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KR20050020650A - 데이터 레코딩/재생 디바이스, 데이터 레코딩/재생 방법,프로그램, 및 레코딩 매체 - Google Patents

데이터 레코딩/재생 디바이스, 데이터 레코딩/재생 방법,프로그램, 및 레코딩 매체 Download PDF

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KR20050020650A
KR20050020650A KR1020040064843A KR20040064843A KR20050020650A KR 20050020650 A KR20050020650 A KR 20050020650A KR 1020040064843 A KR1020040064843 A KR 1020040064843A KR 20040064843 A KR20040064843 A KR 20040064843A KR 20050020650 A KR20050020650 A KR 20050020650A
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KR
South Korea
Prior art keywords
error correction
data
track
sector
sectors
Prior art date
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Ceased
Application number
KR1020040064843A
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English (en)
Inventor
토시유키 나카가와
요시오 무라오카
히로아키 에토
Original Assignee
소니 가부시키가이샤
Priority date (The priority date is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the date listed.)
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Publication date
Priority claimed from JP2003294263A external-priority patent/JP4269844B2/ja
Priority claimed from JP2003294869A external-priority patent/JP4082308B2/ja
Application filed by 소니 가부시키가이샤 filed Critical 소니 가부시키가이샤
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Abstract

교란 등의 영향이 감소될 수 있는 안정적인 시스템이 제공된다.
제 1 에러 정정 코드 단위와 제 2 에러 정정 코드 단위가 사용되며, 이에 의해 더 넓은 범위의 랜덤 에러와 버스트 에러가 재시도 동작을 회피하기 위해 정정될 수 있게 이루어진다. 따라서, 안정적인 데이터 재생이 전송 레이트의 저하 없이 수행된다. 나아가, 에러 정정 블록의 구성은, 탐색 동작 동안 헤드가 어느 트랙으로 이동될 때 제 2 에러 정정 코드가 레코딩되어 있는 섹터(C2 섹터)가 판독될 제 1 섹터가 되도록 설정된다.

Description

데이터 레코딩/재생 디바이스, 데이터 레코딩/재생 방법, 프로그램, 및 레코딩 매체{DATA RECORDING/REPRODUCING DEVICE, DATA RECORDING/REPRODUCING METHOD, PROGRAM, AND RECORDING MEDIUM}
본 발명은 랜덤하게 억세스가능한 레코딩 매체를 위한 데이터 레코딩/재생 디바이스와 데이터 레코딩/재생 방법, 컴퓨터 프로그램, 및 레코딩 매체에 관한 것이다. 보다 상세하게는, 본 발명은, 데이터 판독/기록 동작이 매체로서의 자기 디스크 위에서 자기 헤드를 스위프(sweep)하는 것에 의해 수행되는, 하드 디스크와 같은 디스크형 레코딩 매체를 위한 기술에 관한 것이다. 보다 더 상세하게는, 본 발명은 원하는 데이터 저장 위치에 억세스하는데 드는 시간을 단축하며 안정적으로 데이터를 레코딩하고 재생하기 위한 기술에 관한 것이다.
[특허 문헌 1] 일본 심사 미청구된 특허 공개 번호 2000-276856
[특허 문헌 2] 일본 심사 미청구된 특허 공개 번호 2000-278645
정보 처리 및 정보 통신과 같은 정보 기술이 발전함에 따라 과거에 생성되고 편집된 정보의 재사용이 필요하게 되었다. 이로 인해, 정보 저장 기술이 점차 중요하게 되었다. 지금까지, 자기 테이프와 자기 디스크와 같은 여러 매체를 사용하는 정보 레코딩 디바이스가 발전하여 왔으며 널리 사용되게 되었다.
이들 정보 레코딩 디바이스 중에서, HDD(Hard Disk Drive)는 자기 레코딩 타입의 보조 저장 디바이스이다. HDD 유닛에서, 레코딩 매체로서 복수의 자기 매체가 수용되며, 모터에 의해 고속으로 회전된다. 이 매체는 도금이나 박막 형성 기술에 의하여 산화철이나 크롬 코발트와 같은 자성 물질로 코팅된다.
자기 헤드는 회전하는 매체의 표면 위를 반경 방향으로 스위프(sweep)하며 이에 의해 데이터에 대응하는 자화(magnetization)가 이 매체에 생성된다. 그리하여 데이터가 기록 또는 판독될 수 있다.
이 하드 디스크는 이미 널리 유포되어 있다. 예를 들어, 퍼스널 컴퓨터를 위한 표준 외부 저장 디바이스로서 하드 디스크는 컴퓨터와 애플리케이션을 시작하는데 필요한 운영 시스템(OS)을 포함하는 여러 소프트웨어 프로그램을 설치하고 생성된 또는 편집된 파일을 저장하는데 사용되고 있다. 통상, HDD 는 IDE(통합 드라이브 전자회로) 및 SCSI(소형 컴퓨터 시스템 인터페이스)와 같은 표준 인터페이스를 통해 컴퓨터 메인 유닛과 연결된다. 그 메모리 공간은 FAT(파일 할당 테이블)와 같은 파일 시스템에 의해 관리되며, 이 파일 시스템은 운영 시스템의 부 시스템이다.
최근, HDD의 용량이 점점 더 증가되고 있다. 이 상황과 연관하여, HDD의 사용 범위도 증가하고 있다. 이 HDD 는 지금까지처럼 컴퓨터를 위한 보조 저장 디바이스로서 사용되는 것 뿐만 아니라 여러 콘텐츠를 레코딩하는데 사용되기 시작하였다. 예를 들어, HDD 는 방송 및 수신되는 AV 콘텐츠를 저장하기 위해 하드 디스크 레코더로서 사용되고 있다.
여기서, 하드 디스크를 위한 저 레벨 포맷 방법(low-level format method)과 하드 디스크로부터 데이터를 기록하거나 판독하는 동작은 일례로서 취해진 컴퓨터를 위한 보조 저장 디바이스로서 하드 디스크가 사용되는 경우에 고려될 수 있다.
데이터를 레코딩하기 위한 블록으로서, 다수의 동심 "트랙"이 하드 디스크에 형성되어 있다. 이때 0, 1, ... 의 트랙 번호는 이 디스크의 최외측 반경으로부터 내측 반경 쪽으로 가는 순서로 트랙에 할당된다. 매체의 메모리 용량은 디스크 표면 위의 트랙의 번호가 증가함에 따라 증가된다.
나아가, 각 트랙은 레코딩 단위인 "섹터(sector)"로 분할된다. 즉, 디스크로부터 데이터를 판독 및 기록하는 동작은 보통 섹터 단위에 기초하여 수행된다. 이 섹터의 사이즈는 매체 마다 다르며, 일반적으로 하드 디스크의 섹터 사이즈는 512 바이트로 설정된다. 매체의 사용 효율을 고려하여, 섹터의 수는, 트랙의 레코딩 밀도를 거의 균일하게 하기 위해 트랙이 주변 길이(peripheral length)가 더 긴 외측 반경에 위치될 때 증가된다. 이것은 "존 비트 레코딩(zone bit recording)"이라고 부른다.
존 비트 레코딩이 적용되면, 트랙의 레코딩 밀도는 거의 균일하게 만들어질 수 있다. 그러나, 이것은 또한 다음의 문제, 즉 데이터 전송 레이트가 트랙 마다 변경되는 문제를 야기한다. 데이터 전송 레이트는 트랙이 디스크의 내측 반경에 있을 때 더 낮아지게 된다.
수 개의 매체가 동심원으로 중첩되도록 구성된 HDD의 경우에, 이들 매체 위의 동일한 번호의 트랙들은 원통형으로(cylindrically) 배치되는 것으로 생각될 수 있다. 이것은 "실린더(cylinder)"라고 부른다. 각 실린더에는 해당 트랙 번호와 동일한 번호가 제공되며, 이 실린더는 최외측 반경으로부터 순서대로 실린더 0, 실린더 1, ...으로 지정된다. 매체 사이에 설치되는 복수의 헤드는 항상 일체형으로 동작되며 실린더에서 실린더로 이동한다.
타깃 섹터를 지정하기 위한(어드레스하기 위한) 방법 중 하나는 CHS 모드이다. 이것은 디스크 위의 PBA(Physical Block Address)가 원하는 데이터에 억세스하기 위해 C(실린더), H(헤드), 및 S(섹터)의 순서로 지정되는 방법이다.
그러나, 이 CHS 방법은, 다음의 문제, 즉 HDD에 대해 호스트로서 동작하는 컴퓨터 메인 유닛은 컴퓨터 메인 유닛이 지정할 수 있는 CHS 파라미터에 한계를 가지고 있으며 이것은 하드 디스크의 용량의 증가를 방해한다는 문제를 가지고 있다. 이를 처리하기 위해, LBA(논리 블록 어드레스) 모드가 채용된다. 이 방법에서, 실린더 번호-헤드 번호-섹터 번호(CHS)가 0에서 시작하여, LBA로 지정되는 논리적 일련 번호(logical serial number)로 표시된다.
종래의 HDD에서, 매체로부터 데이터를 판독 또는 기록하기 위해 매체에 억세스하기 위해 다음의 동작이 수행되는데, 즉, 먼저, 타깃 섹터를 포함하는 트랙에 자기 헤드가 도달하게 하기 위해, 자기 헤드가 매체 위에서 스위프 되는 동작이 수행된다. 이것은 자기 헤드의 "탐색(seek)" 동작이라고 부른다. 트랙 위의 타깃 섹터에 자기 헤드가 도달하게 하기 위해, 자기 헤드는 매체가 회전되고 타깃 섹터가 이 헤드 바로 밑에 오기까지 기다린다. 이것은 "회전 지연(rotational delay)"이라고 부른다.
디스크의 용량을 증가시키면 트랙의 밀도가 증가되며 트랙의 폭이 매우 좁아지게 된다. 그리하여, 정밀하게 데이터를 기록하고 재생하기 위해, 자기 헤드를 위치지정하는데 고 정밀도가 요구된다. 이를 처리하기 위해, 항상 각 트랙의 중심에 자기 헤드의 위치를 정렬하기 위한 서보 기술이 채용된다. "서보 패턴(servo pattern)"이라고 부르는 신호는 일정한 간격으로 각 트랙 위에 기록된다. 그리하여, 자기 헤드가 트랙의 중심에 놓여 있는지 여부는 자기 헤드에 의해 패턴을 판독함으로써 체크될 수 있다. 이 서보 패턴은 HDD 제조 과정에서 정밀하게 기록된다. 서보 영역에는, 예를 들어, 헤드를 위치지정하는 신호, 실린더 번호, 헤드 번호, 서보 번호, 등이 기록된다.
많은 종래의 HDD는 컴퓨터와의 접속을 제공하기 위한 IDE 및 SCSI와 같은 인터페이스를 가지고 있다. 컴퓨터 메인 유닛으로부터의 디스크 드라이브 제어는, 기본적으로 인터페이스에서 규정되어 있는 명령 세트를 사용하여, 억세스될 섹터의 번호와 선두 섹터를 나타내는 LBA를 지정하는 동작이다.
이 경우에, HDD 측에서, 지정된 선두 섹터로부터 억세스가 이루어질 수 있다. 나아가, 이후 억세스될 섹터를 예측하며 미리 보기(look ahead)를 수행하기 위한 시퀀스를 생성하는 동안 억세스가 이루어질 수 있다.
이 "미리 보기(look ahead)" 동작은 일련의 데이터에 연속하는 어드레스를 갖는 섹터들이 할당된다는 가정 하에 있다. 통상, 연속하는 어드레스를 갖는 섹터는 연속하는 헤드 번호 또는 트랙 번호에 존재한다.
많은 데이터가 매체 위에 연속적으로 기록되어 있는 경우, 미리 보기 동작은 효과적으로 판독 동안 작동한다.
그러나, 저장 영역의 단편화가 진행되어 있으며 많은 데이터가 작은 조각으로 단편화되어 있으며 복수의 위치에 분산되어 있는 경우에는, 미리 보기 동작이 판독 동안 효과적으로 작동하지 못한다. 이것은 잘못된 데이터가 지정되기 때문이다. 이 현상은, HDD가 데이터를 판독하거나 기록하도록 요청하는 호스트(컴퓨터 메인 유닛 등)에 의해 처리되는 파일 구조를 파악하지 못한 것에 의해 유발되는 것이라고 말할 수 있다.
예측이 호스트로부터의 새로운 억세스 요청으로 인해 잘못된 것으로 판명되면, 디스크 드라이브는 요청된 데이터가 존재하는 섹터를 포함하는 트랙을 탐색한다. 트랙킹이 완료될 때, 디스크 드라이브는 타깃 섹터가 억세스 가능하게 될 때까지 기다린다. 이 시간에 탐색 시간과 회전 지연 시간이 생긴다.
