KR100537577B1 - 스트리밍 오디오비주얼 데이터를 디스크 드라이브에기록하는 방법 - Google Patents

스트리밍 오디오비주얼 데이터를 디스크 드라이브에기록하는 방법 Download PDF

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히다치 글로벌 스토리지 테크놀로지스 네덜란드 비.브이.
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Abstract

스트리밍 오디오비주얼 데이터를 디스크 드라이브에 기록하기 위한 방법은 데이터를 클러스터로 편성하고, 판독/기록 헤드를 회전하는 디스크상의 원하는 트랙상에 위치시킨 후에 그 헤드가 만나는 첫번째 물리 섹터에 클러스터를 기록함으로써 수행된다. 클러스터는 디스크상에서 정수개의 트랙의 물리 섹터수에 대응하는 다수의 데이터 블록을 포함하고, 단일 클러스터의 기록은 디스크상에 있는 정수개의 전(全)트랙으로의 기록이다. 디스크 드라이브가 모든 트랙에서 첫번째 물리 섹터를 식별하기 위해서 물리 인덱스를 가질 수 있겠지만, 클러스터 데이터의 기록은 인덱스 위치에 관계없이 이루어진다. 오디오비디오 데이터의 인터리빙시에, 다중 레코딩 작업은 모든 작업이 완료될 때까지 순환될 때, 제1 작업의 제1 부분에 있는 클러스터는 제1 인터리브 주기 중에 기록되고, 헤드는 제2 작업의 제1 부분에 있는 클러스터가 다음 인터리브 주기 중에 기록되는 다른 트랙에 위치되며, 다시 인덱스를 대기할 필요없이, 그 헤드가 만난 첫번째 물리 섹터에서 시작된다. 클러스터 데이터의 제1 블록이 기록된 위치는, 블록 번호를 물리 섹터에 기록하거나 클러스트 인디케이터의 개시를 그 클러스터가 기록된 트랙상에 기록함으로써 식별된다.

Description

스트리밍 오디오비주얼 데이터를 디스크 드라이브에 기록하는 방법{METHOD FOR WRITING STREAMING AUDIOVISUAL DATA TO A DISK DRIVE}
본 발명은 개괄적으로 자기 레코딩 디스크 드라이브에 관한 것으로서, 구체적으로는 음성 및/또는 영상(오디오비주얼 또는 "AV") 데이터를 기록 및 판독하기에 최적화된 디스크 드라이브에 관한 것이다.
컴퓨터 데이터 처리 환경에 사용되는 종래의 자기 레코딩 디스크 드라이브에 있어서, 데이터는 디스크상에 고정 블록 구조(FBA : fixed block architecture)라고 하는 포맷으로 고정 길이(고정된 바이트수)의 물리 섹터에 기억된다. FBA 디스크 드라이브에 있어서, 디스크상의 동심 데이터 트랙은 트랙의 개시를 나타내는 공통 인덱스가 있고, 각 트랙상의 각 섹터는 물리 섹터 번호 또는 어드레스가 있다. 컴퓨터 데이터 처리 환경에서 통용되는 디스크 드라이브는 랜덤 액세스 패턴 및 소형 데이터 블록이 특징이다. 반면, AV 환경에서의 데이터 처리는 대형의 연속 데이터 블록 스트림과 다중 스트림의 인터리빙이 특징이다. 예컨대, AV 데이터 스트림 인터리빙에 의해 디지털 비디오 레코더(DVR)는 실시간으로 텔레비젼을 레코딩하고 재생하며 2개의 텔레비젼 프로그램을 동시에 레코딩할 수 있다.
AV 환경에서 데이터 기억 장치의 벤치마크는 성능 단위 당 비용에 기초한다. AV 디스크 드라이브의 데이터 작업 로드는 우세한 대규모의 판독과 기록에 의해 분류되고, 빈번하게 고시하지만 소량의 데이터만 포함하는 소규모의 기록과 판독들로 산재되어 있다. 그러므로, 디스크 드라이브는 회전 대기 시간, 즉 다음 기록이 발생하기 전에 인덱스를 검출할 때까지 디스크가 회전하도록 기록 헤드가 기다리는데 필요한 지연 시간으로 인해 기다리는 것에 상당한 시간을 소비하는 것을 부담해야 할 것이다.
AV 환경의 또다른 양상은 디스크상의 데이터 섹터에 정정 불가능한 에러가 존재한다면, 데이터를 재판독할 시간이 없다는 것이다. 대신에, DVR는 그 데이터가 부정확하다고 유념하여, 에러를 마스킹하기 위해 AV 스트림을 간단히 프리징하는 방식 등으로, 빠진 바이트를 취소하려고 할 것이다.
