JPS583112A - Block assignment system in magnetic disc device - Google Patents
Block assignment system in magnetic disc deviceInfo
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- JPS583112A JPS583112A JP10256081A JP10256081A JPS583112A JP S583112 A JPS583112 A JP S583112A JP 10256081 A JP10256081 A JP 10256081A JP 10256081 A JP10256081 A JP 10256081A JP S583112 A JPS583112 A JP S583112A
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- G—PHYSICS
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- 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
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-
- G—PHYSICS
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- 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
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- G—PHYSICS
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- G11B2220/20—Disc-shaped record carriers
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- Engineering & Computer Science (AREA)
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- Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
Abstract
Description
【発明の詳細な説明】
本発明は、固定ブロック形式で情報の書き込み及び読み
出しを行なう磁気ディスク・ファイル装置に於けるブロ
ック割り付は方式の改良1:関する。DETAILED DESCRIPTION OF THE INVENTION The present invention relates to block allocation method improvement 1 in a magnetic disk file device that writes and reads information in a fixed block format.
従来、磁気ディスク・ファイル装置に於いて、例えばヘ
ッド・クラッシュ等に依りディスクのブロックが読み出
し不能:二なる場合が生じるので、(1)
その際は、交代専用のブロックに置き換えることが行な
われている。この場合、不良ブロックと交代ブロックと
をリンクさせる為、不良ブロックのID部には交代ブロ
ックのアドレスを、また、交代ブロックのID部には不
良ブロックのアドレスをそれぞれ書き込むようにしてい
る。Conventionally, in magnetic disk file devices, there are two cases in which a block on the disk becomes unreadable due to, for example, a head crash. There is. In this case, in order to link the defective block and the replacement block, the address of the replacement block is written in the ID section of the defective block, and the address of the defective block is written in the ID section of the replacement block.
ととるが、不良ブロックに於いて、データ部のみならず
、 ID部自体が読み出し不能になる場合があシ、その
際は交代ブロックのID部をサーチして交代ブロックを
探すか、不良ブロック(D ID部の位置をずらせて交
代ブロックのアドレスを書く方式が採られている。However, in a bad block, not only the data part but also the ID part itself may become unreadable. In that case, you can either search the ID part of the replacement block to find the replacement block, or search the ID part of the replacement block. A method is adopted in which the address of the alternate block is written by shifting the position of the D ID part.
しかしながら、交代ブロックのID部をサーチする方式
では、交代トラック上の全ての交代ブロックをサーチす
ることになるから、多くの時間を特徴とする特に、サー
チ中に読み出しエラーを検出した場合には、リカバリの
為に更に時間を必要とするようになる。また、不良ブロ
ックのID部の位置をずらせる方式を採った場合には、
ずらせた位置も同様に読み出し不可能であればリンクさ
せることができない。However, in the method of searching the ID part of the replacement block, all replacement blocks on the replacement track are searched, so it is characterized by a large amount of time, especially when a read error is detected during the search. More time will be required for recovery. In addition, if a method is adopted in which the position of the ID part of the defective block is shifted,
Similarly, if the shifted position cannot be read, it cannot be linked.
本発明の理解を容易にする為、前記従来技術をよシ具体
的に説明する。In order to facilitate understanding of the present invention, the above-mentioned prior art will be explained in more detail.
、・ 第1図は磁気ディスク装置の要部説明図である。. . . FIG. 1 is an explanatory diagram of the main parts of a magnetic disk device.
図に於いて、DI r Dt + DHは磁気ディスク
、HDl。In the figure, DI r Dt + DH is a magnetic disk, HDl.
HD2は書き込み/読み出しヘッド、B5はサーボ・ヘ
ッド、Tuはユーザ・トラック、T−は交代トラック、
Cはヘッド駆動装置をそれぞれ示す。HD2 is a write/read head, B5 is a servo head, Tu is a user track, T- is a replacement track,
C indicates a head driving device.
第2図はトラック・フォーマットを表わfa明図であり
、第3図は1ブロック分のフォーマットを詳細に表わす
説明図である。FIG. 2 is a clear diagram showing the track format, and FIG. 3 is an explanatory diagram showing the format of one block in detail.