저장될 수 있는 미리 보기 데이터의 양은 데이터 버퍼의 용량에 의해 제한된다. 예측이 잘못된 것으로 판명되는 상황이 연속적으로 또는 산발적으로 일어나는 경우, 데이터 버퍼 위에 있는 미사용 데이터가 발생하는 순서로 버려진다. 미리 보기가 수행되고 있는 동안, 탐색 동작은 시작될 수 없다.
전술된 바와 같이, 탐색 시간과 회전 지연 시간, 즉 비효율적인 미리 보기로 인해 탐색 동작의 시작시에 지연으로 유발되는 시간 낭비와 비효율적인 미리 보기로 인한 데이터 손실이 발생한 것이라고 말할 수 있다.
통상적인 디스크 드라이브에서, 디스크 회전 수는 탐색 시간과 회전 지연 시간을 단축시키기 위해 증가된다. 이것은 컴퓨터와 같은 호스트에 의해 처리되는 데이터의 양이나 데이터 구조가 규칙성을 가지지 않으며 이 억세스 방법에 의해서는 개선이 어렵기 때문이다. 그러나, 디스크 회전 수를 증가시키는 방법은 소비 전력과 메모리 용량 측면에서 유리하지 않으며 문제가 발생되기 쉽다.
HDD와 같은 많은 종래의 외부 저장 시스템에서, 에러는 섹터 단위에 기초하여 정정된다. (일반적으로, 하나의 섹터는 512 바이트로 구성된다.) 그러므로, 각 섹터에서 발생하는 랜덤 에러는 정정될 수 있다. 그러나, 정정할 수 있는 범위를 초과하는 랜덤 에러나 버스트 에러는 정정될 수 없다. 이를 처리하기 위해, 재시도 동작(retry operation)이 수행되거나 또는 임의의 다른 수단이 판독 에러를 특정 레벨이나 그 미만으로 억압하기 위해 취해진다.
그러나, 그러한 재시도 동작은 다음의 문제, 즉 헤드가 일 회전만큼 회전 지연되게 유지되어야 하며 이어서 데이터를 재판독하여야 하는 문제를 야기한다. 이 때문에, 추가 지연이 데이터 판독 시간에 초래된다.
예를 들어, AV 콘텐츠를 처리하는 시스템은 HD(High Definition) 화상 품질로 재생하기 위해 또는 특수 재생을 위해 고 전송 레이트를 요구한다. 그러므로, 정정될 수 없는 판독 에러가 섹터에 발생한다고 하더라도, 재시도 동작은 시간적 제약으로 인해 때때로 수행될 수 없다. 그 경우에, 현존하는 상황 하에서, 에러의 정정 없이 처리를 계속하지 않을 수 없으며, 그 결과 재생 품질이 저하된다.
이에 대하여, 여러 기술이 개발되어 왔다. 예를 들어, 위 특허 문헌 2 는 다음의 스위칭 기술, 즉 레코딩될 데이터 블록에는 해당 블록의 중요도 레벨을 나타내는 정보가 제공되며, 이 정보에 기초하여, 재시도 동작이 중요한 데이터 블록에 대하여 수행되며 다른 데이터 블록에 대해서는 수행되지 않는 기술을 개시한다.
위 특허 문헌 1 은 다음의 스위칭 기술, 즉 레코딩될 데이터 블록에는 해당 블록의 중요도 레벨을 나타내는 정보가 제공되며, 이 정보에 기초하여 에러 정정 능력이 중요한 데이터 블록에 대하여 향상되며 통상의 정정 능력은 다른 데이터 블록에 사용되는 기술을 개시한다.
이들 기술은 특히 AV 콘텐츠 처리 시스템 또는 유사한 시스템에서 어느 정도까지는 적절히 동작한다. 그러나, 재시도 동작을 피하거나 에러를 정정하기 위해서는 보다 효율적인 기술이 요구된다.
나아가, 진동과 같은 임의의 교란이 AV 콘텐츠가 판독되고 있는 동안 가해지는 경우, 교란이 존재하지 않은 경우에 비해 에러가 더 많이 발생하기 쉽다. 이 때문에, 에러가 정정될 수 없는 데이터의 양이 많아지며 종국적으로 재생 품질이 저하된다.
특히, 교란이 가해져 생긴 에러는 탐색 동작이 수행된 바로 후에 더 많이 발생하기 쉽다. 있을 수 있는 원인 중 하나는, 교란이 가해지면 트랙 위에 헤드가 위치지정되는 시간이 길어지고 이것이 에러를 유발한다는 것이다.
이 에러는 랜덤 에러 또는 버스트 에러일 수 있다. 교란이 크면 클수록, 랜덤 에러가 정정될 수 없는 섹터의 수가 더욱 더 많아진다.
판독 동안 에러의 발생 빈도를 증가시키는 다른 원인 중 하나는 노화(aging)이다. 과거에 기록되어 있는 데이터가 판독될 때 유사한 현상이 SPM(SPindle Motor) 또는 VCM(Voice Coil Motor)에서의 노후화(deterioration)에 의해 유발될 수 있다.
탐색 동작 바로 후에 교란으로 인한 에러의 발생은 또한 자연적으로 데이터 품질, 억세스 시간, 및 전송 레이트에 불리한 효과를 가져오며 그리고 이들 에러에 대한 조치가 요구된다.
본 발명은 전술된 문제를 감안하여 이루어졌다. 데이터 레코딩/재생 디바이스, 데이터 레코딩/재생 방법, 컴퓨터 프로그램, 레코딩 매체로서, 본 발명은 다음의 목적, 즉
원하는 데이터가 저장되어 있는 위치에 억세스하는데 드는 시간을 단축하는 것과,
전송 레이트를 저하시키지 않으면서 데이터를 안정하게 재생하는 것과,
더 넓은 범위의 랜덤 에러와 버스트 에러를 정정할 수 있게 하며 안정한 데이터 재생을 위해 전송 레이트의 저하를 감소시키기 위해 재시도 동작과 데이터 품질의 저하를 회피하기 위한 것과,
안정한 데이터 재생을 위해 전송 레이트를 저하시키는 것을 줄이기 위해 탐색 동작 바로 후에 교란으로 인한 에러의 영향을 회피하는 것을 달성한다.
본 발명에 따른 데이터 레코딩/재생 디바이스는, 동심 트랙이 형성되어 있으며 각 트랙이 복수의 섹터로 분할되어 있는 디스크 레코딩 매체를 위한 것이다. 이 데이터 레코딩/재생 디바이스는, 타깃 트랙을 탐색하는 탐색 수단과; 탐색된 트랙에 대해 억세스를 하는 데이터 억세스 수단과; 데이터에 있는 에러를 정정하기 위한 에러 정정 코드를 생성하며 이 에러 정정 코드에 기초하여 데이터에 있는 에러를 정정하는 에러 정정 수단을 포함한다. 이 에러 정정 수단은 미리 결정된 데이터 양 단위에 대해 제 1 에러 정정 코드 단위를 설정하며, 복수의 제 1 에러 정정 코드 단위에 대해 제 2 에러 정정 코드 단위를 설정한다. 그리하여, 이 에러 정정 수단은 복수의 제 1 에러 정정 코드 단위와 여기에 부가된 제 2 에러 정정 코드 단위를 포함하는 에러 정정 블록을 형성한다. 나아가, 이 에러 정정 수단은, 탐색 수단에 의해 디스크 레코딩 매체 위의 어느 트랙으로 헤드가 이동될 때 제 2 에러 정정 코드가 레코딩되어 있는 섹터가 데이터 억세스 수단에 의해 판독될 제 1 섹터가 되도록 에러 정정 블록을 생성한다.
제 2 에러 정정 코드가 레코딩되어 있는 섹터가 판독될 제 1 섹터가 되기 위하여, 이 에러 정정 수단은, 제 2 에러 정정 코드가 적어도 에러 정정 블록의 상부에 배치되도록 에러 정정 블록을 형성한다. 또는 이 에러 정정 수단은, 제 2 에러 정정 코드가 적어도 에러 정정 블록의 상부와 말단에 배치되도록 에러 정정 블록을 형성한다.
나아가, 이 에러 정정 수단은, 에러 정정 블록이 하나 이상의 트랙으로 완성되도록 에러 정정 블록을 형성한다.
나아가, 이 에러 정정 수단은 리드-솔로몬 코드 시스템에 의해 에러 정정 코드를 생성한다.
나아가, 에러 정정 수단에 의해 형성된 에러 정정 블록은 각 제 1 또는 제 2 에러 정정 코드 단위로 인터리브된 구조를 갖는다.
나아가, 디스크 리코딩 매체는 디스크 레코딩 매체 위의 각 위치에서 반경방향으로 형성된 서보 영역을 갖는다.
나아가, 데이터 억세스 수단은 탐색 수단에 의해 탐색된 트랙에서 억세스 가능하게 된 선두 섹터에서 기록 억세스를 시작하며 하나의 트랙에 해당하는 섹터들에 억세스한다.
이 경우에, 데이터 억세스 수단은 다음과 같이 동작한다: 기록 억세스에서, 데이터 억세스 수단은 트랙에서 억세스된 첫 번째 섹터에서 시작하여 하나씩 섹터에 상대 위치 어드레스를 할당한다. 판독 억세스에서, 데이터 억세스 수단은 이 상대 위치 어드레스에 따라 트랙 위의 섹터로부터 판독된 데이터를 재구성하며 이에 의해 기록된 데이터를 재생한다.
나아가, 에러 정정 수단은, 2개 이상의 에러 정정 블록이 각 트랙에 존재하지 않으며 에러 정정 블록이 하나 이상의 트랙에 의해 완성되도록 에러 정정 블록을 형성한다.
본 발명에 따른 데이터 레코딩/재생 방법은 동심 트랙이 형성되어 있으며 각 트랙은 복수의 섹터로 분할되어 있는 디스크 레코딩 매체를 위한 것이다. 이 데이터 레코딩/재생 방법은, 타깃 트랙을 탐색하는 탐색 단계와; 탐색된 트랙에 대해 억세스가 이루어지는 데이터 억세스 단계와; 에러 정정 코드가 데이터에 있는 에러를 정정하기 위해 생성되며 데이터에 있는 에러는 에러 정정 코드에 기초하여 정정되는 에러 정정 단계를 포함한다. 이 에러 정정 단계에서, 제 1 에러 정정 코드 단위는 미리 결정된 데이터 양 단위에 대해 설정되며, 제 2 에러 정정 코드 단위는 복수의 제 1 에러 정정 코드 단위에 대해 설정된다. 그리하여, 복수의 제 1 에러 정정 코드 단위와 여기에 부가된 제 2 에러 정정 코드 단위를 포함하는 에러 정정 블록이 형성된다. 나아가, 에러 정정 블록은, 탐색 단계에서 디스크 레코딩 매체 위의 어느 트랙으로 헤드가 이동될 때 제 2 에러 정정 코드가 레코딩되어 있는 섹터가 데이터 억세스 단계에서 판독될 제 1 섹터가 되도록 생성된다.
에러 정정 단계에서, 에러 정정 블록은, 제 2 에러 정정 코드가 적어도 에러 정정 블록의 상부에 배치되도록 형성된다. 또는 에러 정정 블록은, 제 2 에러 정정 코드가 상부와 말단에 배치되도록 형성된다.
나아가, 에러 정정 단계에서, 에러 정정 블록은 하나 이상의 트랙에 의해 완성된다.
나아가, 에러 정정 단계에서, 에러 정정 코드는 리드 솔로몬 코드 시스템에 의해 생성된다.
나아가, 에러 정정 단계에서 형성된 에러 정정 블록은 각 제 1 또는 제 2 에러 정정 코드 단위로 인터리브된 구조를 가진다.
나아가, 데이터 억세스 단계에서, 기록 억세스는 탐색 단계에서 탐색된 트랙에서 억세스 가능하게 된 선두 섹터에서 시작되며 하나의 트랙에 해당하는 섹터들이 억세스된다.
이 경우에, 데이터 억세스 단계는 다음과 같이 수행된다: 기록 억세스에서, 상대 위치 어드레스가 트랙에서 억세스된 제 1 섹터에서 시작하여 하나씩 섹터에 할당된다. 판독 억세스에서, 트랙 위의 섹터로부터 판독된 데이터는 상대 위치 어드레스에 따라 재구성되며 이에 의해 기록된 데이터가 재생된다.
나아가, 에러 정정 단계에서, 에러 정정 블록이, 2개 이상의 에러 정정 블록이 각 트랙에 존재하지 않으며 에러 정정 블록이 하나 이상의 트랙에 의해 완성되도록 형성된다.