회전 대기 시간으로 인한 지연 영향을 받지 않고 데이터 에러 발생시에 데이터를 재판독하는 AV 최적화 디스크 드라이브가 필요하다.
본 발명은 오디오비주얼 데이터 스트림을 데이터 디스크에 기록하는 방법에 관한 것이며, 이 방법은, 데이터를 클러스트로 편성하고, 판독/기록 헤드를 회전하는 디스크상에 원하는 트랙에 위치시킨 후, 그 헤드가 만나는 첫번째 물리 섹터에 클러스트를 기록하기 시작함으로써 수행된다. 클러스터는 디스크상에서 정수개의 트랙에 있는 물리 섹터수에 대응하는 다수의 데이터 블록을 포함하며, 따라서 단일 클러스터를 기록하는 것은 디스크상에 있는 정수개의 전트랙에 기록하는 것이다. 디스크 드라이브가 모든 트랙에서 첫번째 물리 섹터를 식별하기 위해서 물리 인덱스를 가질 수 있겠지만, 클러스터 데이터를 기록할 때에는 인덱스를 필요로 하지 않는다.
오디오비주얼 데이터의 인터리빙시에, 다중 레코딩 작업이 이 모든 작업이 완료될 때까지 순환될 때, 제1 작업의 제1 부분에 있는 클러스터는 제1 인터리브 사이클 또는 주기 중에 기록되고, 헤드는 이어서 제2 작업의 제1 부분에 있는 클러스터가 다음 인터리브 주기 중에 기록되는 다른 트랙에 위치하며, 다시 인덱스를 기다리는 일없이, 그 헤드가 만나는 첫번째 물리 섹터에서 시작된다.
클러스터 데이터의 제1 블록이 기록된 위치는, 블록 번호를 물리 섹터에 기록하거나 클러스터 인디케이터의 개시를 그 클러스터가 기록된 트랙상에 기록함으로써 식별된다.
오디오비주얼 데이터가 전(全)트랙 클러스터 인크리먼트(increment)에 기록되기 때문에, 에러 정정용 패리티 섹터는 상당한 성능 히트를 손상시키는 일없이 신속하게 계산될 수 있다. 하나 이상의 전체 섹터의 손상을 전체 클러스터에 관련된 패리티로 커버할 수 있기 때문에, 개별 데이터 섹터 각각에 대한 제2 레벨 에러 정정을 삭제할 수 있다.
본 발명의 원리 및 장점을 보다 완전하게 이해하기 위해서는, 첨부 도면과 함께 다음의 상세한 설명을 참고해야 한다.
본 발명에 있어서, 클러스터라고 하는, AV 스트림 데이터의 기본 단위는 디스크상에 있는 전트랙의 정수배이다. 정수배가 1이면, 하나의 전트랙 단위가 클러스터이다. 따라서, 데이터의 기록 전체가 전트랙 기록이 된다. 데이터 클러스터는 종래의 FBA 포맷에서와 같이, 정수개의 고정 길이 데이터 블록으로 분리된다. 클러스터의 데이터 블록들은 AV 데이터를 포함하고, 그 클러스터에 있는 적어도 하나의 데이터 블록은 AV 데이터를 포함한 데이터 블록 그룹으로부터 계산된 에러 정정 정보를 포함할 수 있다. 클러스터가 전트랙의 정수배이기 때문에, 클러스터의 블록수는 그 클러스터를 구성하는 전체 트랙에 있는 물리 섹터의 수와 같다.
데이터는 논리 블록 어드레스와 트랙상의 물리 섹터 번호 사이에는 종래의 연관없이 트랙의 물리 섹터에 기록된다. 도 1은 각각이 1 물리 데이터 섹터 크기인 8개의 고정 길이 논리 블록(B0∼B7)으로 된 단일 트랙의 클러스터의 일례를 도시하고 있다. 이들 블록은 블록(B0)이 데이터 섹터(S6)에 기록되고, 블록(B1)이 데이터 섹터(S7)에 기록되는 등의 방식으로 도시하는 바와 같이 기록된다. 섹터(S0∼S7)는 트랙상의 물리 섹터이다. 섹터(S0)는 데이터 블록(B2)를 유지한다. 종래의 FBA 포맷에서는, 섹터(S0)가 블록(B0)을 유지, S1이 블록(B1)을 유지하는 것과 같은 방식이다.
