかを判定する。もしシステムがトラックスリッピング法を用いているのなら 、ブロック９８において、値ＴＢｘがトラック上の最後の論理セクタの論理セク タ番号Ｘとスリップされた欠陥セクタの個数ｂｘとに加えられ、その結果は次の 論理セクタ番号レジスタＮ ＬＳＮに記憶される。もしシステムがトラックスリ ッピング法を用いていないのなら、ブロック９８ａにおいて、値ＳＸが、トラッ クずれ値ＴＤとスリップされた欠陥セクタの個数ｂｘとに加えられ、その結果は 、次の論理セクタ番号レジスタＮ ＬＳＮに記憶される。値ＳＸは、トラック又 はセグメントの最後の正常な論理セクタを表す。ブロック９８、９８ａ及び９８ ｂから、装置はサブルーチンＤのはじめへとジャンプする。 もしレコード用のスリップされたフラグＳＬＩＰＰＥＤｉが論理的高電圧レベ ルに等しくないのなら、ブロック８６において、オフセット値ＯＦＦＳＥＴｉが 本発明の装置に含まれているスキップ値の個数よりも大きいかどうかが判定され る。本発明の好ましい実施形態においては、２つのスキップ値ＳＫＩＰ１及びＳ ＫＩＰ２が用いられる。また、別の実施形態では、異なる個数のスキップ値が用 いられ得る。従って、ブロック８６において、もしオフセット値ＯＦＦＳＥＴｉ が２よりも大きければ、ブロック８７において、内部欠陥フラグＮ ＤＥＦＥＣ Ｔは論理的高電圧レベルにセットされ、次の論理セクタ番号Ｎ ＬＳＮは１６進 値ＦＦに設定される。そうでない場合には、ブロック８８において、次の論理セ クタ番号Ｎ ＬＳＮのみが１６進値ＦＦにセットされる。ブロック８７又はブロ ック８８における各種指令が実行された後で、装置はサブルーチンＤのはじめへ とジャンプする。 サブルーチンＤの記述 図１０に図示されているサブルーチンＤでは、物理セクタ番号がスペア代替セ クタであるかどうかを判定し、物理セクタ番号をマッピングする。サブルーチン Ｄはブロック１０１から始まり、内部物理セクタ番号レジスタに記憶されている 値Ｎ ＰＳＮがシステムのスキュー値未満であるかどうかを判定する。もし内部 物理セクタ番号レジスタに記憶されている値Ｎ ＰＳＮがシステムのスキュー値 未満ではないのならば、ブロック１０３において、本発明の装置は、システムの スキュー値を、内部物理セクタ番号レジスタに記憶されている値Ｎ ＰＳＮから 減算し、その結果をスキュー調整された物理セクタ番号レジスタＳ ＰＳＮにロ ードする。そうでない場合、つまりもし内部物理セクタ番号レジスタに記憶され ている値Ｎ ＰＳＮがシステムのスキュー値未満であるのならば、ブロック１０ ２において、装置は、内部物理セクタ番号レジスタに記憶されている値Ｎ ＰＳ Ｎを、物理トラック用のセクタの個数からシステムのスキュー値をマイナスした ものに加算し、その結果をスキュー調整された物理セクタ番号レジスタＳ ＰＳ Ｎにロードする。 ブロック１０２又はブロック１０３における各種指令が実行された後、ブロッ ク１０４において、本発明の装置は、スキュー調整された物理セクタ番号レジス タに記憶されている値Ｓ ＰＳＮがトラック当たりの論理セクタの個数Ｌに等し いかどうかを判定する。もしスキュー調整された物理セクタ番号レジスタに記憶 されている値Ｓ ＰＳＮがトラック当たりの論理セクタの個数Ｌに等しくないの なら、ブロック１０７において、装置は、スキュー調整された物理セクタ番号レ ジスタに記憶されている値Ｓ ＰＳＮが、トラック当たりの論理セクタの個数Ｌ プラス１に等しいかどうかを判定する。もしスキュー調整された物理セクタ番号 レジスタに記憶されている値Ｓ ＰＳＮがトラック当たりの論理セクタの個数Ｌ プラス１に等しくないのなら、装置はブロック１１０へと直接ジャンプする。