본 발명에 따른 프로그램은 컴퓨터 시스템에서 데이터 레코딩/재생 처리를 수행하기 위한 컴퓨터로 판독가능한 포맷으로 기록되어 있다. 데이터 레코딩/재생 처리는 동심 트랙이 형성되어 있으며 각 트랙이 복수의 섹터로 분할되어 있는 디스크 레코딩 매체에 대해 수행된다. 이 프로그램은 데이터 레코딩/재생 방법에 있는 단계를 수행하기 위한 것이다.
본 발명에 따른 레코딩 매체는, 제 1 에러 정정 코드 단위가 미리 결정된 데이터 양 단위에 대해 설정되며, 제 2 에러 정정 코드 단위가 복수의 제 1 에러 정정 코드 단위에 대해 설정되도록 구성된다. 복수의 제 1 에러 정정 코드 단위와 여기에 부가된 제 2 에러 정정 코드 단위를 포함하는 에러 정정 블록이 형성된다. 나아가, 에러 정정 블록은, 탐색 동작에 의해 어느 트랙으로 헤드가 이동될 때 제 2 에러 정정 코드가 레코딩되어 있는 섹터가 판독될 제 1 섹터가 되도록 설정된다. 전술된 에러 정정 블록 구조를 가지는 데이터는 레코딩 트랙 위에 레코딩된다.
전술된 요구되는 목적은 본 발명에 의해 달성된다.
보다 구체적인 설명이 주어진다. 제 1 에러 정정 코드(C1) 단위의 사용에 의해 섹터 내의 랜덤 에러를 정정할 수 있다. 나아가, 제 2 에러 정정 코드(C2) 단위의 사용에 의해 섹터 내 에러(intra-sector error)와 섹터들에 걸쳐 퍼져 있는 버스트 에러에 대해 정정할 수 있는 범위를 초과하는 에러를 정정할 수 있다. 보다 상세한 설명이 주어진다. 에러 정정 블록을 C1+C2로 구성하는 것에 의해, 원하는 또는 더 높은 데이터 전송 레이트를 유지하기 위해 재시도 동작이 수행될 수 없는 상황 아래에서도 다음의 잇점이 제공되는데, 즉 만약 C1에 의한 에러 정정이 실행 불가능하게 되면, C2에 의한 에러 정정이 수행될 수 있는 잇점이 제공된다. 그러므로, 보다 안정적인 시스템이 제공될 수 있다. 더 넓은 범위의 랜덤 에러와 버스트 에러를 정정할 수 있게 하며 재시도 동작을 회피할 수 있게 하는 것에 의해, 안정적인 데이터 재생이 전송 레이트의 저하 없이 수행될 수 있다.
나아가, 에러 정정 블록은, 탐색 동작에 의해 어느 트랙으로 헤드가 이동될 때 제 2 에러 정정 코드가 레코딩되어 있는 섹터(C2 섹터)가 판독될 제 1 섹터가 되도록 구성된다. 그리하여, 탐색 동작 바로 후에, C2 섹터에서 억세스가 시작된다. 보다 상세한 설명이 주어진다. 에러가 교란 등으로 인해 가장 빈번하게 발생하는 섹터는 C2 섹터이며, 위 구성은 데이터 섹터에 대한 교란의 영향을 최소화시킨다고 말할 수 있다.
C2 섹터에 에러가 있는 경우에, 이 에러로 인한 데이터의 손실은, 만일 이 에러가 미리설정된 ECC 정정 능력을 초과하는 경우에도, 효과적으로 감소될 수 있다. 이것은, C2 섹터가 에러를 정정할 수 있는 능력이 없는 것으로 인해 분실되는 경우에도, 데이터 섹터가 손상되지 않기 때문이며; 그리하여 에러가 정정될 수 없는 경우에도 데이터 섹터는 정상적일 것으로 예상된다.
전술된 바와 같이, 데이터 억세스 수단은 탐색 수단에 의해 탐색된 트랙에 대해 억세스 가능하게 된 선두 섹터에서 기록 억세스를 시작하며 하나의 트랙에 해당하는 섹터들에 억세스 한다. 이 데이터 억세스 수단은 예를 들어 트랙 위에 위치지정된 자기 헤드가 있는 섹터에서 시작하여 하나의 트랙에 해당하는 섹터들에 억세스한다. 그리하여, 기록 동작시에 회전 지연 시간이 제거될 수 있다. 판독 억세스에서, 트랙에 기초하여 억세스가 이루어지며 그리고 불특정 처리, 즉 미리 보기는 생략된다. 그 결과, 탐색 동작이 시작되는 타이밍이 신뢰성 있게 결정될 수 있다.
이 경우에, 특히 다른 잇점이 제공된다. 기록 억세스에서, 데이터 억세스 수단은 트랙에서 억세스가 시작된 섹터에서 시작하여 하나씩 섹터에 상대 위치 어드레스를 할당한다. 판독 억세스에서, 데이터 억세스 수단은 상대 위치 어드레스에 따라 트랙 위의 섹터로부터 판독된 데이터를 재구성하며 이에 의해 기록된 데이터를 재생한다. 그리하여 기본적으로 트랙 위의 임의의 섹터에서 억세스가 시작될 수 있다.
전술된 바와 같이, 판독/기록 동작은 탐색 동작 바로 후 임의의 헤드 위치에서 시작될 수 있으며 그리고 회전 지연이 최소화될 수 있다. 그 결과, 탐색 횟수가 최소화되며 억세스 시간이 단축된다. 이 경우에, 특히, 또한, 탐색 바로 후 임의의 헤드 위치가 C2 섹터에 대응하도록 조치가 취해지는 경우, 교란의 영향은 판독 억세스 동안 최소화될 수 있다.
이 억세스 방법에서, 기록 또는 판독을 요청하는 출처(예를 들어, HDD에 접속된 컴퓨터와 같은 호스트 디바이스)는 디스크 위에 있는 섹터의 어드레스를 고려할 필요가 없다. 나아가, 데이터 사이즈를 감소시키게 하는 상대 위치 어드레스의 사용에 의해 저장 영역이 효과적으로 사용될 수 있다.
판독 억세스에서, 트랙 위의 섹터로부터 판독된 데이터는 예를 들어 상대 위치 어드레스에 따라 버퍼 메모리에서 재구성된다. 그리하여 원래 데이터는 억세스가 시작된 섹터의 위치에 상관없이 재구성될 수 있다. 이 시간에, 이후의 조치를 취하는 것이 적절한데, 즉 에러 정정 블록은, 2개 이상의 에러 정정 블록이 각 트랙에 존재하지 않으며 그리고 에러 정정 블록이 하나 이상의 트랙에 의해 완성되도록 형성되는 것이 적절하다.
본 발명은 전술된 문제를 감안하여 이루어졌다. 데이터 레코딩/재생 디바이스, 데이터 레코딩/재생 방법, 컴퓨터 프로그램, 및 레코딩 매체로서, 본 발명은 다음의 목적, 즉
원하는 데이터가 저장되어 있는 위치에 억세스하는데 드는 시간을 단축시키는 것과,
전송 레이트를 저하시키지 않고 데이터를 안정적으로 재생하는 것과,
더 넓은 범위의 랜덤 에러와 버스트 에러를 정정할 수 있게 하며 이에 의해 안정적인 데이터 재생을 위해 재시도 동작을 회피하며 전송 레이트의 저하를 감소시키는 것과,
포맷 구성의 단편화(fragmentation)를 수용하는 에러 정정 방법을 구현하는 것을 달성한다.
본 발명에 따른 데이터 레코딩/재생 디바이스는 동심 또는 나선형 트랙이 형성되어 있으며 각 트랙이 복수의 섹터로 분할되어 있는 디스크 레코딩 매체를 위한 것이다. 데이터 레코딩/재생 디바이스는, 타깃 트랙을 탐색하는 탐색 수단과; 탐색된 트랙에 억세스를 하는 데이터 억세스 수단과; 데이터에 있는 에러를 정정하기 위한 에러 정정 코드를 생성하며 이 에러 정정 코드에 기초하여 데이터에 있는 에러를 정정하는 에러 정정 수단을 포함한다. 이 에러 정정 수단은 미리 결정된 데이터 양 단위에 대해 제 1 에러 정정 코드 단위를 설정하며, 복수의 제 1 에러 정정 코드 단위에 대해 제 2 에러 정정 코드 단위를 설정한다. 그리하여, 에러 정정 수단은 복수의 제 1 에러 정정 코드 단위와 여기에 부가된 제 2 에러 정정 코드 단위를 포함하는 에러 정정 블록을 형성한다. 나아가, 이 에러 정정 수단은 디스크 레코딩 매체로/로부터 데이터를 기록/판독하는 동작 동안 선택된 부분에 따라 에러 정정 블록의 구성을 변경시킨다.
이 때에, 이 에러 정정 수단은 다음의 선택, 즉 기록-판독 헤드의 선택, 데이터가 기록/판독되는 디스크 레코딩 매체의 레코딩 표면의 선택 또는 이 디스크 레코딩 매체로부터 데이터를 기록/판독하는 동작 동안 선택된 부분으로서 레코딩 표면에 있는 존(zone)의 선택에 따라 에러 정정 블록의 구성을 변경시킨다.
나아가, 이 에러 정정 수단은 제 2 에러 정정 코드 단위를 변경시키는 것에 의해 에러 정정 블록의 구성을 변경시킨다.
나아가, 에러 정정 수단은 제 1 및 제 2 에러 정정 코드 단위 중 어느 하나만으로 에러 정정 블록을 형성하는 것에 의해 에러 정정 블록의 구성을 변경시킨다.
나아가, 에러 정정 수단은 리드 솔로몬 코드 시스템에 의해 에러 정정 코드를 생성한다. 나아가, 에러 정정 블록은 각 제 1 또는 제 2 에러 정정 코드 단위로 인터리브된 구조를 가진다.
데이터 억세스 수단은 탐색 수단에 의해 탐색된 트랙 위에 억세스가능하게 된 선두 섹터에서 억세스를 시작하며 하나의 트랙에 해당하는 섹터들에 억세스 한다.
이 때에, 데이터 억세스 수단은 다음과 같이 동작한다: 기록 억세스에서, 데이터 억세스 수단은 트랙 위에 억세스된 첫 번째 섹터에서 시작하여 하나씩 섹터에 상대 위치 어드레스를 할당한다. 판독 억세스에서, 데이터 억세스 수단은 이 상대 위치 어드레스에 따라 트랙 위의 섹터로부터 판독된 데이터를 재구성하며 이에 의해 기록된 데이터를 재생한다.
나아가, 에러 정정 수단은, 2개 이상의 에러 정정 블록이 각 트랙에 존재하지 않으며 에러 정정 블록이 하나 이상의 트랙에 의해 완성되도록 에러 정정 블록을 형성한다.
본 발명에 따른 데이터 레코딩/재생 방법은 동심 또는 나선형 트랙이 형성되어 있으며 각 트랙이 복수의 섹터로 분할되어 있는 디스크 레코딩 매체를 위한 것이다. 데이터 레코딩/재생 방법은, 타깃 트랙을 탐색하는 탐색 단계와; 탐색된 트랙에 억세스가 이루어지는 데이터 억세스 단계와; 에러 정정 코드가 데이터에 있는 에러를 정정하기 위해 생성되며 데이터에 있는 에러가 이 에러 정정 코드에 기초하여 정정되는 에러 정정 단계를 포함한다. 이 에러 정정 단계에서, 제 1 에러 정정 코드 단위는 미리 결정된 데이터 양 단위에 대해 설정되며, 제 2 에러 정정 코드 단위는 복수의 제 1 에러 정정 코드 단위에 대해 설정된다. 그리하여, 복수의 제 1 에러 정정 코드 단위와 여기에 부가된 제 2 에러 정정 코드 단위를 포함하는 에러 정정 블록이 형성된다. 나아가, 에러 정정 블록의 구성은 디스크 레코딩 매체로/로부터 데이터를 기록/판독하는 동작 동안 선택된 부분에 따라 변경된다.
이 때에, 에러 정정 단계에서, 에러 정정 블록의 구성은 다음의 선택, 즉 판독-기록 헤드의 선택, 데이터가 기록/판독되는 디스크 레코딩 매체의 레코딩 표면의 선택, 또는 디스크 레코딩 매체로/로부터 데이터를 기록/판독하는 동작 동안 선택된 부분으로서 레코딩 표면에 있는 존의 선택에 따라 변경된다.
나아가, 에러 정정 단계에서, 에러 정정 블록의 구성은 제 2 에러 정정 코드 단위를 변경하는 것에 의해 변경된다.
나아가, 에러 정정 단계에서, 에러 정정 블록은 제 1 및 제 2 에러 정정 코드 단위 중 어느 하나만으로 형성된다.
에러 정정 단계에서, 에러 정정 코드는 리드 솔로몬 코드 시스템에 의해 생성된다. 나아가, 에러 정정 블록은 각 제 1 또는 제 2 에러 정정 코드 단위로 인터리브된 구조를 가진다.