도 2는 논리 블록을 물리 섹터에 기록하는 방법을 도시하는 블록도이다. 디스크 드라이브 액츄에이터 암(101)은 판독/기록(R/W) 헤드(102)를 디스크(103)를 가로질러 대체로 방사형으로[헤드(102) 옆에 화살표로 표시] 이동하여, 그 헤드를 원하는 데이터 트랙에 위치시킨다. 물리 섹터(S0∼S7)를 포함하는 데이터 트랙이 디스크(103) 위에 표시되어 있다. 양호한 실시예에서, 각 물리 섹터는 섹터의 첫번째에 레코딩된 섹터 번호 또는 어드레스를 갖는다. 이들 섹터 번호는 디스크 포맷시에, 서보(servo) 위치 정보가 레코딩될 때 레코딩된다. 그러나, 본 발명의 기본 특징은 그 포맷이 "무(無)인덱스"라는 점, 즉 트랙의 처음을 식별하는 물리 인덱스 마크의 요건이 없다는 것이다. 각 트랙상에 처음 물리 섹터 번호(S0)가 존재할 지라도, 이 섹터는 트랙상에서 클러스터의 개시를 식별하는데 사용되지 않는다. 논리 블록(B0∼B7)을 포함하는 AV 데이터 클러스터가 자유(free) 트랙에 기록될 때, 제1 데이터 블록(B0)은 R/W 헤드(102)가 만나는 첫번째 물리 섹터에 기록됨으로, R/W 헤드는 인덱스를 기다리거나 특정 물리 섹터를 기다려야 할 때 발생하는 회전 대기 시간을 최소화할 수 있다.
기록 동작이 시작될 때, R/W 헤드(102)는 제어 로직(142)에서 이전에 식별된, 자유 공간을 갖는 트랙인 데이터 트랙으로 이동한다. 원하는 트랙으로의 이러한 "탐색"은 헤드(102)가 디스크로부터 미리 디코딩된 서보 위치 정보를 판독하고 헤드 R/W 프로세서(140)가 서보 컨트롤러(141)에게 신호를 보내 액츄에이터 암(101)을 원하는 방향 및 거리로 이동함으로써 수행된다. 이 탐색 동작이 일어나는 동안, AV 데이터원(145)(예컨대, 디지털 TV, DVR)으로부터의 데이터 스트림이 인터페이스 컨트롤러(144)를 통해 전송되고, 제어 로직(142)에 의해 데이터 클러스터로 편성되어 버퍼 메모리(143)에 로딩된다.
버퍼(143)는 AV 데이터원(145)으로부터 수신한 기록 데이터를 유지 기억하기 위해 이용된다. 대체로, 버퍼(143)의 사이즈는 1 클러스터보다 클 것이다. 호스트 데이터 스트림은 통상, 시작 어드레스와 길이로 이루어진 데이터 블록 세트로서 전달된다. 객체(object) 또는 파일 기반의 스트림과 같은 일부 스트리밍 시스템에 있어서, 커맨드는 객체 식별자, 데이터 세트, 오프셋 어드레스 및 길이로 구성되고, 시작 어드레스는 식별된 객체의 베이스 어드레스와 오프셋 어드레스의 합이다. 데이터 블록을 기억하는데 사용된 버퍼(143)내의 장소는 시작 어드레스로부터 결정된다. 데이터가 디스크상의 비어 있는 클러스터에 기록되기 때문에, 통상 자유 공간 테이블에 포함되는 클러스터는 비어 있다고 식별된 클러스터 세트로부터 결정된다. 다중 스트림이 존재할 경우, 호스트는, 예컨대 오브젝트 식별자를 이용해서 데이터가 속하는 스트림을 식별해야 한다.
클러스터 경계상에서 스트림을 개시하고, 추가 데이터를 연속해서 클러스터에 배치하는 것이 유리하다. 클러스터 버퍼에 있는 데이터는 연속 블록 세트로 편성된다.
기록 동작은 클러스터의 모든 데이터가 버퍼(143)에 수신되기 전에 시작될 수 있다. 헤드(102)가 위치되고 기록을 위해 자리할 때, 클러스터의 제1 블록(B0)은 도 1과 도 2에 도시하는 바와 같이, 만나는 클러스터의 첫번째 물리 섹터에 기록된다. 이 섹터(S6)가 이제 클러스터의 제1 섹터가 된다. 나머지 클러스터 데이터 블록(B1∼B6)은 이제, 완전한 클러스터가 전트랙에 기록될 때까지 물리 섹터(S7, S0∼S5)에 연속으로 기록된다[도 2는 물리 섹터(S5)가 아직 헤드(102) 아래에 지나가지 않기 때문에 아직 블록(B7)이 기록되지 않은 것으로 도시되어 있다].