第2図(α)に於いて、u−BO、w−1、u−B2−
・−w−B63はユーザ用トラックに於けるブロックを
示し、第2図(6)に於いてA−BO、A−B1. A
−B2・・・・・・A−B65は交代用トラックに於け
るブロックを示している。何、8pハセクタ・パルスで
オル。In Figure 2 (α), u-BO, w-1, u-B2-
・-w-B63 indicates a block in the user track, and in FIG. 2 (6), A-BO, A-B1. A
-B2...A-B65 indicates a block in the replacement track. What, 8p hasector pulse?
第3図に於いて、BitはID部、Bitはデータ部、
Bidfはフラグ、Bidmは自己ID 、 Birl
a交代ID(正常時は〆0″)、Rideはチェック・
コード、BcLtcはチェック・コードをそれぞれ示し
ている。In Figure 3, Bit is an ID section, Bit is a data section,
Bidf is a flag, Bidm is a self ID, Birl
a Alternate ID (default 0'' when normal), Ride is checked.
Code and BcLtc respectively indicate check codes.
(3)
今、例えばユーザ用トラックに於けるブロックw−B1
のデータ部が傷などに依り読み出し不能になると、この
ブロックu−B 1の代シに交代用トラックに於ける未
使用のブロック例えばA−B2を割シ付ける。このとき
ブロックw−B 1のID部ニハ不良表示のビットをフ
ラグにセットし、自己IDにw−B1のシリンダ番号、
ヘッド番号、ブロック番号な書き込み、また、交代ID
部にA−B’lのシリンダ番号、ヘッド番号、ブロック
番号を書き込み、更にまた、ブロックA−B2のID部
には使用表示のビットをフラッグにセットし、自己ID
と不良ブロックw−B1のIDを書いておくものとする
。(3) Now, for example, block w-B1 in the user track
When the data section of the track becomes unreadable due to scratches or the like, an unused block such as A-B2 on the replacement track is allocated as a substitute for this block u-B1. At this time, set the flag indicating that the ID section of block w-B1 is defective, and set the cylinder number of w-B1 to the self ID.
Write head number, block number, and replacement ID
Write the cylinder number, head number, and block number of A-B'l in the block A-B'l, and set the use indication bit to the flag in the ID section of block A-B2, and write the self ID.
and the ID of the defective block w-B1.
このようにしてID部を書いておくことに依如ブロック
%−B1に対する書き込み/読み出しの要求時、ID部
の内容に依り交代ブロックA−B2に位置付けし、デー
タ部に対する書き込み/読み出しを実行することになる
が、例えば、傷がヘッド・クラッシュに依る場合などは
データ部のみでなくID部も損傷を受けていることが多
く、その際は交代ブロックの場所を知ることができない
。By writing the ID part in this way, when a write/read request is made to block %-B1, the position is placed in the alternate block A-B2 depending on the contents of the ID part, and writing/reading to the data part is executed. However, for example, when the damage is caused by a head crash, not only the data section but also the ID section is often damaged, and in that case, the location of the replacement block cannot be known.
(4)
そこで、そのような場合、ユーザ用トラックのブロック
u−B1の交代割付光のブロックを探すために、交代用
トラックの先頭ブロックに位置付けし、該トラックの各
ブロックのID部を順次読み出して比較しなければなら
々い。即ち、前記説明した例の場合では、ブロックA−
BOOID部、ブロックA−B 1のID部、ブロック
A−B2のID部を順次読み出すことに依り交代ブロッ
クを探すようにしている。(4) Therefore, in such a case, in order to search for the alternately allocated light block of block u-B1 of the user track, the first block of the alternate track is positioned, and the ID part of each block of the track is sequentially read. I have to compare it. That is, in the case of the example described above, block A-
A replacement block is searched for by sequentially reading out the BOOID section, the ID section of blocks A-B1, and the ID section of blocks A-B2.