나아가, 데이터 억세스 단계에서, 억세스는, 탐색 단계에서 탐색된 트랙에 억세스 가능하게 된 선두 섹터에서 시작되며 하나의 트랙에 해당하는 섹터들이 억세스된다.
이 때에, 데이터 억세스 단계는 다음과 같이 수행된다: 즉, 기록 억세스에서, 상대 위치 어드레스가 트랙 위에 억세스된 첫 번째 섹터에서 시작하여 하나씩 섹터에 할당된다. 판독 억세스에서, 트랙 위의 섹터로부터 판독된 데이터는 이 상대 위치 어드레스에 따라 재구성되며 이에 의해 기록된 데이터가 재생된다.
나아가, 에러 정정 단계에서, 에러 정정 블록은, 2개 이상의 에러 정정 블록이 각 트랙에 존재하지 않으며 에러 정정 블록이 하나 이상의 트랙에 의해 완성되도록 형성된다.
본 발명에 따른 프로그램은 컴퓨터 시스템에서 데이터 레코딩/재생 처리를 실행하기 위한 컴퓨터로 판독가능한 포맷으로 기록되어 있다. 데이터 레코딩/재생 처리는, 동심 또는 나선형 트랙이 형성되어 있으며 각 트랙이 복수의 섹터로 분할되어 있는 디스크 레코딩 매체에 대해 실행된다. 이 프로그램은 데이터 레코딩/재생 방법에 있는 단계를 실행하기 위한 것이다.
본 발명에 따른 레코딩 매체는, 제 1 에러 정정 코드 단위가 미리 결정된 데이터 양 단위에 대해 설정되며, 제 2 에러 정정 코드 단위가 복수의 제 1 에러 정정 코드 단위에 대해 설정되도록 구성된다. 복수의 제 1 에러 정정 코드 단위와 여기에 부가된 제 2 에러 정정 코드 단위를 포함하는 에러 정정 블록이 형성된다. 나아가, 에러 정정 블록은, 디스크 레코딩 매체로/로부터 데이터를 기록/판독하는 동작 동안 선택된 부분으로서 레코딩 표면, 존, 및 기록-판독 헤드에 따라 설정된다. 전술된 에러 정정 블록 구조를 가지는 데이터는 레코딩 트랙 위에 레코딩된다.
전술된 요구되는 목적은 본 발명에 의해 달성된다.
보다 상세한 설명이 주어진다. 제 1 에러 정정 코드(C1) 단위를 사용하는 것에 의해 섹터 내 랜덤 에러를 정정할 수 있다. 나아가, 제 2 에러 정정 코드(C2) 단위의 사용에 의해 섹터 내 에러와 섹터들을 가로지르며 퍼져 있는 버스트 에러에 대해 정정할 수 있는 범위를 초과하는 에러를 정정할 수 있다. 보다 상세한 설명이 주어진다. 에러 정정 블록을 C1+C2로 구성하는 것에 의해, 원하는 또는 더 높은 데이터 전송 레이트를 유지하기 위해 재시도 동작을 수행할 수 없는 상황 아래에서도 다음의 잇점이 제공되는데, 즉 만일 C1에 의한 에러 정정이 실행 불가능하게 되면, C2에 의한 에러 정정이 수행될 수 있는 잇점이 제공된다. 그러므로, 보다 안정적인 시스템이 제공될 수 있다. 더 넓은 범위의 랜덤 에러와 버스트 에러를 정정할 수 있게 하는 것에 의해 그리고 재시도 동작을 회피하는 것에 의해, 안정적인 데이터 재생이 전송 레이트를 저하시키지 않고 수행될 수 있다.
나아가, 에러 정정 블록의 구성이, 디스크 레코딩 매체로/로부터 데이터를 기록/판독하는 동작 동안 선택된 판독-기록 헤드, 레코딩 표면, 및 존과 같은 부분에 따라 설정된다. 그리하여, 다음의 잇점이 제공되는데, 즉 에러 정정 능력이 섹터 포맷의 특수성에 따라 변동되지 않으며, 그리고 레코딩 표면 또는 헤드의 특성에 따라 효율적인 에러 정정이 구현될 수 있는 잇점이 제공된다.
전술된 바와 같이, 데이터 억세스 수단은 탐색 수단에 의해 탐색된 트랙에서 억세스 가능하게 된 선두 섹터에서 억세스를 시작하며 하나의 트랙에 해당하는 섹터들에 억세스 한다. 이 데이터 억세스 수단은 예를 들어 트랙 위에 위치지정된 자기 헤드가 있는 섹터에서 시작하여 하나의 트랙에 해당하는 섹터들에 억세스 한다. 즉, 트랙 단위에 기초하여 억세스가 이루어지며 이에 의해 불특정 처리, 즉 미리 보기가 생략될 수 있으며 탐색 동작이 시작되는 타이밍이 신뢰성있게 결정될 수 있다.
이 경우에, 특히 다른 잇점이 제공된다. 기록 억세스에서, 데이터 억세스 수단은 트랙에서 억세스가 시작된 섹터에서 시작하여 하나씩 섹터에 상대 위치 어드레스를 할당한다. 판독 억세스에서, 데이터 억세스 수단은 이 상대 위치 어드레스에 따라 트랙 위의 섹터로부터 판독된 데이터를 재구성하며 이에 의해 기록된 데이터를 재생한다. 그리하여 트랙 위의 임의의 섹터에서 억세스가 시작될 수 있다. 그리하여, 탐색 동작 바로 후 임의의 헤드 위치에서 판독/기록 동작이 시작될 수 있으며 회전 지연이 제거될 수 있다. 그 결과, 탐색 횟수가 최소화되며 억세스 시간이 단축된다.
나아가, 기록 또는 판독을 요청하는 출처(예를 들어, HDD에 접속된 컴퓨터와 같은 호스트 디바이스)는 디스크 위의 섹터의 어드레스를 고려할 필요가 없다. 나아가, 데이터 사이즈를 감소시킬 수 있게 하는 상대 위치 어드레스의 사용에 의해 저장 영역이 효과적으로 사용될 수 있다.
판독 억세스에서, 트랙 위의 섹터로부터 판독된 데이터는 예를 들어, 이 상대 위치 어드레스에 따라 버퍼 메모리에서 재구성된다. 그리하여, 원래 데이터는 억세스가 시작된 섹터의 위치에 상관없이 재구성될 수 있다. 이 때에, 다음의 조치를 취하는 것이 적절하다: 즉 에러 정정 블록은, 2개 이상의 에러 정정 블록이 각 트랙에 존재하지 않으며 에러 정정 블록이 하나 이상의 트랙에 의해 완성되도록 형성되는 것이 적절하다.
본 발명에 따라, 다음의 잇점, 즉 데이터 재생이 에러 정정 코드로 인해 효율적인 리던던시(redundancy)로 수행될 수 있으며 안정성이 제공될 수 있는 우수한 레코딩/재생 디바이스, 데이터 레코딩/재생 방법, 프로그램 및 레코딩 매체가 제공되는 잇점이 있다.
보다 상세한 설명이 주어진다. 제 1 에러 정정 코드 단위의 사용에 의해 섹터 내 랜덤 에러를 정정할 수 있다. 나아가, 제 2 에러 정정 코드 단위의 사용에 의해 섹터 내 에러와 섹터들을 가로지르며 퍼져 있는 버스트 에러에 대해 정정할 수 있는 범위를 초과하는 에러를 정정할 수 있다. 그리하여, 원하는 또는 더 높은 데이터 전송 레이트를 유지하기 위해 재시도 동작이 수행될 수 없는 상황 아래에서도 에러가 적절히 정정될 수 있으며 그리고 보다 안정적인 시스템이 제공될 수 있다. 더 넓은 범위의 랜덤 에러와 버스트 에러를 정정할 수 있게 하며 그리고 재시도 동작을 회피할 수 있게 하는 것에 의해, 안정적인 데이터 재생이 전송 레이트를 저하시키지 않고 수행될 수 있다.
나아가, 에러 정정 블록은, 탐색 동작에 의해 어느 트랙으로 헤드가 이동될 때 섹터 에러 정정 코드가 레코딩되어 있는 섹터(C2 섹터)가 판독될 첫 번째 섹터가 되도록 구성된다. 그리하여, 탐색 동작 바로 후, C2 섹터에서 억세스가 시작된다. 보다 상세한 설명이 주어진다. 교란 등으로 인해 에러가 매우 자주 발생하는 섹터는 C2 섹터라고 알려져 있다. 그러므로, 위 구성은 데이터 섹터에 대한 교란의 영향을 최소화시키며 안정적인 데이터 재생을 구현한다.
나아가, 에러 정정 블록의 구성은, 디스크 레코딩 매체로/로부터 데이터를 기록/판독하는 동작 동안 선택된 기록-판독 헤드, 레코딩 표면, 및 존과 같은 부분에 따라 설정된다. 그 결과, 에러 정정 블록은 이들 특성(레코딩/재생 능력)에 따라 변경된다. 그리하여 다음의 잇점이 제공된다: 즉 에러 정정 능력의 변동이 일어나지 않으며, 효과적인 에러 정정이 구현될 수 있으며, 그리고 효율적인 디스크 포맷이 구현될 수 있다. 이들 효과는 디스크에 대한 포맷 구성이 특별한 경우에도 나타난다.
전술된 바에 따라, 보다 안정적인 시스템이 제공될 수 있다.
나아가, 본 발명에 따라, 탐색된 트랙에서 억세스가능하게 된 선두 섹터에서 억세스가 시작되며 하나의 트랙에 해당하는 섹터들에 대해 판독 억세스가 이루어진다. 그리하여, 트랙 단위에 기초하여 억세스가 이루어질 수 있으며, 데이터 기록 억세스 제어가 회전 지연 없이 수행될 수 있다. 즉, 데이터 억세스 시간이 단축될 수 있다.
이러한 억세스 방법에서도, 탐색 바로 후 헤드 위치가 C2 섹터에 해당하도록 조치가 취해지는 경우, 교란의 영향이 최소화될 수 있다. 즉, 데이터는 판독 억세스시 안정적으로 판독될 수 있다.
이하, 도면을 참조하여, 본 발명의 실시예가 아래 순서로 기술될 것이다.
1. 하드 디스크 드라이브의 구성
2. 서보 영역
3. 억세스 동작
4. ECC 구성
5. 탐색 바로 후 섹터가 C2 섹터로 취해지는 경우의 ECC 블록의 설정
6. 헤드/레코딩 표면/존에 따른 ECC 블록의 설정
7. 응용예
1. 하드 디스크 드라이브의 구성
도 1 은 본 발명의 일 실시예에서 HDD(Hard Disk Drive)(10)의 전체 구성을 개략적으로 예시한다.
도 1에 도시된 바와 같이, HDD(10)는 CPU(Central Processing Unit)(11), ROM(Read Only Memory)/RAM(Random Access Memory)(12), 디스크 제어기(13), 버퍼 RAM(14), 데이터 판독/기록 제어 유닛(15), 서보 제어 유닛(16), 및 자기 디스크 (21)를 포함한다.
하나 이상의 자기 디스크(21)가 제공되며, 레코딩 표면은 자기 디스크의 한 면 또는 양 면(디스크의 전면과 후면)에 제공된다. 헤드는 각 레코딩 표면 위에 배치된다. 도 1 은 2개의 자기 디스크(21a 및 21b)가 제공되며 2개의 판독-기록 헤드 (자기 헤드)(22a 및 22b)가 이에 대응하여 제공되는 상태를 도시한다.
보다 상세한 설명이 주어진다. 드라이브 유닛에서, 수 개의 자기 디스크(플래터)들이 동심원으로 중첩되어 있다. 동일한 트랙 번호의 자기 디스크 위의 트랙들은 원통형으로 배치되며(실린더), 그 트랙 번호와 동일한 실린더 번호에 의해 지정된다.
도 1에 도시된 바와 같이, 하나의 자기 디스크(21)에 하나의 판독-기록 헤드 (22)가 제공되는 그러한 구성은, 레코딩 표면이 각 자기 디스크(21)의 한 면에 제공되는 경우, 채용된다.
레코딩 표면이 양 면에 제공되는 경우에는, 2개의 판독-기록 헤드(22)가 하나의 자기 디스크(21)에 제공된다.
도 1에서, CPU(11)는 ROM/RAM(12)에 저장되어 있는 제어 코드를 실행하며 이에 의해 중앙 집중식으로 HDD(10) 내의 동작을 제어한다.
디스크 제어기(13)는 인터페이스(17)를 통해 접속된 호스트(미도시)로부터 명령을 수신한다. CPU(11)는 이 명령을 처리하며, 디스크 제어기(13)는 그 명령 처리의 결과에 따라 데이터 판독/기록 제어 유닛(15)과 서보 제어 유닛(16)의 하드웨어 동작을 지시한다.