も しブロック１０７において、スキュー調整された物理セクタ番号レジスタに記憶 されている値Ｓ ＰＳＮがトラック当たりの論理セクタの個数Ｌプラス１に等し いと判定されれば、ブロック１０８において、装置は、スキップ使用フラグＳＫ ＩＰ２ ＵＳＥＤが論理的高電圧レベルに等しいかどうかを判定する。もしスキ ップ使用フラグＳＫＩＰ２ ＵＳＥＤが論理的高電圧レベルに等しいのなら、ブ ロック１０９において、値ＳＫＩＰ２ ＬＳＮが内部論理セクタ番号レジスタＮ ＬＳＮにロードされ、装置はブロック１１０へとジャンプする。そうでない場 合には、装置はブロック１１０へと直接ジャンプする。 もしスキュー調整された物理セクタ番号に記憶されている値Ｓ ＰＳＮがトラ ック当たりの論理セクタの個数Ｌに等しいのなら、ブロック１０５において、本 発明の装置は、スキップ使用フラグＳＫＩＰ１ ＵＳＥＤが論理的高電圧レベル に等しいかどうかを判定する。もしスキップ使用フラグＳＫＩＰ１ ＵＳＥＤが 論理的高電圧レベルに等しいのなら、ブロック１０６において、値ＳＫＩＰ１ ＬＳＮが内部論理セクタ番号レジスタＮ ＬＳＮにロードされ、装置はブロック １１０へとジャンプする。そうでない場合には、装置はブロック１１０へと直接 ジャンプする。 ブロック１１０において、内部論理セクタ番号レジスタにおける値Ｎ ＬＳＮ が、トラック上の最後の論理セクタの論理セクタ番号Ｘにトラック基準値ＴＢｘ をプラスしたものに等しいかどうかが判定される。もし内部論理セクタ番号レジ スタにおける値Ｎ ＬＳＮがトラック上の最後の論理セクタの論理セクタ番号Ｘ にトラック基準値ＴＢｘをプラスしたものに等しいのなら、ブロック１１１にお いて、トラックの内部論理末尾レジスタにおける値Ｎ ＬＥＯＴが論理的高電圧 レベルに設定され、装置はブロック１１２へとジャンプする。そうでない場合に は、装置はブロック１１１をスキップし、ブロック１１２へと直接ジャンプする 。ブロック１１２において、スキュー調整された物理セクタ番号レジスタに記憶 されている値Ｓ ＰＳＮが、トラック上の物理セクタの個数Ｎマイナス１に等し いかどうかが判定される。もしスキュー調整された物理セクタ番号レジスタに記 憶されている値Ｓ ＰＳＮが、トラック上の物理セクタの個数Ｎマイナス１に等 しいのなら、ブロック１１３において、トラックの内部物理末尾レジスタにおけ る値Ｎ ＰＥＯＴが論理的高電圧レベルに設定され、装置はブロック１１４へと ジャンプする。そうでない場合には、装置はブロック１１３をスキップし、ブロ ック１１４へと直接ジャンプする。 ブロック１１４において、本発明の装置は、ターゲット論理セクタ番号ＴＡＲ ＧＥＴ ＬＳＮが、トラック上の最後の論理セクタの論理セクタ番号Ｘにトラッ ク基準値ＴＢｘをプラスしたものよりも大きいかどうかを判定する。もしターゲ ット論理セクタ番号ＴＡＲＧＥＴ ＬＳＮが、トラック上の最後の論理セクタの 論理セクタ番号Ｘとトラック基準値ＴＢｘとの和よりも大きいのなら、ブロック １１５において、トラック上にない内部ターゲットセクタフラグＮ ＴＳＮＯＴ が論理的高電圧レベルに設定され、装置はブロック１１６へと進む。そうでない 場合には、装置はブロック１１５をスキップし、ブロック１１６へと直接ジャン プする。 ブロック１１６において、スキュー調整された物理セクタ番号レジスタに記憶 されている値Ｓ ＰＳＮがトラック当たりの論理セクタの個数Ｌ以上であるかど うかが判定される。もしスキュー調整された物理セクタ番号レジスタに記憶され ている値Ｓ ＰＳＮがトラック当たりの論理セクタの個数Ｌ以上ではないのなら 、装置はブロック１１９へとジャンプする。そうでない場合には、ブロック１１ ７において、次の論理セクタ番号レジスタに記憶されている値Ｎ ＬＳＮが、ト ラック当たりの論理セクタの個数Ｌと値ＴＢｘとの和以上であるかどうかが判定 される。