この交代ブロックのサーチ動作中、例えば、ブロックA
−EOのID部が読み出し不可能であると、数回の再試
行(リゼロ、通常シーク回転待ち時間を含む)に依シか
なシの時間を要することになる。During this search operation for replacement blocks, for example, block A
- If the ID part of the EO cannot be read, it will take a considerable amount of time to retry several times (including rezero and normal seek rotation wait time).
ブロックA−BOが再試行でも読み出し不可能のときは
次のブロックA−E1のID部読み出しへとサーチ動作
を続ける。If block A-BO cannot be read even after retrying, the search operation continues to read the ID section of the next block A-E1.
前記したところから明らかなように、ユーザ用トラック
のブロックに於けるID部が読み出し不可能であると、
かなりの時間を費いやして交代ブロックのサーチを行な
わなければならない。As is clear from the above, if the ID section in the block of the user track is unreadable,
A considerable amount of time must be spent searching for a replacement block.
本発明は、磁気ディスク装置に於ける不良ブロックの交
代割り付けに於いて、不良ブロックのID部に交代アド
レスを書くことに加え、その不良ブロックが存在するト
ラックの交代マツプの為の領域に不良ブロックのID部
に書き込んだデータと同一のデータからなるID部を書
き込んでおくことに依シ、不良ブロックのID部が読み
出し不能な場合でも交代リンクを保持することができる
ようにしたものでオシ、以下これを詳細に説明する。In the alternate allocation of bad blocks in a magnetic disk device, the present invention not only writes a replacement address in the ID section of the bad block, but also writes the bad block in the area for the replacement map of the track where the bad block exists. This system relies on writing an ID section consisting of the same data as the data written in the ID section of the defective block, so that even if the ID section of the defective block cannot be read, the replacement link can be maintained. This will be explained in detail below.
第4図は本発明一実施例に於けるトラック・フォーマッ
トを表わす説明図である。FIG. 4 is an explanatory diagram showing a track format in one embodiment of the present invention.
第4図(α)に於いて、w’−BQ、 u’−B1−・
u’−B65はユーザ用トラックに於けるブロック、w
’−EXは交代マツプ・ブロックをそれぞれ示す。In Fig. 4 (α), w'-BQ, u'-B1-.
u'-B65 is a block in the user track, w
'-EX indicates alternate map blocks, respectively.
第4図(b)に於いて、A’−BO,A’−B1・・・
・・・A’−B63は交代用トラックに於けるブロック
、A’−EXは交代マツプ・ブロックをそれぞれ示す。In FIG. 4(b), A'-BO, A'-B1...
. . . A'-B63 indicates a block on the replacement track, and A'-EX indicates a replacement map block.
図から判るように、このトラック・フォーマットでは1
トラツク当シロ4ブロツクになっている。As you can see, this track format has 1
There are 4 blocks on the front of the track.
そして、交代マツプ・ブロックu’−EX、 A’−E
X ハ複数のID部のみからなっている。伺、rxは交
代マツプ・ブロックの存在を指示するインデックス信号
を表わす。この信号はセクタ・パルスとは明確に区別さ
れるものであることが必要である。Then, alternate map blocks u'-EX, A'-E
X C Consists only of multiple ID sections. , rx represents an index signal indicating the presence of a replacement map block. It is necessary that this signal be clearly distinguished from the sector pulse.
次に、今、ブロックu’−B1が不良であるとし、これ
を交代ブロックに割シ付ける処理と、割シ付けた後の処
理について説明する。Next, assuming that block u'-B1 is now defective, the process of allocating it to a replacement block and the process after the allocation will be described.
1)交代用トラックにヘッドを位置付けし、先頭のブロ
ックA’−EOのID部を読み出す。1) Position the head on the replacement track and read the ID section of the first block A'-EO.
ブロックA’−BOのID部が読み出し不能か或いはフ
ラグに使用表示ビットがセットされていると、次のブロ
ックA’−B1に於けるID部の読み出しを行なう。こ
のように、順次、未使用で正常な交代ブロックを探し、
見つかった場合、それをディスク制御装置内のIDバッ
ファ・メモリに読み込んでおくものであって、本例では
ブロックA’−B2を交代ブロックとしである。If the ID section of block A'-BO is unreadable or the use indication bit is set in the flag, the ID section of the next block A'-B1 is read. In this way, we sequentially search for unused and normal replacement blocks,
If it is found, it is read into the ID buffer memory in the disk controller, and in this example, blocks A'-B2 are used as replacement blocks.