인터페이스(17)를 통해 호스트로부터 수신된 기록 데이터와 이 호스트로 송신될 자기 디스크(21)로부터 판독된 데이터는 버퍼 RAM(14)에 임시 저장된다.
데이터 판독/기록 제어 유닛(15)은 실제로 레코딩될 데이터 패턴을 생성하기 위해 인코딩 및 변조 처리를 수행하며 전치 증폭기(25)를 거쳐 자기 디스크(21)에 데이터를 기록한다. 또한, 데이터 판독/기록 제어 유닛(15)은 전치 증폭기(25)를 통해 자기 디스크(21)로부터 판독된 데이터를 수신하며 이 데이터를 복조한다.
서보 제어 유닛(16)은 자기 헤드(22)가 장착된 암을 이동시키는 음성 코일 모터(VCM : voice coil motor)(23)와 자기 디스크(21)를 회전시키는 스핀들 모터 (SPM : spindle motor)(24)를 동기적으로 구동한다. 그리하여, 이 서보 제어 유닛 (16)은, 자기 헤드(22)가 자기 디스크(21) 상의 타깃 트랙에 대해 미리 결정된 범위 내에 도달하도록 제어를 수행한다. 나아가, 서보 제어 유닛(16)은 헤드로 하여금 디스크 위의 서보 패턴에 기초하여 미리 결정된 위치를 탐색하고 그 위치로 이동하게 하는 제어를 수행한다.
자기 디스크(21)에는 데이터가 레코딩될 블록이 되는 다수의 트랙이 동심원으로 형성되어 있으며, 0,1,2,... 의 트랙 번호가 디스크(21)의 최외측 반경으로부터 내측 반경 쪽으로 가는 순서로 트랙에 할당된다. 각 트랙은 섹터로 더 분할되며 이 섹터는 데이터 판독/기록 동작이 수행될 수 있는 최소 단위이다.
각 섹터가 보유할 수 있는 데이터의 양은 예를 들어 512 바이트로 고정되어 있다.
사실상, 이 섹터에는 헤더 정보, 에러 정정 코드, 등이 데이터에 부가하여 레코딩되어 있다.
트랙당 섹터의 수에 대해, ZBR(Zone Bit Recording) 방법이 채용되는데, 이 방법에서 섹터의 수는, 주변 길이가 더 큰 외측 반경에 트랙이 위치될 수록, 증가된다. 즉, 자기 디스크(21)의 외주에 걸친 섹터의 수는 트랙마다 균일하지 않다. 대신에 다음의 구성이 채용된다: 즉 자기 디스크(21)가 반경 방향으로 복수의 존(zone)으로 분할되며, 섹터의 수는 각 존 내의 트랙에 대해 균일하게 이루어지는 구성이 채용된다.
도 3 은 ZBR 방법의 일례를 예시한다.
도 3 에 도시된 예에서, 디스크는 3개의 존으로 분할되며, 이 존에는 최외측의 존으로부터 순서대로 0, 1, 및 2의 존 번호가 제공된다. 각 존은 복수의 트랙을 포함한다.
도 3에서, 각 존은 섹터로 분할된다. 이 경우(엄격하게는 개략적인 예로서)에, 존 0 은 64개의 섹터로 구성되며; 존 1 은 32개의 섹터로 구성되며; 존 2 는 16개의 섹터로 구성된다. 존 사이의 관계에 대해, 선형 레코딩 밀도가 미리 결정된 범위 내에 있으며 디스크 당 메모리 용량이 증가되도록 구체적인 섹터 수가 결정된다. 이것은, 스핀들 모터(24)의 회전 수를 일정하게 하며, 판독-기록 클록을 변경하고 다른 유사한 조치를 취하는 것에 의해 달성된다.
도 2 는 도 1에 있는 디스크 제어기(13)의 내부 구성을 보다 상세하게 예시한다. 도 2에 도시된 바와 같이, 디스크 제어기(13)는 CPU 인터페이스(31), 호스트 제어기(32), 버퍼 제어기(33), 서보 제어기(34), 디스크 포맷터(35), ECC 제어기 (36)를 포함한다. 이 도 2에서, 데이터의 이동 방향을 나타내는 화살표가 이중 라인(double line)으로 표시되어 있다.
CPU 인터페이스(31)는 CPU(11)와 RAM/ROM(12) 사이의 인터페이스이며, 호스트로부터의 명령을 통지하며 CPU(11)로부터 명령 처리 결과를 수신하며 그리고 유사한 동작을 수행한다.
호스트 제어기(32)는 인터페이스(17)를 통해 접속된 호스트와 통신한다.
버퍼 제어기(33)는 디스크 제어기(13) 내의 여러 부분과 버퍼 RAM(14) 사이의 데이터 전달을 제어한다.
서보 제어기(34)는 VCM(Voice Coil Motor)(23)과 SPM(SPindle Motor)(24)의 동작을 제어한다. 이에 의해, 제어기(34)는 자기 디스크(21) 상의 서보 패턴으로부터 서보 정보를 판독하며 이 정보를 서보 제어 유닛(15)으로 전달한다.
디스크 포맷터(35)는 버퍼 RAM(14) 상의 데이터를 자기 디스크(21)에 기록하거나 또는 자기 디스크(21)로부터 데이터를 판독하기 위한 제어를 수행한다.
ECC 제어기(36)는 버퍼 RAM(14)에 저장되어 있는 데이터로부터 ECC 코드를 생성하며, 이 ECC 코드를 기록 동작 동안 부가하며 판독 동작 동안 에러를 정정한다.
도 2에 도시된 디스크 제어기(13)는 CPU(11)로부터 포맷터 제어 정보와 ECC 제어 정보를 수신한다.
도 2에 도시된 디스크 제어기(13)는 CPU(11)로부터 레코딩 표면/존/헤드에 따라 포맷터 제어 정보와 ECC 변경 제어 정보를 수신한다.
레코딩 표면은 디스크(21)의 디스크 표면으로 정의되며, 여기서 데이터는 HDD 유닛(10)에서 레코딩되며 재생될 수 있다. 일례로서 도 1에 도시된 디스크(21a 및 21b)에 기초한 구성(하나의 디스크에 하나의 레코딩 표면)의 경우, 2개의 레토딩 표면이 존재한다. 즉, 디스크(21a)의 레코딩 표면과 디스크(21b)의 레코딩 표면이 존재한다. 도 17에 도시된 디스크(21a 및 21b)에 기초한 구성(하나의 디스크에 2개의 레코딩 표면)에서, 4개의 레코딩 표면이 존재한다. 즉, 디스크(21a)의 전면 및 후면 레코딩 표면과 디스크(21b)의 전면 및 후면 레코딩 표면이 존재한다.
존은, ZBR 방법에 의해 레코딩 표면이 구성될 때 형성되는 각 존을 말한다.
헤드는 각 레코딩 표면에 따라 제공되는 각 판독-기록 헤드(22)를 말한다.
억세스 방법에 대해, 이 예에서, 소위 LBA(Logical Block Address)에 기초하여 억세스가 이루어질 수 있거나 또는 이후 기술되는 바와 같이 트랙 단위에 기초하여 상대 어드레스를 사용하여 이루어질 수도 있다.
LBA에 의해 억세스가 이루어지는 경우, 포맷터 제어 정보는 탐색한 트랙에서 섹터가 억세스가능하게 된 후 LBA에 의해 지정된 섹터에 억세스하기 위한 포맷 정보이다. 이 정보는 CPU 인터페이스(31)를 통해 디스크 포맷터(35)로 전송되며 데이터 포맷터는 거기서 생성된다.
ECC 제어 정보는 제 1 에러 정정 코드(C1)와 제 2 에러 정정 코드(C2)를 가지는 ECC 블록의 구성을 설정하기 위한 정보이다. 예를 들어, ECC 블록 구성이 섹터의 수에 따라 존마다 변경되는 경우, ECC 제어 정보는 이 구성을 나타내는 정보로서 작용한다. 이 정보는 CPU 인터페이스(31)를 통해 ECC 제어기(36)에 전송되며 ECC 블록 구성은 거기서 설정된다. 이후 버퍼 RAM(14)은 미리 결정된 ECC 처리를 수행하기 위해 억세스 된다.
만일 트랙 단위에 기초하여 상대 어드레스를 사용하여 억세스가 이루어지는 경우, 위 포맷터 제어 정보는 탐색된 트랙에서 섹터가 억세스가능하게 된 후 선두 섹터에서 억세스를 시작하며 하나의 트랙에 해당하는 섹터들을 억세스하기 위한 포맷 정보이다. 이 정보는 CPU 인터페이스(31)를 통해 디스크 포맷터(35)에 전송되며 데이터 포맷터는 거기서 생성된다.
ECC 제어 정보는 트랙에 의해 완성되는 ECC 블록의 구성을 설정하기 위한 정보이다. 예를 들어, ECC 블록 구성이 섹터의 수에 따라 존마다 변경되는 경우, ECC 제어 정보는 그 구성을 나타내는 정보로서 작용한다. 이 정보는 CPU 인터페이스 (31)를 통해 ECC 제어기(36)에 전송되며, ECC 블록 구성은 거기서 설정된다. 이후 버퍼 RAM(14)은 미리 결정된 ECC 처리를 수행하기 위해 억세스된다.
이들 제어 정보(포맷터 제어 정보, ECC 변경 제어 정보)는 도 1에서 CPU(11)에 부속하는 ROM/RAM과는 다른 임의의 위치에 배치될 수 있다. 예를 들어, 이들 정보는 자기 디스크(21)에 저장될 수 있으며 자기 디스크(21)로부터 판독될 수 있으며 시작시에 버퍼 RAM(14)에 배치될 수 있다. 이 경우, 제어 정보는 버퍼 RAM(14)으로부터 여러 부분으로 전송될 수 있다.
이 실시예에서 HDD(10)는 전술된 바와 같이 구성된다. 이 구성에서, 아래 기술되는 바와 같이, 데이터 억세스 제어는 회전 지연 없이 수행되며, 억세스 시간은 단축되며, 높은 데이터 전송 레이트가 얻어지는 시스템이 구현된다. 나아가, 넓은 범위의 랜덤 에러와 버스트 에러가 정정할 수 있게 되며, 이에 의해 재시도 동작이 회피되며, 전송 레이트의 저하가 감소된다. 그리하여, 안정적인 데이터 재생이 수행된다. 나아가, 탐색 바로 후 섹터가 억세스된 트랙에서 제 2 에러 정정 코드(C2)가 레코딩되어 있는 섹터가 되도록 조치가 취해진다. 그리하여, 교란 등의 불리한 효과가 감소된다.
2. 서보 영역
도 4 는 자기 디스크(21)에서 서보 영역(servo area)의 배치의 일례를 예시한다.
도 4에서, 반경 방향으로 있는 실선은 서보 영역(SRV)을 나타낸다(도 3에 도시된 섹터의 분할이 아님).
도 4에 예시된 예에서, 서보 영역은 반경 방향으로 도시된 32개의 실선에 의해 나타나 있는 바와 같이 자기 디스크(21)에서 반경 방향으로 배치된다. 즉, 서보 영역(SRV)은 동심원을 형성하는 존 0, 존 1, 및 존 2에 상관없이 형성된다. 다시 말해, 32개의 서보 영역(SRV)은 임의의 존에 있는 각 트랙 위에 형성된다. 각 트랙에 대해 32개의 서보 영역(SRV)이 제공되는 구성은 설명을 위한 하나의 일례에 불과하다.
각 섹터가 512 바이트로 구성되어 있는 경우, 섹터당 사이즈(섹터 사이즈)는 트랙 위 2개의 서보 영역 사이의 용량에 비해 작다. 그러므로, 복수의 섹터는 트랙 위 어느 서보 영역과 그 다음 서보 영역 사이에 배치된다.
이들 섹터의 배치는 ZBR에서 각 존에 대해 주로 지정된다. 즉, 만일 존이 다르면, 하나의 서보 영역과 그 다음 서보 영역 사이에 배치된 섹터의 수 또한 다르다.
존 사이의 관계에 대해, 선형 레코딩 밀도가 미리 결정된 범위 내에 있으며 디스크 당 메모리 용량이 증가될 수 있도록 구체적인 섹터 수가 결정된다. 이것은, 스핀들 모터(24)의 회전 수를 일정하게 하며, 판독-기록 클록을 변경하고, 다른 유사한 조치를 취하는 것에 의해 달성된다.
도 4에 있는 예에서, 트랙당 서보 영역의 수는 32로 설정된다. 만일 서보 영역의 수가 예를 들어 96으로 설정되는 경우, 서보 영역은 반경 방향의 패턴으로 디스크 위에 유사하게 배치된다. 나아가, 복수의 섹터는 주어진 서보 영역과 그 다음 서보 영역 사이에 배치된다.
서보 대역(servo band)은, 트랙당 서보 영역의 수, 디스크의 회전 수, 서보 주파수, 등에 의해 결정되며 그리고 시스템 요구에 따라 설정된다.
