JPS63173274A - デ−タ記録方式 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 以下の順序で本発明を説明する。

Ａ　産業上の利用分野 Ｂ　発明の概要 Ｃ従来の技術 Ｄ　発明が解決しようとする問題点 Ｅ　問題点を解決するための手段（第１図及び第２図） Ｆ　作用 Ｇ　実施例 Ｇ１記録フォーマント（第１図） Ｇ２アドレスマークのフォーマット（第２図）Ｇ３アド
レスマークの検出（第３図） Ｇ４１Ｄフイールドの書き換え（第４図）Ｈ発明の効果 Ａ　産業上の利用分野 本発明は磁気ディスク、磁気テープ等のデータ記録に通
用して好適なデータ記録方式に関する。

Ｂ　発明の）既製 本発明は、記録媒体の単位データエリアに、共に所定の
ランレングスリミテッドコードで構成された同期データ
、コントロールデータ及び主データを順次記録すると共
に、その単位データエリアの開始部にマークデータを記
録するようにしたデータ記録方式において、マークデー
タは所定のランレングスリミテッドコードには存在し得
ないランレングスを有するコードで構成したことにより
、記録媒体の単位データエリアの開始部を高精度を以て
確実に検出することができるようにしたものである。

Ｃ従来の技術 先ず、第６図を参照して、５Ｔ−５０６と称される５、
２少インチのハードディスクの記録フォーマットについ
て説明する。尚、この説明は、雑誌「インターフェース
Ｊ１９８４年５月号を参考にしたものである。

この第６図において、平均トラック容量は１０４１６バ
イトである。（）内の数値は、バイト長を表す。ｍ内は
、１６進のビットパターンを表す。後述するＩＤフィー
ルド内のヘッドバイトのビット７が１のときは、不良セ
クタであることを表す。但し、シリンダＯは、エラーフ
リーである。ｌトラック当たりの全データバイト長は８
１９２　　（＝２５６Ｘ３２）バイトである。

ギャップ１　（インデックスギャップ）このギャップは
ハードディスクの１回転に付き１つだけ設けである。こ
のギャップは、インデックス信号のずれを吸収するため
に設けられたもので、１６バイト長で“４Ｅ″が書かれ
ている。

同期（ＶＦＯ同期フィールド） これはアドレス検索に先立って、コントローラのＶＦＯ
（ＰＬＯ）をロックアツプさせるために用いられる。デ
ータはオール“０”、即ちクロックのみと成っている。

ＭＦＭ記録ではオール“１”　　（ＦＦ）も同じ信号パ
ターンに成るので、コントローラはこの部分は総てクロ
ックであることを認識し、この後のクロックとデータと
の分離を行う。

ＩＤフィールド このフィールドには、”Ａ１″、”ＦＥ″のアドレスマ
ークに続き、シリンダ、ヘッド、セクタ及びこの領域の
チェックコードが書かれている。

ＡＭ（アドレスマーク） この部分に書かれるＡ１″はミッシングクロック　（ド
ロップドクロック）と言われ、ＭＦＭの規則上有り得な
いパターンで書かれている。コントローラは、この特殊
パターンをハードロジックで検出することができ、それ
に続くデータが”ＦＥ”かＦ８”かによって、ＩＤフィ
ールドかデータフィールドかを識別する。

アドレス 次のシリンダ、ヘッド、セクタは１バイトであるが、実
際のシリンダは２５６以上有り、１バイト（８ビツト）
では表現できない。ヘッドアドレスの最上位ビットは、
このセクタが欠陥セクタであることを示している。

ギャップ２ このギャップはライトスペースギャップと言われ、２又
は３バイト分設けられている。データエリアに書込みを
行うとき、ここでリード状態からライト状態に切り替わ
るが、この部分はその切り替え時間を与えるためのもの
である。

同期 この同期はＩＤフィールドの先頭の同期フィールドと同
じ働きをするが、次に続くデータフィールドと同時に同
じライトクロックで書き換えられることがその特徴であ
る。