もし次の論理セクタ番号レジスタに記憶されている値Ｎ ＬＳＮが、ト ラック当たりの論理セクタの個数Ｌと値ＴＢｘとの和未満であるのなら、装置は ブロック１１９へとジャンプする。そうでない場合には、ブロック１１８におい て、次の論理セクタ番号レジスタに記憶されている値Ｎ ＬＳＮは１６進値ＦＦ に等しく設定される。ブロック１１９において、装置は欠陥ＦＩＦＯポインタｉ と、トラック欠陥リストにおいて処理された欠陥レコードの個数ｋと、をインク リメントする。 サブルーチンＥの記述 図１１に図示されているサブルーチンＥはブロック１２０から始まり、ＦＩＦ Ｏの第１及び第２のバンクへのロードを制御する。ブロック１２０において、本 発明の装置は、内部物理セクタ番号レジスタにおける値Ｎ ＰＳＮがトラック上 の物理セクタの個数Ｎマイナス１に等しいかどうかを判定する。もし内部物理セ クタ番号レジスタにおける値Ｎ ＰＳＮがトラック上の物理セクタの個数Ｎマイ ナス１に等しいのなら、ブロック１２１において、装置は、スリップされた欠陥 セクタの個数ｂ、及び、トラック欠陥リストにおいて処理された欠陥レコードの 個数を零にリセットし、ブロック１２２において、ラップ条件が存在するかどう かを判定する。そうでない場合には、装置はブロック１２４へとジャンプする。 このラップ条件は、装置が手動モードで動作しておらず、欠陥リストサイズＤＬ ＳＩＺＥがＦＩＦＯのサイズ以下である時に存在する。もしブロック１２２に おいてラップ条件が存在するのなら、ブロック１２３において、欠陥ＦＩＦＯポ インタｉは零にリセットされ、装置はブロック１３５へとジャンプする。もしブ ロック１２２においてラップ条件が存在しないのなら、ブロック１２４において 、装置が手動モードで動作しているかどうかが判定され、それによって、マイク ロプロセッサが、欠陥ＦＩＦＯの第１及び第２のバンクにおける欠陥リストに対 するロードをピンポン方式で管理していることを表示する。もし装置が手動モー ドで動作していないのなら、ブロック１３２において、欠陥リストがバッファＲ ＡＭ内にあるかどうかが判定される。もし欠陥リストがバッファＲＡＭ内にない のなら、装置はブロック１３５へとジャンプする。もし欠陥リストがバッファＲ ＡＭ内にあるのなら、ブロック１３３において、システムが準備できているかど うかが判定される。もしブロック１３３においてシステムが準備できているのな ら、装置はブロック１３５へとジャンプする。そうでない場合には、装置はブロ ック１３４へとジャンプする。 もしブロック１２４において本発明の装置が手動モードで動作していると判定 されれば、次にブロック１２５において、欠陥ＦＩＦＯポインタｉが第１のバン ク用の最大欠陥ポインタｉ１ ｍａｘに等しいかどうかが判定される。もし欠陥 ＦＩＦＯポインタｉが最大欠陥ポインタｉ ｍａｘに等しいのなら、ブロック１ ２６において、第１バンク準備フラグＢＡＮＫ１ ＲＥＡＤＹが論理的高電圧レ ベルにリセットされ、第１バンクエンプティフラグＢＡＮＫ１ ＥＭＰＴＹが論 理的高電圧レベルに設定される。ブロック１２７において、装置は第２バンク準 備フラグＢＡＮＫ２ ＲＥＡＤＹが論理的高電圧レベルに等しいかどうかを判定 することによって、第２のバンクが準備できているかどうかを判定する。もしフ ラグＢＡＮＫ２ ＲＥＡＤＹが論理的高電圧レベルに等しいのなら、装置はブロ ック１３５へとジャンプする。そうでない場合には、装置はブロック１３４へと ジャンプする。 もしブロック１２５において、欠陥ＦＩＦＯポインタｉが第１のバンク用の最 大欠陥ポインタｉ１ ｍａｘに等しくないのなら、ブロック１２８において、本 発明の装置は、欠陥ＦＩＦＯポインタｉが第２のバンク用の最大欠陥ポインタｉ ２ ｍａｘに等しいかどうかを判定する。