도 3은 본 발명의 기본적 기록 동작을 도시하고 있다. 이 프로세스의 첫번째 단계는 AV 데이터원으로부터 데이터의 전송을 위해 디스크 드라이브를 셋업하는 단계를 포함한다. 단계 200에서, n이라고 지정된 클러스터에 대한 판독 또는 기록 커맨드가 0 내지 m-1(도 2와 관련된 설명에서는 m=8)로 번호가 매겨진 데이터 블록의 클러스터로 진행된다. 제어 로직(142)은 클러스터 n에 대해 디스크 드라이브상의 트랙 (c, h)을 계산한다(단계 202). (대부분의 디스크 드라이브는 특정 디스크면과 관련된 R/W 헤드와 함께 다수개의 디스크를 갖기 때문에, 헤드는 "h"로서 식별되고, 그 헤드에 관련된 트랙은, "원통"으로 정렬되는 디스크의 스택상에서 모든 트랙을 식별하는 원통 "c"에 의해 식별된다.) 드라이버는 이어서 이 트랙을 탐색하라고 지시받는다(단계 204).
서보 컨트롤러(141)와 제어 로직(142)은 만나는 첫번째 물리 섹터와, 클러스터의 제1 블록이 이 트랙에 대해 기억되는 위치를 식별한다(단계 206). 그리고 나서 제1 블록(B0)은 만나는 첫번째 물리 섹터(도 2의 예에서는 S6)에 기록되고, 클러스터의 후속 데이터 블록은 이어서 연속 물리 섹터에 기록된다(단계 208). 이것은 클러스터가 완전하게 기록될 때까지 나머지 트랙(210, 212)에서 연이어 일어난다. 클러스터의 시작이 되는 물리 섹터의 위치를 포함하는, 드라이브의 내부 테이블을, 데이터의 최신 검색과 비어 있는 클러스터의 식별을 가능하게 하도록 갱신하는 프로세스는 도시하지 않는다. 일실시예에서, 클러스터의 시작 섹터는 각 데이터 블록(B0∼B7)의 아이덴티티가 데이터 블록이 위치하는 물리 섹터에 기록되기 때문에 식별될 수 있다.
임의 형태의 파일 시스템 또는 자유 공간 매니저를 비어 있는 클러스터를 기억하는데 이용할 수 있고, 자유 공간의 위치는 제어 로직(142)이 알고 있다. 예를 들어, 종래의 파일 할당 테이블(FAT) 기반의 시스템은 트랙 사이즈의 다수배가 되는 클러스터 사이즈를 이용한다. 존 레코딩(zoned-recording) 구조로 된 디스크 드라이브에 있어서, 트랙 용량, 따라서 클러스터 사이즈는 존에 따라 변할 것이다. 존 드라이브(zoned drive)에서는, 기억 단위 사이즈를 알맞게 조절할 필요가 있다(예컨대, 어느 한 존에서 클러스트 당 250 데이터 블록/물리 섹터, 및 다른 존에서는 클러스터 당 240 데이터 블록/물리 섹터).
AV 데이터 스트림이 다중 클러스터를 포함할 경우, 기록은 일련의 독립적인 단일 클러스터 기록으로서 취급되며, 일련의 인접하거나 이웃하는 트랙에서 이루어지는 것이 좋다. 정확하게 1 클러스터 길이가 아닌 데이터 기록은 1 클러스터 길이에 맞게 잘려진다.
일단 기록 헤드가 원하는 트랙상에 위치하였다면, 그 헤드 아래를 지나는 첫번째 물리 섹터에 클러스터를 기록함으로써, 본 발명은 인터리빙이 사용되는 경우의 상당한 장점을 제공한다. 인터리빙시에, 다중 레코딩 및/또는 재생 작업은 모든 작업이 완료될 때까지 순환된다. 데이터를 레코딩할 때, 각 사이클의 맨 처음에서, 데이터의 다음 부분은 인덱스를 대기하는 일없이, 첫번째 이용 가능한 섹터에 다시 기록된다. 예를 들어, DVR에서는 2개의 비디오 스트림이 동시에 레코딩될 수 있다.