2)不良ブロックu′−B1が存在するユーザ用トラッ
クにヘッドを位置付けし、このトラックに於ける交代マ
ツプ・ブロックu ’−EXの内容を読み(7)
出し、不良ブロックu’−B1のID部が既に存在して
いるか否か、また、未使用のID部が存在しているかど
うかを調べる。そして、未使用のID部が無い場合は処
理を中止し、CPUに対して異常終了を報告する。2) Position the head on the user track where the bad block u'-B1 exists, read the contents of the alternate map block u'-EX in this track (7), and find the ID of the bad block u'-B1. It is checked whether the ID section already exists and whether an unused ID section exists. If there is no unused ID section, the process is stopped and abnormal termination is reported to the CPU.
6)ディスク制御装置に於いて、割υ付けた交代ブロッ
クA’−B2のアドレスからブロックw’−B1及びブ
ロックs’−EX1に書き込むべきデータを用意する。6) In the disk control device, data to be written to block w'-B1 and block s'-EX1 is prepared from the address of allocated replacement block A'-B2.
また、フラグには不良ビットをセットする。Also, a defective bit is set in the flag.
4)ブロックu’−E1及びブロックu’−EXのID
部に前記6)で用意したデータを書き込みする。4) ID of block u'-E1 and block u'-EX
Write the data prepared in 6) above into the section.
但し、既に交代マツプ・ブロックにu′−B1 のI
D部があるときは、その同−ID部に再書き込みする。However, the I of u'-B1 is already in the replacement map block.
If there is a D section, it is rewritten to the same ID section.
5)再度、交代用トラックにヘッドを位置付けを行ない
、ブロックA’−B2のID部に書き込みを行なう。5) Position the head on the replacement track again and write to the ID section of blocks A'-B2.
前記1)〜5)が交代ブロックの割シ付は処理である。1) to 5) above are processes for allocating alternate blocks.
そして、このように交代割り付けされ(8)
たユーザ用トラックのブロックu′−B1のデータ部に
対し、上位装置よシ読み出し/書き込みの要求が出た場
合には次のような処理を行なう。When the higher-level device issues a read/write request to the data section of block u'-B1 of the user track alternately allocated (8) in this way, the following processing is performed.
6)ユーザ・ブロックu ’ −B 1にヘッドを位置
付けし、ID部をIDバッファ・メモリに読み出し、デ
ィスク制御装置で用意しているID部のデータと比較し
、一致すればデータ部の処理を実行するが、この場合、
フラグに不良ビットがある為、不一致となりデータ部の
処理は実行されない。6) Position the head at user block u'-B 1, read the ID section into the ID buffer memory, compare it with the ID section data prepared by the disk controller, and if they match, process the data section. but in this case,
Since there is a defective bit in the flag, there will be a mismatch and the processing of the data part will not be executed.
7) ID部内の交代のIDを用いて交代ブロックA
’−B2にヘッドを位置付けする。7) Use the ID of the replacement in the ID section to create the replacement block A.
'-Position the head at B2.
8)上位装置から要求された1ブロツクのデータ部読み
出し/書き込みの処理をブロックA’−B2に対して実
行する。8) Execute the data section read/write process for one block requested by the host device for blocks A'-B2.
9)上位装置からの要求ブロック数が複数の場合は次の
ユーザ・ブロックu’−B2から読み出し/書き込みの
処理を続行する。9) If the number of requested blocks from the host device is plural, read/write processing continues from the next user block u'-B2.