データフィールド この部分にデータが書き込まれる。データに続けて２バ
イトのＣＲＣ又は３バイトのＥ　ＣＣ’が付加される。

最近のコントローラは、殆どエラーコレクション機能を
持つＥＣＣを採用している。次に２又は３バイトのライ
トターンオフギャップと呼ばれるギャップがある。ライ
ト動作の切換え時間を確保するために設けられているの
が、このライトターンオフギャップである。

ギャップ３ このギャップはインターレコードギャップ（Ｉｎｔｅｒ
−Ｒｅｃｏｒｄ　Ｇａｐ：　　Ｉ　ＲＧ）で、前のセク
タに対し書込み動作を行っている最中にモータの回転変
動などが有り、次のセクタを破壊する可能性があるので
、それを吸収するために１０又は１５ハイド“４Ｅ”で
埋めである。ＩＲＧはフォーマット時に上述の長さで書
かれているが、データの書込み動作を繰り返すと、短く
なってしまう可能性がある。

ギャップ４ このギャップはスピードトレランスギャップと呼ばれる
。１トラツク中の最後のセクタの後に続き、インデック
ス信号が来るまで書き込まれる。

このギャップによって、スピンドルモータのスピード変
動に対処している。基本フォーマットでは３５２バイト
で４Ｅ″となっているが、実際の長さはフォーマット中
のスピンドルのスピード変動による。

次に、第７図を参照して、ＥＳＤ　Ｉのハードセクタ方
式のフォーマットについて説明する。エリア■は、単な
る例で、個々のユーザの要求に応じて構成し得る。エリ
ア■のチェックバイト数はユーザが決定する。エリア■
のＰＬＯシンタフイールド及びＩＳＯは、要求構成コマ
ンドに応じて報知される。エリア■の図示された全バイ
ト数は、アドレスフィールド長を除いて最小である。エ
リア■のフォーマットスピードトレランスギャップは、
基準クロックが回転速度に依存しなければ、必要であり
、このギャップの妥当性は、構成データによる。

ｌ５Ｏ（インターセクタギャップ） このＩＳＯの最短長は、構成データによって決まる。こ
の部分は各セクタ間の分割部である。

次に、アドレスエリアについて説明する。

ＰＬＯ同期フィールド このバイトは、ディスクドライブの読み出しデータ用Ｐ
ＬＬ発振器が、ディスクに記録されたデータビットと、
周波数及び位相において同期するように、ディスクドラ
イブによって要求される。

コントローラはその間ＯＯを送出する。

バイト同期パターン このバイトは、バイト同期を形成し、コントローラに、
アドレスフィールド情報の開始を指示する。

アドレスフィールド このバイトは、ユーザによって決定され、１例としては
、シリンダアドレスの２バイト、ヘッドアドレスの１バ
イト、セクタアドレスの１バイト及びフラグスティタス
の１バイト、計５バイトから成る。

ＡＤＲチェックバイト　（アドレスフィールドチェック
コード） コントローラによって、適当なエラー検出メカニズムが
生成せしめられ、正確なファイルのためにアドレスに通
用される。このコードはフォーマツティングのときにデ
ィスクに書かれる。データの正確さは、アドレスフィー
ルドが読み取られたときに、コントローラがアドレスフ
ィールドチェックコードを再験算し、正しいことを確か
めることによって維持される。このＡＤＲチェックバイ
トはユーザによって決定される。

ＡＤＲパッド（アドレスフィールドバッド）このアドレ
スフィールドパッドは、コントローラによって書かれな
ければならず、データドライブによって、アドレスフィ
ールドチェックコードの最終ビット記録と回復とが確保
されることが要求される。このバイトは００と成る。

次ぎに、データエリアについて説明する。

ライトスプライス このバイトエリアは、データドライブによって、ライト
ドライバが転換し、データ回復を確保するに十分な記録
値に達するに要する時間を許容するように要求される。

ＰＬＯシンクバイト このバイトは、ディスクドライブ′の言充み出しデータ
用ＰＬＬ発振器が、ディスクに記録されたデータビット
と、周波数及び位相において同期するように、ディスク
ドライブによって要求される。