그 장점이 도 4a와 도 4b에 도시되며, 이 도면들은 1 클러스터에 256개의 데이터 블록(B0∼B255)이 있는 예에 대한 트랙에 관련된 작업을 가진 트랙 그룹을 도시하고 있다. 2개의 인터리빙된 클러스트의 시퀀스가 도 4a의 종래의 FBA로, 도 4b에는 본 발명의 무인덱스 포맷으로 도시되어 있다. 먼저 도 4a에서 2개의 클러스터 기록을 보면, 드라이브는 제1 클러스터의 제1 논리 블록(B0)을 트랙(2)상의 제1 물리 섹터에 기록하기 전에, 인덱스 섹터(411)가 헤드 아래에 있도록 대기해야 한다. 이 무용 시간(탐색 시간과 회전 대기 시간)이 점선(412)으로 표시되어 있다. 드라이브가 제1 클러스터 기록을 완료하고 이어서 트랙(2)에서 트랙(5)까지 탐색하여 거기에 제2 클러스터를 기록한 후에, 인덱스(411)를 다시 대기하기 때문에 추가 지연 시간이 있을 것이다. 이 무용 시간이 점선(413)으로 표시되어 있다. 도 4b의 새로운 무인덱스 포맷에서는, 헤드가 트랙(2)에 자리하자 마자 제1 기록 데이터 블록(B0)을 새로운 섹터에 기록하는 것을 시작할 수 있다. 이것이 물리 섹터(S2)로서 표시되어 있다. 또한, 제2 클러스터를 트랙(5)상에서 만난 첫번째 물리 섹터(섹터 S6)에 기록함으로 제2 대기 시간이 없어진다. 제1 인터리빙된 클러스터의 기록 완료와 제2 인터리빙된 클러스터의 기록 개시간의 유일한 지연은 탐색 시간과 새로운 트랙상에 위치하는 시간이며, 점선(414)으로 표시된다. 도 4a의 종래의 방식은 인터리빙 작업을 완료하는데 4회의 디스크 회전(전트랙 클러스터를 기록하는데 2회와 인덱스를 기다리는 대기 시간에 2회)이 걸리지만, 도 4b의 무인덱스 방식에는 2 내지 3회가 걸린다(전트랙 클러스터를 기록하는데 2회와 트랙 사이를 탐색하는데 1회 미만). 또한, 트랙(2)와 트랙(5)에서 데이터 클러스터가 인터리빙되지 않고 동일한 AV 데이터원으로부터의 것이라면, 트랙 스큐가 이미 최적으로 구성되어 있다[즉, 헤드는 트랙(2)으로부터 트랙(5)까지 탐색한 후에 즉시 판독할 수 있다]. 이것은 판독시 지연을 저감시킨다.
전술한 양호한 실시예에서, 물리 섹터는 어드레스가 있으므로, 헤드가 탐색으로부터 자리한 후에 만난 첫번째 섹터의 섹터 번호가 판독되고 논리 데이터 블록(B0)과 연관된다. 만난 첫번째 섹터에 기록하고, 그 섹터를 레코딩되는 클러스터의 시작으로서 식별하기 위한 다른 방법들도 있다. 이것은 여러 방식으로 행해질 수 있다.
·블록 번호(B0∼B255)를 물리 섹터에 기록
·클러스터 인디케이터의 개시를 트랙상에 기록(예컨대, 물리 섹터 중 하나 내에)
·메모리에 클러스터 위치의 개시를 유지하고, 드라이브상의 특정 위치에 이 정보를 (예컨대, 자유 공간의 부분 또는 파일 위치 정보로서) 기억
실효과로서, 기록 동작의 회전 대기 시간이 없어졌으며, 모든 기록이 일단 헤드가 트랙상에 위치하였다면 완료하는데 1회의 디스크 회전만 필요로 한다는 것이다. 다중 클러스터 데이터를 레코딩할 때 요구되는 트랙과 트랙간의 탐색과 헤드 스위치에 있어서, 인덱스를 기다리지 않고 미리 설정된 스큐(skew)없이도, 새로운 트랙상에서 만난 첫번째 섹터에 기록이 계속되기 때문에 본 발명이 최적이다.
판독 동작은 영향을 받지 않고, 역시 지연 시간이 없는 동작(zero-latency operation)으로서 수행될 수 있다. 판독 동작시에 만난 첫번째 물리 섹터는 이어지는 탐색이 무작위적이게 하는데 도움이 될 것이다. 그러므로, 기록 동작에 도입되는 무작위화는 실효과가 없을 것이다. 헤드가 트랙상에 닿을 때, 헤드는 만나는 섹터를 판독하기 시작한다. 순서에 맞게 데이터 전달을 필요로 하는 호스트 시스템에 있어서, 일단 제1 클러스터 섹터가 판독된다면, 데이터를 호스트로 보낼 수 있다.