ところで、前記6)の動作で、ブロックu’−B1のI
D部が傷などに依シ読み出し不能の場合、交代マツプ・
ブロックw’−BXをIDバッファ・メモリに読み出し
、ディスク制御装置内でブロックw’−E1のID部と
同一であるデータを自己IDよシ探し、交代のIDを用
いて交代ブロックへのアクセスを実行する。そして以後
は前記8)へと続く処理を行なう。By the way, in the operation 6) above, I of block u'-B1
If part D cannot be read due to scratches, etc., the replacement map
Read block w'-BX to the ID buffer memory, search for data that is the same as the ID part of block w'-E1 in the disk controller using its own ID, and use the alternate ID to access the alternate block. Execute. Thereafter, the process continues to step 8) above.
前記説明した方式を、正常なID部の位置に傷が在る為
、その位置をずらせて交代ブロック・アドレスを書く方
式に適用できることは云うまでもない。It goes without saying that the method described above can be applied to a method in which a replacement block address is written by shifting the position of the normal ID section because there is a flaw in that position.
前記説明した交代マツプ・ブロックは通常のブロック・
フォーマットと異が沙、第5図に見られるような複数の
ID部のみで構成されるので通常の1ブロツク長を採る
必要がなく、スペース効率を殆んど低下させることなく
実現可能である。The replacement map block explained above is a normal block.
Unlike the format, since it is composed of only a plurality of ID parts as shown in FIG. 5, there is no need to take the usual one block length, and it can be realized with almost no decrease in space efficiency.
交代マツプ・ブロックとしては第5図(α)に見られる
ように各ID部間にギャップが存在する方式と、第5図
(b)に見られるようにギャップが存在せず、ディスク
装置とディスク制御装置間の転送単位として、数個のI
D部をまとめて1ブロツクとする方式とがある。また、
交代マツプ・ブロックのID部の個数は、ディスク媒体
の品質と、ディスクのスペース効率から決められる。同
、交代マツプ・ブロックに格納可能な個数以上に同一ト
ラックで不良ブロックが増加した時は、システム性能上
から見て、このディスク媒体を使用不可にすべきである
。As for alternate map blocks, there are two methods: one in which there is a gap between each ID section as shown in FIG. 5(α), and the other in which there is no gap as shown in FIG. 5(b). As a unit of transfer between control devices, several I
There is a method in which part D is combined into one block. Also,
The number of ID sections in the alternate map block is determined by the quality of the disk medium and the space efficiency of the disk. Similarly, when the number of bad blocks in the same track increases beyond the number that can be stored in the alternate map block, the disk medium should be made unusable from the standpoint of system performance.
第6図は本発明を実施する装置の要部ブロック図である
。FIG. 6 is a block diagram of the main parts of an apparatus implementing the present invention.
図に於いて、11は上位装置、12はディスク制御装置
、13はディスク駆動装置、12αはプロセラ?、12
6U IDバッファ・メモリ、12Cはデータ・バッフ
ァ・メモリ、12dは転送制御回路、12gは切替回路
、12fはインタフェース制御回路、12gはFCC(
エラー訂正コード)制御回路、12Aはシリアル・パラ
レル変換回路、12iはインデックス(IX) ・セ
クタ制御回路をそれぞれ示す。In the figure, 11 is a host device, 12 is a disk control device, 13 is a disk drive device, and 12α is a processor. , 12
6U ID buffer memory, 12C is data buffer memory, 12d is transfer control circuit, 12g is switching circuit, 12f is interface control circuit, 12g is FCC (
12A is a serial/parallel conversion circuit, and 12i is an index (IX)/sector control circuit.
図から明らかなように、インデックス信号及びセクタ信
号はディスク駆動装置から供給され、交代マツプの先頭
或いはブロックの先頭を表示する(11)
ものとして転送制御回路12dに送られる。As is clear from the figure, the index signal and sector signal are supplied from the disk drive and sent to the transfer control circuit 12d as signals indicating the beginning of the alternation map or the beginning of the block (11).
転送制御回路12dは切替回路126を制御し、ID信
号はIDバッファ・メモリ12bに、データ信号はデー
タ・バッファ・メモリ12Cを介して上位装置11にそ
れぞれ送ったシ、逆にシリアル・パラレル変換回路12
Aを介してディスク装置16に送る。The transfer control circuit 12d controls the switching circuit 126, and sends the ID signal to the ID buffer memory 12b and the data signal to the host device 11 via the data buffer memory 12C, and vice versa. 12
A is sent to the disk device 16 via A.