もし欠陥ＦＩＦＯポインタｉが第２の バンク用の最大欠陥ポインタｉ２ ｍａｘに等しいのなら、ブロック１２９にお いて、第２バンク準備フラグＢＡＮＫ２ ＲＥＡＤＹは論理的高電圧レベルにリ セットされ、第２バンクエンプティフラグＢＡＮＫ２ ＥＭＰＴＹは論理的高電 圧レベルに設定される。そうでない場合には、装置はブロック１３５へと直接ジ ャンプする。ブロック１３０において、第１バンク準備フラグＢＡＮＫ１ ＲＥ ＡＤＹが論理的高電圧レベルに設定されているかどうかを判定することによって 、第１のバンクが準備できているかどうかが判定される。もし第１のバンクが準 備できているのなら、装置はブロック１３５へとジャンプする。そうでない場合 には、装置はブロック１３４へとジャンプする。 ブロック１３４において、本発明の装置は、システムにおけるエラーを表示す る停止を信号で知らせる。ブロック１３５において、ＤＯＮＥ Ｃフラグが論理 的高電圧レベルにセットされ、装置は、メインプログラムに、サブルーチンＣが 呼び出されたブロックに戻る。このブロックは、ブロック２３又はブロック３２ のいずれかであった。 本発明の構成及び動作の原理を容易に理解できるようにするための詳細を含む 具体的な実施形態に基づいて、本発明を説明した。ここにおけるそのような具体 的な実施形態及びその詳細への言及は、添付の請求の範囲を限定することを意図 していない。本発明の精神及び範囲から逸脱することなく、説明のために選択さ れた実施形態に様々な改変を加え得ることは、当業者には自明であろう。具体的 には、本発明の方法が多くの異なる態様で実現可能であること、及び、以上に開 示した装置が本発明の好ましい実施形態を例示しているにすぎないことは、当業 者には自明であろう。

───────────────────────────────────────────────────── 【要約の続き】 て、他のものが処理されている間にロードされる。欠陥 レコードは、欠陥セクタの物理セクタ番号、オフセット 番号、及び欠陥セクタがスリップされたかどうかを示す フラグを含む。欠陥フラグは、各欠陥セクタに対して、 システムによって自動的に生成される。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １．ひとつ又はそれ以上の分割を有する磁気媒体を使用する磁気媒体システム におけるハードウェア駆動の欠陥マネジメント方法であって、該分割の各々は、 その一部分が欠陥を有し得る第１の複数の物理セクタを含み、該第１の複数は第 ２の複数の論理セクタと第３の複数のスペアセクタとを含み、 該方法は、 ａ．動作が行われる現在の分割のための欠陥レコードのリストにアクセスす るステップと、 ｂ．該磁気媒体システムによって使用される欠陥マネジメント方法を決定す るステップと、 ｃ．欠陥レコードの該リストと該磁気媒体システムによって使用される該欠 陥マネジメント方法とを使用して、該現在の分割の内部の各物理セクタを該現在 の分割の内部の論理セクタにマッピングするステップであって、該論理セクタは 、該現在の分割の内部に欠陥セクタがある場合には該欠陥セクタを回避し且つ該 スペアセクタを利用しながら、第１のセクタから始まって最後のセクタへ引き続 いて連続している、ステップと、 ｄ．該現在の分割の内部の欠陥セクタの数が該現在の分割の内部のスペアセ クタの数を越える場合には、該現在の分割の内部の該欠陥セクタをもう一つの分 割の内部の置換スペアセクタへマッピングする工程と、 を包含する、ハードウエア駆動の欠陥マネジメント方法。 ２．動作の実行のために、記憶媒体における該動作が行われる位置にアクセス するための物理セクタ番号アドレスを得るステップを更に包含する、請求項１に 記載の方法。 ３．前記操作が、フォーマット操作、読み出し操作、或いは書き込み操作のう ちのひとつである、請求項２に記載の方法。 ４．前記分割が前記媒体の上のトラックであり、前記第１の複数が該トラック 上の物理セクタの数である、請求項２に記載の方法。 ５．欠陥レコードの前記リストが前記媒体上のトラックのための欠陥レコード を含む、請求項４に記載の方法。 ６．分割が前記媒体上のＮ個のトラックのグループであり、各トラックはＭ個 のセクタを有し、前記第１の複数はＭセクタ掛けるＮトラックに等しい、請求項 ２に記載の方法。 ７．前記第１のセクタが、前記システムのスキュー値に依存して、前記トラッ ク上のいかなる場所にも存在し得る、請求項１に記載の方法。 ８．欠陥レコードの前記リストが前記分割の内部の各欠陥セクタのためのオフ セット値を含み、該オフセット値は前記システムによって使用される前記欠陥マ ネジメント方法に依存する、請求項１に記載の方法。 ９．前記オフセット値は、前記論理セクタが前記システム中のどこにマッピン グされるかを示すために使用される、請求項８に記載の方法。 １０．欠陥レコードの前記リストが前記システムの内部のバッファＲＡＭに記 憶される、請求項２に記載の方法。 １１．各セクタが分離データとＩＤフィールドとを含み、 少なくともひとつのＩＤフィールドを読み出して欠陥レコードの前記リストを 決定するステップを更に包含する、請求項２に記載の方法。 １２．各セクタが、マージされたデータ及びヘッダフィールドを含み、 少なくともひとつのセクタヘッダを読み出して欠陥レコードの前記リストを決 定するステップを更に包含する、請求項２に記載の方法。 １３．欠陥レコードの前記リストが、マイクロプロセッサによって、第４の複 数の位置を有する記憶要素にロードされる、請求項２に記載の方法。 １４．欠陥レコードの前記リストが前記第４の複数の位置にフィットするかど うかを決定するステップを更に包含する、請求項１３に記載の方法。 １５．欠陥レコードの前記リストが前記第４の複数の位置にフィットしないと 判定されたら、該第４の複数の位置を、それぞれ等しい数の位置を有する第１の バンクと第２のバンクとに分割するステップを更に包含し、該第１のバンクと該 第２のバンクとは前記動作が完了するまで交互にロード及び処理される、請求項 １４に記載の方法。 １６．前記第１のバンクがロードされて、その後に前記第２のバンクがロード される間に該第１のバンクのレコードが処理され、その後に該第１のバンクが再 びロードされる間に該第２のバンクのレコードが処理され、該プロセスが前記動 作が完了するまで繰り返される、請求項１５に記載の方法。 １７．各セクタがマージされたデータ及びヘッダフィールドを含み、 欠陥レコードの前記リストが前記システムの内部のバッファＲＡＭに記憶され ているかどうか、前記動作が行われるトラック上の各セクタのヘッダ中に記憶さ れているかどうか、或いは、マイクロプロセッサによって記憶要素にロードされ るかどうか、を判定するステップを更に包含する、請求項２に記載の方法。 １８．前記記憶要素が第４の複数の位置を含み、且つ、前記動作が行われる前 記トラック上のセクタのヘッダを読むことによって或いはマイクロプロセッサに よって、前記バッファＲＡＭの適切なひとつからロードされる、請求項１７に記 載の方法。 １９．ひとつ又はそれ以上の分割を有する磁気媒体を使用する磁気媒体システ ムにおけるハードウェア駆動の欠陥マネジメント装置であって、該分割の各々は 、その一部分が欠陥を有し得る第１の複数の物理セクタを含み、該第１の複数は 第２の複数の論理セクタと第３の複数のスペアセクタとを含み、 該装置は、 ａ．動作が行われる現在の分割のための欠陥レコードのリストを検索する検 索回路と、 ｂ．