본 발명의 중요한 특징은 판독/수정/기록 성능 패널티를 초래하는 일없이 트랙상에 패리티 섹터를 추가할 수 있는 능력이다. IBM의 미국 특허 제5,737,344호는 데이터 섹터의 보호를 위해 데이터 트랙상에서 패리티 섹터의 이용을 개시하고 있다. 본 발명에 있어서, 데이터가 전트랙 클러스터 인크리먼트에 기록되기 때문에, 패리티 섹터는 중요한 성능 히트를 손상시키는 일없이 신속하게 계산될 수 있다. 또한, 데이터 섹터상에 있는 제2 레벨 에러 정정 코드(ECC)와, 이중 동기와 같이 각 섹터상에 있는 그외 오버헤드를 삭제할 수 있는데, 이제 하나 이상의 전체 섹터의 손상을 패리티로 커버될 수 있기 때문이다. 트랙은 통상, 200개 이상의 섹터를 가지기 때문에, 트랙 당 2개의 패리티 섹터를 추가하면 용량에 1%의 손실을 초래하고, 제2 레벨 ECC의 삭제(인터리브마다 바이트 당 1.2%)와 이중 동기(4∼5%)에 의해 더 많이 보상되어야 한다. 제1 레벨 ECC가 정정하지 않는 임의의 섹터 또는 동기 실패는 패리티 섹터로부터 신속하게 정정된다.
도 5a는 종래의 FBA 구조의 ECC 방식을, 도 5b는 본 발명의 AV 클러스터 구조의 ECC를 도시하고 있다. FBA 시스템(도 5a)에서, 각 물리 섹터(각각, 501∼514)는 개별로 액세스될 수 있고, 그에 따라 각각은 데이터 무결성을 지키기 위해 제2 레벨 ECC(각각, 511∼514)에 의해 보호되어야 한다. 본 발명의 클러스터 구조(도 5b)에 있어서, 클러스터가 연속 물리 섹터(601∼604)에 기록될지라도, 데이터는 클러스터로 처리된다. 이 때문에, ECC 섹터(611)는 전체로서 클러스터에 적용될 수 있고, 개별 섹터(601∼604)는 제2 ECC가 부담되지 않는다. ECC 섹터(611)는 섹터(601∼604) 중 임의 것의 손상을 커버할 것이다.
통용되는 하드 디스크의 일반 사양은 매 1013 비트 판독마다 에러가 대략 1 비트인 엄격한 에러율(10-13의 에러율)을 정하고 있다, 본 발명의 클러스터 구조에 있어서, 처리되지 않은 불량 섹터율(동기가 없거나 제1 레벨 ECC 실패)이 10-5라고 할 때, 정정되지 않은 섹터를 가진 트랙의 확률은 10-9이다. 이것은 호스트에 전달된 엄격한 비트 에러율 10-17에 해당한다. 그러므로, 본 발명은 현재 디스크 드라이브보다 실질적으로 더 신뢰성있다.
데이터 섹터에 제1 레벨 ECC가 정정할 수 없는 에러가 있거나(섹터 순환 용장 체크가 실패할 경우), 동기 정보를 판독할 수 없다면, 빠트린 섹터는 호스트에 데이터를 전송하기 전에 정정될 것이다. 일단 패리티 그룹에 있는 데이터 섹터 전체가 판독되었다면, 최대 2개의 불량 섹터는 데이터의 재판독을 필요로 하지 않고 재구성될 수 있다. 또한, 에러의 위치가 드라이브에게 알려져 있기 때문에(에러는 기술적으로 소거된다), 재구성 절차는 트랙 판독의 완료에 이어 대략 1 섹터 시간 안에 달성될 수 있다. 이것은 재시도 및 소프트웨어 ECC 정정 등, 현재 에러 복구 절차를 능가한 실질적인 성능 혜택을 제공할 것이다. 이러한 작용은 실시간 스트리밍 데이터 흐름에 결정적이다.
패리티 정보를 부호화하기 위한 다양한 방식들이 있다. 그 중 2가지 양호한 방법이 리드 솔로몬(RS) 코드와 짝수-홀수 코드이다. RS 코드는 제1 레벨의 ECC와 거의 유사하다. 패티리 계산에 사용되는 섹터수를 패리티 그룹이라고 부른다. 패리티 그룹 당 섹터수가 255개로 제한된다면, 2개의 체크 심볼(데이터 섹터에서 하나의 인터리브와 같음)을 가진 8비트 심볼 사이즈를 ECC로서 사용하여 2개의 패리터 섹터를 채울 수 있다. 이것은 패리티 그룹에서 임의의 2개의 불량 섹터를 정정할 것이다. 짝수-홀수 코드는 행과 대각선 패리티 방식을 이용하여 패리티 그룹에서 임의의 2개의 불량 섹터를 정정할 수 있는 2개의 패리티 섹터를 생성한다. 2가지 방식은 임의의 패리티 그룹 사이즈와 불량 섹터수까지 확장될 수 있다.