コントローラはその間ＯＯを送出する。

バイトシンクパターン このバイトは、バイト同期を形成し、コントローラに、
アドレスフィールド情報の開始を指示する。

データフィールド データフィールドはホストシステムのデータファイルに
等しい。

データチェノクバイト データチェソクバイト、部ちエラーチェ・ツクコードは
、コントローラから発生し、データフィールドと共にデ
ィスクに書かれる。ディスクの正確さは、アドレスフィ
ールドが読み取られたときに、若し適当であれば、コン
トローラがデータフィールドチェックコードを再験算し
、正しいことを確かめ即ち、エラー訂正アルゴリズムを
適用することによって維持される。このデータチェック
フィールドはユーザによって決定される。

データパッド データフィールドパッドは、コントローラによって発生
されねばならず、データドライブがコントローラによっ
て書かれなければならず、データドライブによって、ア
ドレスフィールドチェックコードの最終ビット記録と回
復とが確保されることが要求される。このバイトは００
と成る。

フォーマットスピードトレランスギャプこのギャップは
、構成応答フラグのビット１４が１にされれば、このギ
ヤツブは必要である。若しこのギャップが必要なのは、
各セクタの間である。

次に、第８図を参照して、ＥＳＤＩのソフトセクタ方式
のフォーマットについて説明する。エリア■は、単なる
例で、個々のユーザの要求に応じて構成し得る。エリア
■のチェックバイト数はユーザが決定する。エリア■の
ＰＬＯシンタフイールドは１１バイトより大きい。エリ
ア■の図示された全バイト数は、最小である。エリア■
は、リードゲートアクチベーション遅延コントローラが
これをＰＬＯシンタフイールドの付加バイトとして扱わ
なければならないようにさせるためにＰＬＯシンタフイ
ールドの一部である。エリア■のフォーマットスピード
トレランスギャップは、基準クロックが回転速度に依存
しなければ必要であり、このギャップの妥当性は、配置
データによる。

このＥＳＤ　Ｉのソフトセクタ方式のフォーマットは、
大部分上述の第７図のＥＳＤＩのハードセクタ方式のフ
ォーマットと同様であるが、ただ違う点は、第７図のＥ
ＳＤ　Ｉのハードセクタ方式のフォーマントにおけるＩ
ＳＯとＰＬＯシンクとの間に、３バイトのアドレスマー
ク（ＡＭ）及び１バイトのパッドが挿入されている点で
ある。

Ｄ　発明が解決しようとする問題点 さて、ディスクのあるセクタに欠陥があって、そのセク
タのデータフィールドへ主データの記録を禁止する場合
には、そのセクタに、その記録の禁止のためのコントロ
ールデータを記録しなければならない。そのためには、
そのセクタのコントロールデータエリア（ＩＤフィール
ド又はアドレスエリア）を書き換え（記録し直し）なけ
ればならない。

このように、あるセクタのコントロールデータ領域を書
き換えるためには、そのセクタの開始部に、第８図のＥ
ＳＤ　Ｉのソフトセクタ方式のフォーマントのように、
マークデータ（アドレスエリア）を記録しておかなけれ
ばならず、第６図の５Ｔ−５０６のフォーマットのよう
に、コントロールデータエリアの開始部にマークデータ
のないものでは、コントロールデータエリアの書き換え
は不可能である。

又、第７図のＥＳＤＩのハードセクタ方式のフォーマッ
トの場合は、各セクタの開始部で、ハード的にマークパ
ルスを発生させなければならず、ディスクドライブの価
格上昇を招来し、又、そのマークパルスの発生タイミン
グが固定されるため、１セクタ当たりのデータ長が固定
されるという欠点がある。

ところで、上述の第８図のＥＳＤ　Ｉのソフトセクタ方
式のフォーマントの３バイトのマークデータ（アドレス
マーク）のパターンには、特に規定がないので、ＳＤＭ
方式（ＤＰ　８４６３　ＥＮＤＥＣマニュアル参照）の
ように、１パターン、即ち３バイト分を無信号（オール
０）とすると、エラーによりその一部のビットのＯが１
になったり、一部のビットデータが欠落し、即ちビット
の１が０になったりすると、そのマークデータは検出さ
れないことに成る。