예를 들어, 서보 영역(SRV)에서, 트랙 위치지정 제어가 수행된다. 보다 상세한 설명이 주어진다. 트랙을 추적하는 자기 헤드(22)가 서보 영역(SRV)을 지날 때 헤드가 트랙 위에 위치지정되었는지 트랙 밖에 있는지를 나타내는 정보가 획득된다.
여기서, 진동과 같은 교란이 데이터가 판독되고 있는 동안 가해지며 헤드가 트랙 위치에서 벗어나는 것으로 가정된다. 만약 헤드가 이 때에 트랙으로부터 상당히 이동되어 있다면, 전체 서보 제어는 처음부터 수행된다. 즉 데이터 판독 동작이 중단되고 관련된 트랙은 요구된 데이터를 판독하기 위해 다시 억세스 된다.
3. 억세스 동작
전술된 바와 같이, 이하의 억세스 방법, 즉 LBA에 기초한 억세스 방법과, 트랙 단위에 기초하여 상대 어드레스가 사용되는 억세스 방법이 가능하다. 통상, LBA에 기초한 억세스 방법이 많은 HDD에서 채용되며, 그리하여 그 상세한 설명이 생략될 것이다. 여기서, 상대 어드레스가 트랙 단위에 기초하여 사용되는 억세스 방법이 기술된다.
이 억세스 방법의 경우에, 자기 헤드(22)가 HDD(Hard Disk Drive)(10)에서 트랙 위에 위치지정되어 있는 지정의 섹터에서 시작하여 하나의 트랙에 해당하는 섹터들이 억세스된다. 동일한 트랙 상의 섹터 번호는 고정되어 있지 않고, 상대 위치에 기초하여 주어질 수 있다.
그리하여, 하나의 트랙 위의 임의의 섹터에서 억세스가 시작될 수 있다. 즉, 트랙 단위에 기초하여 억세스가 이루어지며, 이에 의해 미리 보기의 불특정 요소에 관련있는 처리에 대한 필요성이 제거된다. 그리하여, 탐색 동작이 시작되는 타이밍이 신뢰성있게 결정될 수 있다.
나아가, 하나의 트랙 위의 임의의 섹터에서 억세스가 시작되기 때문에 회전 지연이 불필요하다. 그리하여, 탐색 횟수가 최소화될 수 있으며 억세스 시간이 단축될 수 있다.
미리 결정된 트랙에 데이터를 기록하기 위해, 억세스가 시작된 섹터에서 시작하는 상대 위치가 섹터에 제공된다.
데이터를 판독하기 위해, 판독 동작이 억세스가 시작된 섹터에서 시작되며, 판독 데이터는 상대 위치 섹터 번호에 기초하여 버퍼 RAM(14)에 정열된다. 이 때문에 판독 동작이 임의의 섹터에서 시작될 수 있다.
도 5a 및 도 5b 는 전술된 동작을 구현하기 위한 자기 디스크(21) 위의 트랙에 사용된 섹터 포맷의 예를 개략적으로 도시한다.
도 5a에 도시된 바와 같이, 섹터는, 트랙 위 섹터의 상대 위치를 나타내는 상대 위치 데이터와, 데이터의 메인 바디(main body)와, 해당 섹터 영역 전체에 대해 에러 정정을 수행하기 위한 ECC를 포함한다. 이들 모두는 하나의 에러 정정 범위와 하나의 레코딩 범위에 포함된다.
헤더로서 에러 정정 범위에 상대 위치 데이터를 포함하는 것은 다음의 잇점을 가져다 준다: 즉, 예를 들어, 만일 랜덤 에러가 섹터에서 발생한다 하더라도, 상대 위치 데이터는 에러 정정에 의해 복구될 수 있다. 그리하여, 원활한 디스크 억세스 동작이 구현될 수 있다.
일반적으로, 임의의 섹터는 해당 섹터의 어드레스를 레코딩하기 위한 ID 필드를 가진다. 전술된 구성에서, 절대 위치가 아니라 상대 위치가 레코딩되며, ID 필드의 사이즈가 감소될 수 있다. 결과적으로, 섹터 내 데이터의 메인 바디에 이용가능한 필드의 사이즈가 증가되며, 이것은 저장 영역을 보다 효율적으로 사용할 수 있게 촉진해준다.
데이터가 트랙에 기록될 때, 억세스가 시작된 섹터에서 시작하는 상대 위치가 섹터에 주어지며, 그리고 상대 위치와 레코딩될 목적의 데이터를 포함하는 ECC 데이터가 생성된다. 이후 각 데이터는 관련 섹터의 상대 위치 필드, 데이터 필드, 및 ECC 필드에 레코딩된다. 기록 동작이 억세스가 시작된 섹터에서 시작되기 때문에 헤드는 회전 지연 상태로 유지될 필요가 없다.
데이터가 판독되는 경우, 판독 동작은 트랙 위에서 억세스가 시작된 섹터에서 시작되며 버퍼 RAM(14) 위의 저장 위치가 상대 위치 필드로부터 얻어진 섹터 위치에 기초하여 결정된다. 그리하여, 데이터 판독 동작이 임의의 섹터에서 시작된다 하더라도, 전혀 문제가 발생하지 않으며, 그리하여 버퍼 RAM(14)에서 데이터는 이 상대 위치에 기초하여 재정열되며 이에 의해 트랙 위에 저장되어 있는 데이터는 원래 순서대로 복구된다. 판독 동작이 억세스가 시작된 섹터에서 시작되기 때문에 헤드는 회전 지연 상태로 유지될 필요가 없다.
도 5b 는 이 실시예에서 HDD(10)에 있는 자기 디스크(21) 상의 트랙에 사용되는 섹터 포맷의 다른 예를 도시한다.
전술된 것 뿐만 아니라 이 경우에도 섹터는, 트랙 위의 섹터의 상대 위치를 나타내는 상대 위치 데이터와; 데이터의 메인 바디와; 해당 섹터 영역 전체에 대해 에러 정정을 수행하기 위한 ECC를 포함한다. 이들 모두는 하나의 에러 정정 범위에 포함된다. 그러나, 도 5a에 도시된 예와는 달리, 상대 위치 필드는 레코딩 범위에 포함되지 않는다. 그리하여, 이 상대 위치 필드는 존재하지 않으며, 이에 따라, 섹터 내 데이터의 메인 바디에 이용가능한 필드의 사이즈는 전술된 예에 비해 더 증가된다. 이것은 저장 영역을 더 효율적으로 사용할 수 있게 촉진한다.
이 경우에, 데이터가 트랙에 기록될 때, 억세스가 시작된 섹터에서 시작하는 상대 위치가 섹터에 제공되며, 이 상대 위치를 포함하는 ECC 데이터와 레코딩될 데이터가 생성된다. 이후 레코딩될 데이터와 ECC 데이터만이 관련 섹터에 레코딩된다. 기록 동작이 억세스가 시작된 섹터에서 시작되기 때문에, 헤드는 회전 지연 상태로 유지될 필요가 없다.
데이터가 판독될 때, 판독 동작이 억세스가 시작된 섹터에서 시작되며, 에러 정정은 ECC를 사용하여 수행된다. 이에 의해, 이 섹터에 기록되어 있지 않은 상대 위치가 재생성된다. 이후 버퍼 RAM(14) 위의 저장 위치가 이 상대 위치에 기초하여 결정된다. 그리하여, 데이터 판독 동작이 임의의 섹터에서 시작된다 하더라도, 트랙에 저장되어 있는 데이터는 버퍼 RAM(14)에서 원래 순서대로 복구된다. 나아가, 판독 동작이 억세스가 시작된 섹터에서 시작되기 때문에 헤드는 회전 지연 상태로 유지될 필요가 없다.
도 5b 는 이 실시예에서 HDD(10)에 있는 자기 디스크(21) 위의 트랙에 사용되는 섹터 포맷의 다른 예를 개략적으로 도시한다. 전술된 것 뿐 아니라 이 경우에, 섹터는, 트랙 위 섹터의 상대 위치를 나타내는 상대 위치 데이터와; 데이터의 메인 바디와; 해당 섹터 영역 전체에 대해 에러 정정을 수행하기 위한 ECC를 포함한다. 이들 모두는 에러 정정 범위에 포함된다. 그러나, 도 5a에 도시된 예와는 달리, 이 상대 위치 필드는 레코딩 범위에 포함되지 않는다. 그리하여, 상대 위치 필드는 존재하지 않으며, 이에 따라 섹터 내 데이터의 메인 바디에 이용가능한 필드의 사이즈는 전술된 예에 비해 더 증가된다. 이것은 저장 영역을 더 효율적으로 사용할 수 있게 촉진한다.
이 경우에, 데이터가 트랙에 기록될 때, 억세스가 시작된 섹터에서 시작하는 상대 위치가 섹터에 제공되며, 이 상대 위치를 포함하는 ECC 데이터와 레코딩될 데이터가 생성된다. 이후, 레코딩될 데이터와 ECC 데이터만이 관련 섹터에 레코딩된다. 기록 동작이 억세스가 시작된 섹터에서 시작되기 때문에 헤드는 회전 지연 상태로 유지될 필요가 없다.
데이터가 판독되는 경우, 판독 동작은 억세스가 시작된 섹터에서 시작되며, 에러 정정은 ECC를 사용하여 수행된다. 이에 의해, 섹터에 기록되어 있지 않은 상대 위치가 재생성된다. 이후 버퍼 RAM(14) 위의 저장 위치가 이 상대 위치에 기초하여 결정된다. 그리하여, 데이터 판독 동작이 임의의 섹터에서 시작된다 하더라도, 트랙 위에 저장되어 있는 데이터는 버퍼 RAM(14)에서 원래 순서로 복구된다. 나아가, 판독 동작이 억세스가 시작된 섹터에서 시작되기 때문에, 헤드는 회전 지연 상태로 유지될 필요가 없다.
전술된 바와 같은 섹터 포맷에 관련된 데이터가 레코딩되고 재생될 때 발생하는 호스트와의 통신의 일례가 상세하게 설명된다.
인터페이스(17)를 통해 접속된 호스트로부터의 명령에 따라 이 실시예에서 데이터 기록 동작이 HDD(10)에서 수행될 때 일어나는 통신의 일례는 다음과 같다:
먼저, 호스트는 HDD(10)에 데이터를 기록하는 명령을 발행한다. 이에 응답하여, HDD(10)는 탐색 시간이 본 억세스 시퀀스에 기초하여 최소화되는 어드레스 영역을 리턴한다.
HDD(10)로부터의 응답을 수신하면, 호스트는, 그 지정된 어드레스 영역의 사이즈와 일치하는 사이즈(바이트의 수, 섹터의 수, 등)를 가지는 데이터 콘텐츠를 전송한다. HDD(10)는 트랙 단위에 기초하여 수신된 데이터 콘텐츠를 기록한다.
여기서, 트랙에 대한 기록 동작에서 억세스된 첫 번째 위치에 대한 상대 위치 정보가 개별 섹터에 할당된다. 그리하여, 기록 요청을 발행할 때, 호스트는 실린더 번호, 헤드 번호, 및 섹터 번호와 같은 임의의 특정 기록 위치를 고려할 필요가 없으며 또는 이들 항목을 지정할 필요가 없다.
HDD(10)에 의해 호스트가 통지받는 어드레스 영역은 간단할 수 있다. 하나의 일례는 호스트가 데이터의 기록 요청을 발행하는 것에 관한 콘텐츠를 식별하기 위한 콘텐츠 번호이다.
HDD(10)에는 디스크(21) 위 레코드의 물리적 위치와 콘텐츠 번호 사이의 관계를 나타내는 변환 테이블이 미리 제공되어 있다.
디스크 억세스가 트랙 단위에 기초하여 이루어지기 때문에, 콘텐츠 번호와의 관계를 나타내는 변환 테이블은 예를 들어, 도 6에 도시된 바와 같다. 즉, 트랙 번호와 헤드 번호는 콘텐츠 번호와 대응하여 테이블에 등록된다.
여기서, 이 변환 테이블에는 CHS에 의한 섹터 번호가 포함되어 있지 않다는 것을 주의하여야 한다. 전술된 설명에서, 트랙에 대한 기록 동작에서 억세스된 첫 번째 섹터에 대한 상대 위치 정보가 개별 섹터에 할당된다. 이 구성에 따라, 데이터는 트랙에서 억세스된 첫 번째 섹터에 상관없이 각 섹터의 상대 위치 정보에 기초하여 재배열될 수 있다. 이 때문에, 억세스 시작 섹터가 변환 테이블에 지정될 필요가 없다.
이 변환 테이블은 버퍼 RAM(14)에 기록된다. 이 변환 테이블의 기록은 기록될 데이터가 호스트로부터 수신될 때 디스크 제어기(13) 또는 CPU(11)에 의해 실행되는 소프트웨어에 의해 수행된다.