該システムによって使用される欠陥マネジメント方法を選択する、該検 索回路に結合された選択回路と、 ｃ．欠陥レコードの該リストと該磁気媒体システムによって使用される該欠 陥マネジメント方法とを使用して、該現在の分割の内部の各物理セクタを該現在 の分割の内部の論理セクタにマッピングする、該磁気媒体に結合された第１のマ ッピング回路であって、該論理セクタは、該現在の分割の内部に欠陥セクタがあ る場合には該欠陥セクタを回避し且つ該スペアセクタを利用しながら、第１のセ クタから始まって最後のセクタへ引き続いて連続している、第１のマッピング回 路と、 ｄ．該現在の分割の内部の欠陥セクタの数が該現在の分割の内部のスペアセ クタの数を越える場合には、該現在の分割の内部の該欠陥セクタをもう一つの分 割の内部の置換スペアセクタへマッピングする、該第１のマッピング回路に結合 された第２のマッピング回路と、 を備える、ハードウエア駆動の欠陥マネジメント装置。 ２０．前記記憶媒体のある位置にアクセスするための物理セクタ番号アドレス を与える、該記憶媒体に結合された制御回路を更に備える、請求項１９に記載の 装置。 ２１．前記操作が、フォーマット操作、読み出し操作、或いは書き込み操作の うちのひとつである、請求項２０に記載の装置。 ２２．前記分割が前記媒体の上のトラックであり、前記第１の複数が該トラッ ク上の物理セクタの数である、請求項２０に記載の装置。 ２３．欠陥レコードの前記リストが前記媒体上のトラックのための欠陥レコー ドを含む、請求項２２に記載の装置。 ２４．分割が前記媒体上のＮ個のトラックのグループであり、各トラックはＭ 個のセクタを有し、前記第１の複数はＭセクタ掛けるＮトラックに等しい、請求 項２０に記載の装置。 ２５．前記第１のセクタを前記システムのスキューに従って番号付けする、前 記制御回路に結合されたスキュー回路を更に備える、請求項２０に記載の装置。 ２６．欠陥レコードの前記リストが前記分割の内部の各欠陥セクタのためのオ フセット値を含み、該オフセット値は前記システムによって使用される前記欠陥 マネジメント方法に依存する、請求項２０に記載の装置。 ２７．前記オフセット値は、前記論理セクタが前記システム中のどこにマッピ ングされるかを示すために使用される、請求項２６に記載の装置。 ２８．各セクタが、前記トラックのための欠陥情報を備えるマージされたデー タ及びヘッダフィールドを含み、 さらに、少なくともひとつのセクタヘッダを読み出すことによって、前記制御 回路が、前記動作を行うトラックのための欠陥情報を決定し得る、請求項１９に 記載の装置。 ２９．各セクタが分離データとＩＤフィールドとを含み、 該ＩＤフィールドは前記トラックのための欠陥情報を備えていて、少なくとも ひとつのＩＤフィールドを読み出すことによって、前記制御回路が、前記動作を 行うトラックのための欠陥情報を決定し得る、請求項１９に記載の装置。 ３０．欠陥レコードの前記リストをロードする、前記制御回路に結合されたマ イクロプロセッサを更に備えている、請求項２０に記載の装置。 ３１．欠陥レコードの前記リストが前記システムの内部のバッファＲＡＭに記 憶されているかどうか、前記動作が行われるトラック上の各セクタのヘッダ中に 記憶されているかどうか、或いは、マイクロプロセッサによってロードされるか どうか、を判定する、前記制御回路に結合された判定回路を更に備える、請求項 １９に記載の装置。 ３２．第４の複数の位置を有する記憶要素を更に備えていて、該記憶要素は前 記制御回路と欠陥レコードの前記リストを該記憶要素にロードする前記マイクロ プロセッサとに結合されている、請求項３０に記載の装置。 ３３．前記記憶要素が、第１のバンクと第２のバンクとを備え、該第１のバン クと該第２のバンクとは、前記動作が完了するまで、交互に欠陥レコードの前記 リストがロードされて処理される、請求項３２に記載の装置。 ３４．一致して回転する複数の媒体表面と、該媒体表面上の同心円データトラ ックとの一致した動き及びアライメントを可能とするアクチュエータによって運 ばれる複数の変換器と、を有し、各変換器が一連のトラックのひとつと読み出し ／書き込み関係になることを可能にし、それによって、該複数の変換器と対向す るトラックがある位置でシリンダを形成し、該データトラックのそれぞれが複数 の連続するセクタに分割され、更にシリンダと各セクタの実際の物理セクタ番号 情報とが記憶装置によって提供され、該実際の物理セクタ番号は該トラック上の 該セクタの連続番号であり、各セクタはＩＤ部とデータ部分とを含み、該ＩＤ部 はヘッド番号と該トラック上のスキップされるべきセクタ番号の欠陥セクタリス トとを含み、それによって各セクタの該ＩＤ部が該トラック上の全ての論理セク タの位置に関する情報を提供する、データ記憶装置。 ３５．前記ＩＤ部がずれ値を更に含む、請求項３４に記載のデータ記憶装置。 ３６．前記装置のスキュー値に応じて動作の開始位置を調節する手段を更に備 える、請求項３４に記載のデータ記憶装置。 ３７．前記ＩＤ部が、ひとつのトラックに対する所定の数を越える欠陥レコー ドが存在することを示すフラグビットを備えるフラグバイトを更に含む、請求項 ３５に記載のデータ記憶装置。 ３８．前記欠陥セクタリストが、前記トラック上のスキップされるべき全ての 前記セクタのＩＤを含み、それによって、各セクタの前記ＩＤ部が前記トラック 上のすべての論理セクタの位置に関する情報を提供する、請求項３４に記載のデ ータ記憶装置。 ３９．各セクタの前記ＩＤ部と前記データ部とがデータビットの単一の連続し たシーケンスとして記録されている、請求項３４に記載のデータ記憶装置。 ４０．前記セクタデータ部が、組み合わされたＩＤ部とデータ部とを形成する 、前記ビットの連続したシーケンスにおける誤差を訂正する誤差訂正フィールド をさらに含む、請求項３９に記載のデータ記憶装置。 ４１．前記セクタＩＤ部が、関連したセクタのデータ状態を記録するためのフ ラグビットを更に含む、請求項４０に記載のデータ記憶装置。 ４２．一致して回転する複数の媒体表面と、該媒体上のそれぞれのデータトラ ックとの読み出し／書き込みアライメントへの一致した動きのためにアクチュエ ータによって運ばれる複数の変換器と、を有している記憶装置の動作を実行する 方法であって、 該アクチュエータが所定の位置にあるときに、該変換器によってアクセスされ る該データトラックがシリンダを形成し、 該方法は、 ａ．現在のセクタのＩＤとスキップされるべき不良セクタのＩＤとを含むＩ Ｄフィールドを読み出すステップと、 ｂ．物理的位置をターゲットセクタの論理アドレスに変換するステップと、 ｃ．アドレスされたセクタＩＤフィールドのためのＩＤ情報を形成するステ ップと、 ｄ．該ターゲットセクタが該トラック上の次のセクタになるまで待機するス テップと、 ｅ．該ターゲットセクタのｓｙｎｃフィールドと同調して該動作を実行する ステップと、 を包含する、方法。 ４３．前記ＩＤフィールドを読み出すステップがひとつのトラックについて一 度行われ、前記ステップｂ、ｃ、ｄ及びｅは該トラックの各セクタについて繰り 返される、請求項４２に記載の方法。 ４４．前記動作が、フォーマット操作、読み出し操作、或いは書き込み操作の うちのひとつである、請求項４３に記載の方法。 ４５．前記セクタの前記ＩＤ部及び前記データ部が連続した途切れないシリア ルデータのシーケンスである、請求項４３に記載の方法。 ４６．前記セクタが、前記データ部及び前記ＩＤセクタ部の双方に拡がる誤差 訂正コードを更に備える、請求項４５に記載の方法。