존 드라이브(zoned drive)에 있어서, 트랙 당 물리 섹터수가 존마다 변하여, 그에 따라 패리티 그룹에 있는 데이터 섹터수 역시 변할 수 있다. 또한, 트랙상에 하나 이상의 패리티 그룹이 존재할 수 있다. 예를 들어, 트랙상에 400개의 데이터 섹터가 있다면, 2개의 패리티 그룹을 사용하여 패리티 섹터마다 데이터 섹터수를 제한하는 것이 가장 좋을 수 있다. 이것은 클러스터 사이즈와 패리티 그룹 사이즈를 상이하게 한다. 또한, 결함 관리(트랙상의 훼손된 섹터로부터의 매핑)로 인해 클러스터 사이즈가 변형될 수도 있다.
본 발명의 성능 측정에 위하여, 지연 시간이 없는 기록 방식을 이용하는 외부 파일 시스템을 비교용 기준선으로서 사용하였고, 100% 성능 지표로 지정하였다. 기준선 시스템에서, 지연 시간이 없는 기록은 트랙상에 인덱스 섹터의 위치를 변경하지 않으며, 따라서 블록(Bn)이 섹터(Sn)에 기록되지만, 섹터는 순서에 위배되게 기록될 수 있다. 헤드가 Sn 위에 있을 경우에 버퍼가 데이터 블록(Bn)을 포함할 때 데이터 기록이 시작될 수 있다. 지연 시간이 없는 기록은 데이터 트랙에 대한 블록이 버퍼 메모리에 있다면 헤드가 그 트랙상에 정착될 때 단 1회의 회전으로 완료되지만, 블록의 일부가 헤드가 자리할 때까지 수신되지 않는다면 1회 이상이 걸릴 수 있다. 최악의 경우 성능은 AV 환경에서 가장 중요하기 때문에, 동작은 완전 데이터 대역으로서 또는 전체 트랙의 섹터의 기록을 완료하기 위한 시간에 더해진 존 탐색으로서 정의된다. 전술한 본 발명의 포맷은 기준선 성능의 115 내지 135% 뛰어나고, 그것은 기록 동작을 수행하는 데 있어서 15 내지 35% 더 빠르다는 것을 의미한다. 클러스터 사이즈를 3개의 전트랙으로 선택하면, 그 성능이 179 내지 211% 향상된다. 클러스터 사이즈가 더 크면 처리율에는 엄청난 영향이 있겠지만, 그에 따라 더 큰 버퍼를 필요로 한다.
본 발명에 대해 특히 양호한 실시예를 설명하고 참조하였지만, 당업자라면 그 형태와 세부 사항에 있어서 본 발명의 기술적 사상, 범위, 및 지침으로부터 벗어나는 일없이 다양한 변형이 있을 수 있다는 것을 이해할 것이다. 따라서 설명한 발명은 단지 예시적인 것으로 간주되어야 하며 첨부하는 청구범위에 지정하는 것으로만 그 범위가 제한된다.
도 1은 디스크상의 단일 데이터 트랙의 8개의 물리 섹터(S6∼S5)에 관련된 8개의 고정 길이 논리 블록(B0∼B7)으로 이루어진 단일 트랙의 클러스트를 도시하는 도면.
도 2는 레코딩된 데이터 논리 블록을 포함하는 물리 섹터로 된 단일 트랙을 나타내는 디스크 드라이브의 개략도.
도 3은 단일 데이터 클러스터를 기록하기 위한 프로세스를 나타내는 흐름도.
도 4a는 각 트랙마다 인덱스를 대기해야 하는, 물리 섹터에 2개의 인터리빙된 데이터 스트림의 논리 블록을 기록하기 위한 종래의 프로세스를 나타내는 도면.
도 4b는 원하는 트랙으로의 탐색을 완료한 후에 만나는 첫번째 물리 섹터에 2개의 인터리빙된 데이터 스트림의 논리 블록을 기록하기 위한 본 발명의 프로세스를 나타내는 도면.
도 5a는 종래의 FBA의 트랙상에서 데이터 및 에러 정정 코드(ECC)의 레이아웃을 도시하는 도면.
도 5b는 본 발명의 클러스트 구조의 트랙상에서 데이터 및 에러 정정 코드(ECC)의 레이아웃을 도시하는 도면.