인터페이스(17)를 통해 접속된 호스트로부터의 명령에 따라 이 실시예에서 데이터 판독 동작이 HDD(10)에서 수행될 때 발생하는 통신의 일례는 다음과 같다:
이 호스트는 HDD(10)에 데이터를 판독하는 명령을 발행한다. 판독 명령에서, 타깃 콘텐츠 번호가 지정된다.
콘텐츠 번호에 기초하여, HDD(10)는 도 6에 있는 변환 테이블에 따라 타깃 트랙을 식별하며 자기 헤드(22)가 탐색 동작을 수행하게 한다. 이후, HDD(10)는 데이터 기록 동작 동안 HDD(10)가 리턴시킨 어드레스 영역의 시퀀스에 따라 디스크(21)에 데이터를 전송한다.
데이터의 판독 요청을 발행할 때, 이 호스트는 원하는 콘텐츠 번호만을 지정하면 되고, 이 호스트는 실린더 번호, 헤드 번호, 및 섹터 번호와 같은 임의의 특정 기록 위치(PBA)를 고려할 필요가 없다.
전술된 바와 같이, HDD(10)에서, 하나의 트랙에 해당하는 섹터들이, 자기 헤드(22)가 트랙 위에 위치지정된 위치의 섹터에서 시작하여, 억세스된다. 억세스는 트랙 단위에 기초하여 이루어지며 이에 의해 미리 보기의 불특정 처리가 생략될 수 있으며 탐색 동작이 시작되는 타이밍이 신뢰성 있게 결정될 수 있다. 나아가, 트랙 위 임의의 섹터에서 억세스가 시작될 수 있다. 그러므로, 탐색 동작 바로 후 임의의 헤드 위치에서 판독/기록 동작을 시작하는 것에 의해 회전 지연이 제거될 수 있다. 그 결과, 탐색 횟수가 최소화되며 억세스 시간이 단축된다.
이러한 디스크 억세스 동작은, CPU(11)에 의한 명령 처리 결과에 따라 데이터 판독/기록 제어 유닛(15)과 서보 제어 유닛(16)의 하드웨어 동작을 지시하는 디스크 제어기(13)에 의해 구현된다.
4. ECC 구성
전술된 바와 같이, HDD(10)가 트랙 단위에 기초하여 억세스를 하는 경우, ECC 블록이 하나의 트랙을 기본 단위로 하여 자기 디스크(21) 위에 형성되는 것이 적절하다.
LBA에 기초한 억세스 방법이 채용되는 경우, ECC 블록은 반드시 하나의 트랙을 기본 단위로 하여 형성될 필요는 없다. 그러나, 두말할 필요 없이, 하나의 트랙이 기본 단위로 취해질 수 있다.
여기서, 트랙에 기초하여 ECC 블록의 일례에 대한 설명이 제공된다.
도 7a 및 도 7b 는 하나의 트랙을 기본 단위로 하는 경우 ECC 구성의 예를 도시한다.
도 7a의 예에서, 자기 디스크(21)는 존(zone)으로 분할되며, 도 7a는 존 n 에 있는 ECC 블록 구성의 일례를 도시한다. 즉, 파선으로 나타낸 바와 같이, 존 n 에 있는 미리 결정된 트랙(TK)과 같이, 각 트랙은 ECC 블록의 구성 단위로 취해진다.
ECC 블록은 섹터 내 정정을 위한 C1과 섹터 간 정정을 하기 위한 C2를 포함한다.
C1 + C2를 포함하는 에러 정정 유닛(ECC 블록 구성 유닛)은 하나의 트랙을 기본 단위로 가지며, 각 트랙 내에 2개 이상의 ECC 블록 구성 단위는 존재하지 않는다.
도 7b 는 ECC 블록의 다른 예를 도시한다. 또한 이 경우에서도 자기 디스크(21)는 존으로 분할되며, 이 도 7b 는 존 m 에 있는 ECC 블록의 일례를 도시한다. 이 예는 존 m 에 있는 3개의 트랙이 ECC 블록의 구성 단위가 되도록 구성된다. 이 예는 하나의 트랙의 정수배가 구성 단위로 취해지도록 구성되며, 이 구성 단위는 두말할 필요도 없이 3개의 트랙으로 제한되지 않는다.
또한 이 예에서, ECC 블록은 섹터 내 정정을 위한 C1과 섹터 간 정정을 위한 C2를 포함한다. C1+C2를 포함하는 에러 정정 단위(ECC 블록 구성 단위)는 하나의 트랙을 기본 단위로 가지며, 각 트랙 내에 2개 이상의 ECC 블록 구성 단위는 존재하지 않는다.
도 8 은 도 7a 및 도 7b에 도시된 ECC 블록 구성을 채용하는 자기 디스크(21)의 ECC 블록 구조의 일례를 도시한다.
여기서, 8의 심볼 길이를 갖는 리드 솔로몬 코드(Reed-Solomon code)가 ECC 코드로서 사용된다.
어느 자기 디스크 위의 어느 존의 트랙 당 섹터의 유효 수는 768개의 섹터인 것으로 가정된다. 예를 들어, 하나의 섹터는 4개의 인터리브(interleave)로 구성되며, 여기서 4바이트 CRC(상호 체크 코드)와 총 48바이트의 C1이 512바이트 데이터에 추가된다.
도 8의 ECC 블록 구성의 예에서, 704개의 섹터, 즉 섹터 0 내지 섹터 703이 데이터 영역으로 제공되며, 64개의 섹터, 즉 섹터 704 내지 섹터 767이 C2 영역으로 제공된다. C2 는, 예를 들어, 4개의 인터리브로 구성되며, 각 인터리브는 16개의 섹터를 가진다.
이 구성에서, 하나의 ECC 블록 내의 총 섹터 수는 768개의 섹터이며, 이는 이 존에 있는 하나의 트랙에 해당하며, 그리하여 트랙의 기초가 구현될 수 있다.
이 예에서 에러 정정 능력이 설명된다.
랜덤 에러에 대하여, 섹터당 24바이트까지의 길이(바이트 손실 정보가 얻어지는 경우 48바이트까지의 길이)를 갖는 에러가 C1을 사용하여 정정될 수 있다.
나아가, 버스트 에러에 대하여, 트랙당 32개의 섹터까지의 길이(CRC의 결과가 사용되는 경우 64개의 섹터까지의 길이)를 갖는 에러가 C2를 사용하여 정정될 수 있다.
트랙 단위에 기초하지 않고 섹터의 미리 결정된 수가 ECC 블록으로 취해지는 경우, 이것은 유사하게 기술될 수 있다.
이 경우에, ECC 블록의 소(small) 구성 단위가 채용될 수 있다. 예를 들어, ECC 블록은 192개의 섹터( = 176개의 데이터 섹터 + 16개의 C2 섹터)로 구성될 수 있다.
여기서, 전술된 에러 정정 블록이 채용된 이유에 대해 설명이 제공된다.
대다수의 종래의 HDD 시스템에서 에러 정정은 512 바이트 데이터와 정보 비트를 포함하는 섹터에 의해서만 수행된다.
그러므로, 각 섹터에서 발생하는 랜덤 에러가 정정될 수 있지만, 정정할 수 있는 범위를 초과하는 랜덤 에러 또는 버스트 에러 즉 섹터를 가로지르며 길게 이어지는 에러는 정정될 수 없다.
이 경우에, 판독 에러의 발생 빈도는 특정 레벨 또는 그 미만으로 감소될 수 있으며 에러 정정은 예를 들어 재시도 동작을 수행하는 것에 의해 수행될 수 있다. 그러나, 한 번의 재시도 동작은 기본적으로 하나의 트랙에 해당하는 억세스 시간의 증가에 해당한다.
재시도 동작이 채용되면, 전술된 바와 같이 트랙에 기초하여 억세스를 함으로써 억세스 시간이 단축된다 하더라도 종국적으로 억세스 시간은 증가된다. 이것은 데이터 판독 시간의 지연을 가져온다.
AV 콘텐츠가 예를 들어, HD(High Definition) 화상 품질을 갖는 재생이나 특수 재생시에 처리되는 경우, 고 전송 레이트가 요구된다. 이 때에 정정할 수 없는 판독 에러가 일어난다 하더라도, 재시도 동작은 시간적 제약으로 인해 때때로 수행될 수 없다. 그러한 경우에, 현존하는 상황 하에서, 판독 에러를 정정하지 않고 처리가 진행된다. 그 결과, 재생 품질이 저하된다.
이것을 처리하기 위해, ECC 는 전술된 바와 같이 구성된다. 이에 의해 안정적인 데이터 재생이 수행되며, 에러가 정정될 수 없는 그리하여 재시도 동작이 수행되어야 하는 경우의 발생 빈도가 감소된다.
즉, 섹터 간 에러가 정정될 수 있는 C2 정정이 종래의 섹터 단위의 에러 정정인 C1 정정에 부가된다. 나아가, C1+C2를 포함하는 에러 정정 단위(ECC 블록)는 이 에러 정정 단위가 예를 들어, 하나의 트랙 내에서 완성되도록 구성된다.
C1+C2를 포함하는 ECC 블록 단위가 하나의 트랙 내에서 완성되는 경우, 트랙 단위에 기초하여 억세스가 이루어질 수 있으며 그리하여 회전 지연이 없는 데이터 억세스 제어가 구현될 수 있다. 즉, 원하는 데이터 저장 위치에 억세스하는데 드는 시간이 단축될 수 있다. 나아가, 2개 이상의 ECC 블록이 하나의 트랙 위에 존재하지 않는 그러한 구성이 채용될 수 있다. 그리하여 ECC가 복수의 트랙에 의해 구성된다 하더라도 회전 지연이 없는 데이터 억세스 제어가 유사하게 구현될 수 있다.
도 8에 도시되어 있는 8의 심볼 길이를 갖는 리드 솔로몬 코드에서, 인터리브는 512 바이트 데이터에 적용될 수 있다.
도 9 및 도 10 은 이 실시예에서 ECC 블록 구성에 인터리브(interleave)가 적용된 예를 도시한다.
도 9 및 도 10에 있는 예에서, 인터리브는 섹터 n에 적용된다. 하나의 섹터는 4바이트 헤더, 512 바이트 데이터, 및 4바이트 CRC로 구성되며 그 전체는 4로 분할된다. 이후, 각 분할된 단위에는 12 바이트 ECC 코드(C1)가 제공된다.
예를 들어, 인터리브 0 는 12 바이트 패리티를 1바이트 헤더, 128바이트 데이터, 및 1바이트 CRC에 추가하여 구성된다. 이것은 인터리브 2, 3, 및 4와 동일한 것이다.
이후, 인터리브는 다음과 같이 섹터 내에 배치된다: 인터리브 0 은 0번째 위치에 배치되며; 인터리브 1 은 1번째 위치에 배치되며; 인터리브 2 는 2번째 위치에 배치되며, 인터리브 3 은 3번째 위치에 배치되며; 인터리브 4 는 다시 0번째 위치에 다시 배치되며, 이와 같이 계속된다.
4바이트 헤더, 512 바이트 데이터, 이들에 부가된 4바이트 CRC, 및 이후 생성된 C1 코드는 유사하게 일렬로 배열된다.
도 9 는 인터리브들로 분할된 섹터를 도시하며, 도 10 은 어드레스 0 내지 567이 항목에 할당된 메모리의 전술된 항목의 배치를 도시한다.
그리하여, 도 9 및 도 10 은 도 8 에 도시된 바와 같은 동일한 섹터 유닛을 나타낸다. 즉, 4바이트 헤더, 512 바이트 데이터, 4바이트 CRC, 여기에 부가된 총 48 바이트의 ECC 코드 C1 이 하나의 섹터를 구성한다. 이들 항목은 자기 디스크 (21) 위의 하나의 레코딩 섹터의 주요 부분으로 구성된다.
레코딩된 데이터의 실제 구성에서, 전제부(preamble), 동기 신호, 후반부 (postamble), 등이 더 부가된다. 이 섹터 단위의 다른 구성도 가능하다. 예를 들어, 헤더 파일이 없는 포맷과 CRC 없는 포맷이 채용될 수 있다.
이들 인터리브 구성은 주로 하드웨어 구성에 따라 결정될 수 있다. 예를 들어 8의 심볼 길이를 갖는 리드 솔로몬 코드에서, 그 인터리브 구성은 도 9에 도시된 바와 같이 C1의 방향(즉, 섹터의 방향)으로 적용된다.
전술된 인터리브는 섹터 사이에 ECC가 구현되어 있는 C2에 적용될 수 있다. 또한 이 경우에, 유사한 구성과 동작이 구현될 수 있다. 이것은 도 9에 있는 데이터 구획(DATA division)에서 섹터를 바이트(Byte)로 대체하며 C2의 방향(즉, 섹터의 방향과 직교하는 방향)으로 인터리브를 배열하는 것에 의해 이루어진다.