かかる点に鑑み、本発明は、記録媒体のセクタの如き単
位データエリアの開始部を高精度を以て確実に検出する
ことのできるデータ記録方式を提案しようとするもので
ある。

Ｅ　問題点を解決するための手段 本発明は、記録媒体の単位データエリアに、共に所定の
ランレングスリミテッドコードで構成された同期データ
、コントロールデータ及び主データを順次記録すると共
に、単位データエリアの開始部にマークデータを記録す
るようにしたデータ記録方式において、マークデータは
第１のデータ部及びそれに続く第２のデータ部から成り
、第１のデータ部は、所定のランレングスリミテッドコ
ードには存在し得ないランレングスを有するコードの繰
り返しで構成され、第２のデータ部は、その後に続く同
期データと同じビットパターンであることを特徴とする
ものである。

Ｆ　作用 かかる本発明によれば、第１のデータ部は、所定のラン
レングスリミテッコードには存在し得ないランレングス
を有するコードの繰り返しで構成され、第２のデータ部
は、その後に続く同期データと同じビットパターンであ
るマークデータを、記録媒体の単位データエリアの開始
部に記録する。

Ｇ　実施例 以下に、図面を参照して、本発明をハードディスクのデ
ータ記録に適用した一実施例を詳細に説明する。

Ｃ，記録フォーマット 先ず、以下に第１図を参照して、本発明を適用したハー
ドディスクの記録フォーマットについて説明する。尚、
第１図において、（）はデータ長のバイト数を示し、“
は１６進数を示す。

ギャップ４ このギャップは１トラツクに１個所だけ、最終セクタ（
第Ｎ番目のセクタ）のギヤ・７プ３と、後述する最初の
セクタ（第１番目のセクタ）の前のギャップエとの間に
設けられ、スピンドルモータの回転むらを吸収するため
のもので、そのデータ長は平均４１２バイトである。

ギヤツブ１ このギヤツブは１トラツクに１（置所）どけ、ギャップ
４と、最初のセクタ（第１番目のセクタ）の最初の同期
との間に設けられ、ヘッド切り替えの余裕のためのもの
で、そのデータ長は４０バイトである。

ＡＭ（アドレスマーク） これはセクタの開始部を検出するためのもので、各セク
タの始めに設けられている。データ長は３バイトである
。

バンド 各セクタのアドレスマークと、後述する同期との間に設
けられた余裕時間である。データは“ＦＦ”（１６進）
である。

同期 これは各セクタのＩＤフィールド及びデータフィールド
夫々の前に設けられ、ここにはＩＤフィールド及びデー
タフィールドの各データを読み取るためのクロックの同
期信号が書かれている。この同期信号は、ＩＤフィール
ド及びデータフィールドを書き換える度に書き換えられ
る。データ長は１３バイトである。データは“ＦＦ”　
（１６進）である。

次に、各セクタ毎の、主としてアドレス情報が書き込ま
れるＩＤフィールドを説明する。

バイト同期 これは同期の直後にあり、ランレングスリミテッドコー
ドをＮＲＺコードに変換する際のバイトの〆切を示す。

データ長は１バイトである。データは特別な値“７Ｅ”
　（１６進）である。

シリンダＨ及びシリンダＬ これはシリンダ番号を示し、データ長は合わせて２バイ
トである。

ヘッド これはヘッド番号（ディスク面番号）を示し、データ長
は１バイトである。尚、この１バイト、即ち８ビツトの
内、ヘッド番号としては下位４ビツトが用いられる。又
、その８ビツトの内のＭＳＢの１ビツトはパッド（ｂａ
ｄ）セクタの識別フラグとして用いられる。このフラグ
が１”のときは、そのセクタのデータフィールドにディ
フェクト（欠陥）があって、そのセクタは使用不能であ
ることを示す。又、このフラグが“０”のとへは、その
セクタのデータフィールドにディフェクトがなく、その
セクタは使用可能であることを示す。

セクタ＃ セクタ番号を示し、データ長は１バイトである。

ＣＲに れはエラーチェックコードで、書込み時にＩＤフィール
ドのデータに付加し、読み出し時にこのＣＲＣをチェッ
クし、データのエラーを調べる。データ長は２バイトで
ある。