シーク信号などはインタフェース制御回路12f、プロ
セッサ12αを介して送受される。Seek signals and the like are sent and received via the interface control circuit 12f and processor 12α.
ECC制御回路12gは、チェック・コードの作成をし
、読み出し時にはリード・チェックを行なう。The ECC control circuit 12g creates a check code and performs a read check when reading.
以上の説明で判るように、本発明に依れば、不良ブロッ
クのID部及び交代マツプ・ブロックに交代アドレスを
記録しておるので、一方の情報が失なわれても、交代リ
ンクを上位装置の介入なしに維持することができる。ま
た、交代マツプ・ブロックはID部のみで構成されてい
るので通常のブロックよシ短かくて済み、然程スペース
効率は低下しない利点がおる。As can be seen from the above explanation, according to the present invention, since the replacement address is recorded in the ID section of the defective block and the replacement map block, even if one of the pieces of information is lost, the replacement link can be sent to the higher-level device. can be maintained without intervention. Furthermore, since the alternating map block is composed of only the ID section, it is shorter than a normal block, and has the advantage that space efficiency does not deteriorate significantly.
(12)(12)
第1図は磁気ディスク装置の要部説明図、第2図及び第
3図は従来のトラック・フォーマットの説明図、第4図
及び第5図は本発明に於けるトラック・フォーマットの
説明図、第6図は本発明を実施する装置を例示する要部
ブロック図である。
図に於いて、11は上位装置、12は制御装置、13は
駆動装置、IXはインデックス、x’−EX。
A’−EXハ交代マツプ・ブロックをそれぞれ示す。
特許出願人 富士通株式会社FIG. 1 is an explanatory diagram of the main parts of a magnetic disk device, FIGS. 2 and 3 are explanatory diagrams of a conventional track format, and FIGS. 4 and 5 are explanatory diagrams of a track format in the present invention. FIG. 6 is a block diagram of essential parts illustrating an apparatus for implementing the present invention. In the figure, 11 is a host device, 12 is a control device, 13 is a drive device, IX is an index, and x'-EX. A'-EX indicate alternate map blocks, respectively. Patent applicant Fujitsu Limited
Claims (1)
少なくともユーザ用トラックの置所にインデックス信号
を先頭として複数のID部のみからなる交代マツプ・ブ
ロックを割り付け、該交代マツプ・ブロックのID部に
ユーザ用トラックの不良ブロックのID部に於ける交代
アドレスと同一のデータを書き込んでおくことを特徴と
する磁気ディスク装置に於けるブロック割り付は方式。In a magnetic disk control device, an alternate map block consisting of only a plurality of ID sections is allocated with an index signal at the beginning at least at the position of a user track on a magnetic disk, and a user's map block is allocated to the ID section of the alternate map block. A method of block allocation in a magnetic disk device characterized by writing data identical to the replacement address in the ID section of a defective block of a track for use in a magnetic disk drive.
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP10256081A JPS583112A (en) | 1981-06-30 | 1981-06-30 | Block assignment system in magnetic disc device |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP10256081A JPS583112A (en) | 1981-06-30 | 1981-06-30 | Block assignment system in magnetic disc device |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPS583112A true JPS583112A (en) | 1983-01-08 |
Family
ID=14330611
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP10256081A Pending JPS583112A (en) | 1981-06-30 | 1981-06-30 | Block assignment system in magnetic disc device |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPS583112A (en) |
Cited By (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
US6301066B1 (en) | 1997-11-17 | 2001-10-09 | Fujitsu Limited | Storage device having internal and external recording circuits |
-
1981
- 1981-06-30 JP JP10256081A patent/JPS583112A/en active Pending
Cited By (2)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
US6301066B1 (en) | 1997-11-17 | 2001-10-09 | Fujitsu Limited | Storage device having internal and external recording circuits |
US6757121B2 (en) | 1997-11-17 | 2004-06-29 | Fujitsu Limited | Storage device having internal and external recording circuits |
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