<도면의 주요부분에 대한 설명>
101 : 액츄에이터 암
102 : 헤드
103 : 디스크
140 : 헤드 R/W 프로세서
141 : 서보 컨트롤러
142 : 제어 로직
143 : 버퍼 메모리
144 : 인터페이스 제어부
145 : A/V 데이터원

Claims (12)

  1. 데이터를 기록하는 헤드와, 복수의 데이터 트랙으로 된 디스크를 갖는 디스크 드라이브에 호스트로부터의 데이터를 기록하기 위한 방법으로, 상기 데이터 트랙 각각은 복수의 물리 섹터를 가지며, 상기 방법은,
    상기 호스트로부터의 데이터 스트림을 수신하는 단계와,
    상기 데이터 스트림을 복수의 데이터 클러스터로 편성하는 단계 - 각 클러스터는 복수의 데이터 블록을 갖고, 상기 클러스터의 블록수는 트랙에 있는 섹터수의 정수배임 - 와,
    상기 헤드를 상기 데이터 스트림의 기록이 시작되는 트랙에 위치시키는 단계와,
    상기 헤드를 상기 트랙에 위치시킨 후에 상기 헤드가 만나는 첫번째 물리 섹터에 제1 클러스터의 제1 블록을 기록하는 단계와,
    상기 제1 클러스터의 후속 블록을 상기 헤드가 만나는 연속 물리 섹터에 기록하는 단계를 포함하는 데이터 기록 방법.
  2. 제1항에 있어서, 상기 제1 클러스터를 기록한 후에, 상기 헤드를 제2 트랙에 위치시키는 단계와, 상기 헤드를 상기 제2 트랙에 위치시킨 후 상기 헤드가 만나는 첫번째 물리 섹터에 상기 제2 클러스터의 제1 블록을 기록하는 단계와, 상기 제2 클러스터의 후속 블록을 상기 헤드가 만나는 연속 물리 섹터에 기록하는 단계를 더 포함하는 데이터 기록 방법.
  3. 제1항에 있어서, 적어도 하나의 블록에 대한 물리 섹터 위치 정보를 기억하는 단계를 더 포함하는 데이터 기록 방법.
  4. 제3항에 있어서, 상기 위치 정보 기억 단계는 상기 블록이 기록되는 물리 섹터에 블록 번호를 기록하는 단계를 포함하는 것인 데이터 기록 방법.
  5. 제3항에 있어서, 상기 위치 정보 기억 단계는 상기 클러스터가 기록되는 트랙상에 클러스터 인디케이터의 개시를 기록하는 단계를 포함하는 것인 데이터 기록 방법.
  6. 제1항에 있어서, 상기 각 클러스터에 있는 데이터 블록들 중 적어도 하나는 에러 정정 정보를 포함하고, 상기 데이터 스트림을 복수의 데이터 클러스터로 편성하는 단계는 상기 각 클러스터의 데이터 블록 그룹으로부터 각 클러스터마다 에러 정정 정보를 계산하는 단계를 포함하는 것인 데이터 기록 방법.
  7. 제6항에 있어서, 상기 에러 정정 정보 계산 단계는 패리티 정보를 계산하는 단계를 포함하는 것인 데이터 기록 방법.
  8. 제6항에 있어서, 상기 에러 정정 정보 계산 단계는 리드 솔로몬 에러 정정 코드를 계산하는 단계를 포함하는 것인 데이터 기록 방법.
  9. 제1항에 있어서, 상기 정수배는 1이고, 상기 첫번째 클러스터에 있는 데이터 블록 모두는 동일한 트랙에 있는 물리 섹터에 기록되는 것인 데이터 기록 방법.
  10. 제1항에 있어서, 상기 정수배는 적어도 2이고, 상기 후속 블록을 연속 물리 섹터에 기록하는 단계는 상기 제1 트랙에 있는 물리 섹터가 채워질 때까지 기록한 후, 연속해서 상기 헤드를 인접한 트랙에 위치시키고, 상기 첫번째 클러스터의 모든 블록이 기록될 때까지 상기 인접한 트랙에 있는 연속 물리 섹터에 기록하는 단계를 포함하는 것인 데이터 기록 방법.
  11. 제1항에 있어서, 상기 호스트는 오디오비주얼 시스템이고, 상기 데이터 스트림은 오디오비주얼 데이터 스트림인 것인 데이터 기록 방법.
  12. 제11항에 있어서, 상기 오디오비주얼 데이터 스트림은 인터리빙된 데이터 스트림인 것인 데이터 기록 방법.
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