ギャップ２ このギャップはＩＤフィールドとその後の同期との間に
設けられた余裕で、データ長は３バイトである。データ
は“ＦＦ”　（１６進む）である。

次に、ホストからのデータを書き込むデータフィールド
について説明する。

バイト同期 これは同期の直後にあり、ランレングスリミテッドコー
ドをＮＲＺコードに変換する際のバイトの区切を示す。

データ長は１バイトである。データは特別な値“７Ｅ”
　（１６進）である。

データ これはデータ、即ちディスクに書き込むべき主データを
記録する部分で、ホスト側からの要求により、データ量
を２５６．５１２．１０２４バイトに切り替えることが
できる。

ＥＣに れはエラーチェックコードで、書込み時に、データフィ
ールド全体に７バイト分のＥＣＣを付加し、読み出し時
にこのＥＣＣをチェックしてデータのエラーを調べる。

１９ビット長以内の連続誤りを訂正する能力を有する。

ライトスプライス これはデータフィールドを書き換える際の書込みを終了
させるための余裕である。データ長は３バイトである。

従って、この３バイト以内に書込みを終了させなけらば
ならない。

ギャップ３ このギャップは各セクタの間にある余裕で、各セクタを
書き換える際のスピンドルモータの回転変動及び前のセ
クタのデータを書き換えてから、次のセクタの頭を読み
に行くまでの切り替えの余裕の合計である。データ長は
１セｉりのデータ長に応じて、４４〜５９バイトの間で
変化する。

上述のアドレスマークを除く各部分は、共に例えば２−
７ランレングスリミテツド（ＲＬＬ）コードから成り、
アドレスマークのみ２−７ランレングスリミテツドコー
ドに従わないランレングスを有するコードの繰り返しか
ら成る。かかるランレングスリミテッコードの変換テー
ブルの一例を第５図に示す。尚、この第５図で×は“０
″、“１”のいずれでも良いことを示している。左欄は
メツセージデータを、右欄はそのメツセージデータに対
応する２−７ランレングスリミテツドコードデータを示
す。

Ｇ２アドレスマークのフォーマット 次に第２図を参照して、第１図のアドレスマーク（ＡＭ
）信号のフォーマットについて説明する。

このＡＭ信号は、ＮＲＺデータ換算で上述した如く３バ
イト、ＲＬＬロー　（ＲＡＷ）　で６バイト分、計４８
ビットから構成される。第２図において、Ｔは２ビツト
期間を示す。このＡＭ信号は、図示の如く最初の２Ｔの
期間、それに続く３つの６Ｔの期間及びそれに続く２つ
の２Ｔの期間から成っている。最初の２Ｔの期間は全部
１１０＋１である。

３つの６Ｔ期間は共に、上述の２−７ランレングスリミ
テツドコードに従わないランレングスを有するコード、
ここでは“１０００００００００００″である。最後の
２つの２Ｔ期間は、これに続くパッド（第１図参照）と
同じフォーマットの、例えば“１０００１０００”であ
る。

Ｇ３アドレスマークの検出 次に、第３図を参照して、アドレスマーク（ＡＭ）の検
出について説明する。ここでは、最初の’６　Ｔ期間が
検出されてから、Ｔ１＝２μｓｅｃ以内に６Ｔのパター
ンが１個、２Ｔのパターンが２（面検出されたときは、
アドレスマークが検出されたことにする。第３図Ａは、
第１図のフォーマントのＡＭ付近を示す。第１図のフォ
ーマットに従ったデータの記録されたハードディスクを
再生したとき、第３図Ｂに示す如く３つの６Ｔ期間のい
ずれにもノイズパルスが発生しない場合は、第３図Ｃに
示す如＜ＡＭ信号の最後でＡＭ検出信号が発生する。

第３図りに示す如く最初の６Ｔ期間内にノイズパルス″
１″が発生した場合は、第３図Ｅに示す如＜ＡＭ信号の
最後でＡＭ検出信号が発生する。

第３図Ｆに示す如く２番目の６Ｔ期間内にノイズパルス
“１”が発生した場合は、第３図Ｇに示す如＜ＡＭ信号
の最後でＡＭ検出信号が発生する。

第３図Ｈに示す如く最後の６Ｔ期間内にノイズパルス″
１″が発生した場合は、第３図Ｉに示す如＜ＡＭ信号の
最後でＡＭ検出信号が発生する。

第３図Ｊに示す如く最後の６Ｔ期間に続＜２Ｔ期間内に
ノイズパルス“ｌ”が発生した場合は、第３図Ｋに示す
如（バッド信号の最初の２Ｔ期間の終わりで、ＡＭ検出
信号が発生する。

第３図りに示す如く最初及び２＠目の６Ｔ期間でノイズ
パルス“１”が発生した場合は、第３図Ｍに示す如＜Ａ
Ｍ検出信号は発生しない。この場合は、上述の最初の６
Ｔ期間が検出されてから、Ｔ１＝２μｓｅｃ以内に６Ｔ
のパターンが１個、２Ｔのパターンが２１［！ｉｆ検出
されたとき、アドレスマークが検出されたとする条件を
満足しなかったことに成る。

Ｇ４１Ｄフイールドの書き換え 次に、第４図を参照して、上述のＡＭ信号の検出に基づ
いて、ＩＤフィールドのデータの書き換えを行う場合の
動作について説明する。第Ｎ番目のセクタがバッドセク
タで、そのＩＤフィールドを書き換える場合を考える。

第４図Ａは、第（Ｎ−１）番目のセクタ及び第Ｎ番目の
セクタの夫々アドレスマーク（ＡＭ）　、バッド、同期
及びＩＤフィールドを示している。先ず第（Ｎ−１）番
目のセクタのＩＤフィールドが検出されると第４図Ｂに
示す如く、検出パルスが得られる。この検出パルスが得
られたら、第４図Ｃに示す如（１セクタ分の期間Ｔ　（
＝２４０〜８８０μｓｅｃ　）の間第Ｎ番目のセクタの
アドレスマーク（ＡＭ）をサーチする。第Ｎ番目のアド
レスマーク（ＡＭ）が検出されると、第４図りに示す如
く検出パルスが得られる。この検出パルスが得られると
、第４図已に示す如く第Ｎ番目のセクタの同期及びＩＤ
フィールドの書き換えを行う。そして、この場合は、特
にヘッドのＭＳＢの値を“Ｏ”から“ｌ”に書き換え、
その他の部分の値はそのまま再書込みするだけである。

上述の実施例においては、データを記録する記録媒体と
して、磁気ディスクとしてのハードディスクの場合につ
いて述べたが、勿論フロッピーディスクでも良く、その
他に磁気テープでも良い。

磁気テープの場合は、データを傾斜トラックを形成する
如く記録し、その傾斜トラック１本を磁気ディスクの１
セクタ又は複数セクタに対応させることができる。

Ｈ発明の効果 上述せる本発明によれば、記録媒体の単位データエリア
の開始部を高精度を以て確実に検出することができ、こ
れによってコントロールデータの書き換えを容易に行う
ことのできるデータ記録方式を得ることができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例を適用したハードディスクの
記録フォーマットを示す図、第２図はそのアドレスマー
クのフォーマットを示す図、第３図はアドレスマークの
検出の説明図、第４図はＩＤフィールドの書き換えの説
明図、第５図はランレングスリミテッドコードの変換テ
ーブルを示す図、第６図、第７図及び第８図は夫々従来
のハ−ドディスクの記録フォーマットを示す図である。 同　　松隈秀盛 ７ドレスマークの捜出の説明 第３図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 記録媒体の単位データエリアに、共に所定のランレング
   スリミテッドコードで構成された同期データ、コントロ
   ールデータ及び主データを順次記録すると共に、上記単
   位データエリアの開始部にマークデータを記録するよう
   にしたデータ記録方式において、 上記マークデータは第１のデータ部及びそれに続く第２
   のデータ部から成り、 上記第１のデータ部は、上記所定のランレングスリミテ
   ッドコードには存在し得ないランレングスを有するコー
   ドの繰り返しで構成され、 上記第２のデータ部は、その後に続く上記同期データと
   同じビットパターンであることを特徴とするデータ記録
   方式。