이 예에서, 512 바이트는 하나의 섹터가 수용하는 데이터의 사이즈로 사용된다. 그러나, 섹터의 수는 이것으로 제한되지 않는다. 예를 들어, 1024 바이트 또는 2048 바이트가 하나의 섹터가 수용하는 데이터의 사이즈로 사용되는 경우, 각 섹터에서 구성되며 섹터를 가로지르는 ECC 블록은 전술된 바와 유사하게 구현될 수 있다.
ECC 블록이 트랙에 의해 완성되는 경우에는, 문제가 발생한다. 자기 디스크 (21) 위의 존이 다른 경우, 트랙 당 섹터의 수는 달라진다. 그러므로, ECC 패리티의 동일 개수를 갖는 구성에서, 에러 정정 능력이 존마다 크게 달라질 수 있다.
이를 처리하기 위해, ECC 블록 구성이 존마다 변경된다. 그리하여, 에러 정정 코드의 리던던시(redundancy)는 특정 범위 내에 포함될 수 있다. 그 결과, 유사하게 높은 에러 정정 능력이 디스크의 전체 외주에 걸쳐 유지될 수 있다.
도 3에 있는 예의 경우, 트랙당 섹터의 수는 존 0에서 64개의 섹터이며 존 1에서 32개의 섹터이며 그리고 존 2에서 16개의 섹터이다. 회전 수는 존 사이에 동일하지만, 동작 클록은 각 존에서의 선형 레코딩 밀도를 특정 범위 내로 유지하도록 변경된다.
이 때에 ECC에 대해, C1이 각 섹터에 부가된다. C1의 구성은 고정되어 있으며 동일하다. 보다 구체적으로, C1은, 예를 들어, 도 8에서와 같이 구성된다.
이후, C2 는 이하와 같이 구성된다: 즉, 존 0에서, 64개의 섹터 중 8 섹터는 C2 패리티로서 제공되며; 존 1에서 32 섹터 중 4섹터는 C2 패리티로서 제공되며; 존 2에서 16개의 섹터 중 2 섹터는 C2 패리티로서 제공된다.
이 구성에서, 트랙 당 데이터 섹터의 수에 대한 C2 패리티 섹터의 수의 비는 존 사이에 일정하며, C2 정정 능력은 또한 존 사이에 동일하게 될 수 있다.
실제 포맷에서, 섹터의 수와 존 사이의 관계에서와 같이 분할될 수 있는 값이 거의 얻어지지 않는다. 그러므로, ECC 부분의 리던던시가 특정 범위 내에 있도록 설정이 이루어질 수 있다.
전술된 바와 같이, ECC 블록은 트랙에 의해 완성되며 C1+C2로 구성되며, 나아가 인터리브된 구조가 채용된다. 나아가, ECC 구성은 존마다 가변할 수 있게 이루어지며 ECC 부분의 리던던시는 미리 결정된 범위 내에서 제어된다. 그리하여 더 넓은 범위의 랜덤 에러와 버스트 에러는 디스크의 전체 외주에 걸쳐 정정될 수 있으며 안정적인 데이터 재생이 구현된다.
이 예에서, ECC 구성의 C1 부분은 고정되어 있으며 C2 부분은 가변적이다. 이에 의해 ECC 부분의 리던던시, 즉 에러 정정 능력이 미리 결정된 범위 내로 제어된다. 그러나, 다른 구성이 채용될 수 있다. 예를 들어, C1 부분은 존마다 가변적일 수 있으며 C2 부분은 에러 정정 능력을 미리 결정된 범위 내로 제어하도록 고정될 수 있다. 또는 C1 및 C2 는 에러 정정 능력을 미리 결정된 범위 내로 제어하도록 포괄적으로 제어된다.
5. 탐색 바로 후 섹터가 C2 섹터로 취해지는 경우의 ECC 블록의 설정
ECC 블록 구조는 기본적으로 전술된 바와 같다. 이 실시예에서, 트랙 위 섹터의 배치에 대해, ECC 블록은, 트랙이 탐색된 바로 후에 억세스가 시작된 섹터가 C2 섹터가 되도록 더 구성된다.
그러한 ECC 블록 구성은, 2가지 경우, 즉 LBA 억세스 방법이 채용되는 경우와, 트랙 단위의 상대 어드레스에 기초하여 전술된 억세스 방법이 채용되는 경우에 대해 기술된다.
먼저, 도 11 및 도 12를 참조하면, LBA 억세스 방법의 경우에 대한 설명이 제공된다.
도 11 은 이 실시예에서 섹터의 배치를 상세하게 도시한다. 이 경우에, 억세스 단위는 트랙으로 제한되지 않으며 LBA는 각 섹터에 할당된다.
도 11 은 도 3에 도시된 바와 같이 존 0, 존 1, 및 도 2를 가지는 디스크 (21)의 중간 반경에 위치된 존 1에 있는 2개의 트랙 위의 섹터의 배치를 개략적으로 도시한다. 전술된 바와 같이, 존 1에 있는 각 트랙은 32개의 섹터를 가진다.
도 11에 도시된 바와 같이, LBA로서, "1" 내지 "64"의 번호는 존 1에 포함된 2개의 트랙(TK1, TK2) 위의 섹터에 순차적으로 할당된다. 이들 "1" 내지 "64" 의 수치 값은 설명을 위한 것이며, 실제로는 LBA로서의 값이 사용된다. LBA 는 디스크의 전체 외주에 걸쳐 외부 반경 측으로부터 내부 반경 측으로 섹터에 연속적으로 할당된 값이다.
존 1에 있는 어느 트랙(TK1)에서, "1" 내지 "32"의 LBA 번호가 섹터에 할당된다. 그 다음 트랙(TK2)에서, "33" 내지 "64"의 LBA 번호가 섹터에 할당된다. 이 경우에, 트랙(TK1)에 있는 선두 섹터"1"의 위치와 트랙(TK2)에 있는 선두 섹터 "33"의 위치가 서보 영역 등에 대한 정보와 회전수에 의해 결정된 트랙 스큐(track skew)에 해당하는 양만큼 서로 이동되어 있다.
트랙 스큐는 다음과 같이 주어진다: 복수의 서보 영역은 디스크 위에 반경 방향으로 배치되며, 서보 영역과 그 다음 서보 영역 사이의 영역이 프레임(frame)으로서 취해진다. 트랙 스큐는 서보 프레임 단위에 기초하여 주어진다. 전술된 바와 같이, 선두 섹터의 위치는 트랙마다 이동된다. 이것은, 다음 사항, 즉 화살표 (TJ)로 나타나 있는 바와 같이, 헤드가 그 다음 트랙을 탐색하기 위해 트랙을 점프하는데 드는 시간과 디스크의 회전이 고려되기 때문이다.
보다 구체적인 설명이 주어진다. 트랙(TK1)에 대한 억세스는 섹터 "1" 내지 "32"에 대하여 이루어지며 후속적으로 헤드는 트랙(TK2)으로 이동한다. 전술된 바와 같이 선두 섹터의 위치가 트랙 스큐에 해당하는 양만큼 이동되기 때문에, 탐색 후 대기 시간이 감소될 수 있으며 헤드는 섹터 "33"에서 억세스를 시작할 수 있다.
LBA에 따른 판독 동작 동안의 억세스에서, 헤드는 도 11에 있는 트랙(TK1) 위의 LBA "1" 으로부터 LBA "32"로 이동하며, 트랙(TK2)을 탐색한 후 헤드는 LBA "33"에서부터 LBA "64로 이동한다.
이 경우에, 각 트랙이 ECC 블록으로 구성되며, 존 1에 있는 각 트랙에 대해 32개의 섹터 중 28개의 섹터는 데이터 섹터를 위해 할당되며 4개의 섹터는 C2 섹터를 위해 할당된다.
도 11에서, LBA "1" 내지 LBA "4" 는 트랙(TK1) 위의 C2 섹터로서 제공되며, LBA "33" 내지 LBA "36"은 인접한 트랙(TK2) 위의 C2 섹터로서 제공된다.
이것은, 다음 구성에 해당하며, 즉 도 8에 도시된 바와 같은 그러한 ECC 블록 구성에서, C2 섹터는 데이터를 레코딩하며 재생하기 위한 ECC 블록의 헤드에 배치되는 구성에 해당한다. 도 12 는 이것이 구현되는 방식을 도시한다.
도 12 는 예를 들어 하나의 트랙(또는 n 개의 트랙)에 해당하는 ECC 블록을 구성하는 섹터를 도시한다. 이 도 12 는 예를 들어 도 11에서 존 1에 있는 하나의 트랙 위의 32개의 섹터를 보여준다.
이 예에서, 선두 섹터로부터의 LBA 번호는 "3FC"로 시작한다.
이 경우에, 4개의 선두 섹터 "3FC" 내지 "3FF"는 C2 섹터로 사용된다. 도 11에서 트랙(TK1)에 있는 LBA "1"이 사실상 "3FC"라면, ECC 블록은, C2 섹터가 도 12에서와 같이 4개의 선두 섹터에 배치되도록 형성된다. 이후 데이터가 트랙(TK1)에 기록될 때, "1" 내지 "4" 는 도 11에서와 같이 C2 섹터로 된다.
또한 그 다음 트랙(TK2)에 대해, 4개의 선두 섹터가 C2 섹터로 취해지는 ECC 블록이 도 12에서와 같이 형성된다. 이후 데이터가 기록될 때 "33" 내지 "36"이 도 11에서와 같이 C2 섹터로 된다.
보다 구체적인 설명이 주어진다. ECC 블록이 전술된 바와 같이 형성된 데이터는 LBA에 따라 기록된다. 그리하여, 데이터가 판독될 때, 트랙 위에 헤드가 온 바로 후에 판독 동작이 시작되는 선두 섹터에 ECC 블록의 C2 섹터가 주어질 수 있다.
탐색 동작을 수반하는 판독 동작은 종종 고속으로 연속적으로 수행된다. 그 경우에 판독 에러가 발생한다 하더라도, 재시도 처리에 의한 복구는 미리결정된 전송 레이트가 유지되어야 하기 때문에 수행되기 어려울 수 있다. 판독 에러의 발생은 진동과 같은 교란이 가해지는 경우 보다 더 빈번해진다. 위 에러는, 헤드가 탐색을 하고 트랙 위에 온 바로 후에 판독 동작이 시작되는 영역에 인접한 곳에서 종종 발생한다. 가능한 원인 중 하나는 트랙의 위치지정이 충분히 안정되어 있지 않다는 것이다.
여기서, 다음 경우를 고려할 수 있다: 탐색 바로 후에 판독 동작은 매우 불안정할 수 있다. 또는 교란이 가해지는 상태에서 탐색 바로 후에 판독 동작이 수행된다. 결과적으로, 많은 에러가 발생하며 섹터 에러 레벨이 기대치(expectation)를 초과한다. 그 결과, 형성된 ECC 블록의 C2 정정 능력이 초과된다.
에러 정정이 실행 불가능한 경우, 데이터는 에러 정정과 같은 처리를 받지 않고 판독되는 대로 출력된다. 많은 에러가 발생하는 섹터는 판독 동작이 시작된 바로 직후 헤드가 위치된 영역에 인접한 섹터에서 발생한다.
위 문제를 처리하기 위해, 리던던시 섹터로서 C2 섹터가, 판독 동작이 시작된 바로 직후 헤드가 위치된 영역에 인접한 섹터 영역에 배치된다. 그리하여 정정할 수 없는 에러가 발생한다 하더라도, 에러로 인한 데이터의 손실이 절감될 수 있다.
보다 구체적인 설명이 주어진다. 에러 정정 블록은, 탐색 동작 동안 어느 트랙으로 헤드가 이동할 때, 그 트랙에 대해 판독될 첫 번째 섹터가 기록 동작이 수행되기 전에 C2 섹터가 되도록 생성된다. 그리하여, 판독 억세스에서 판독 동작이 시작된 바로 직후 헤드가 위치된 섹터가 리던던트 부분으로서 C2 섹터가 되게 할 수 있다.
보다 구체적인 설명이 주어진다. 에러 정정 블록은, C2 섹터가 에러 정정 블록의 적어도 헤드에 배치되도록 형성된다. 그리하여, 판독 동작시에, 트랙 위에 헤드가 온 바로 후 C2 섹터에서 판독 억세스가 시작되게 할 수 있다.
이 때에 교란 등으로 인해 에러가 발생하는 경우 배부분의 에러가 있는 섹터는 C2 섹터이다.
종국적으로, 에러를 수반하며 그 데이터가 복구 없이 출력되는 섹터에 대해, 영향을 덜 받은 데이터가 출력될 수 있다. 이것은 대다수의 에러 섹터가 리던던시 섹터이기 때문이다. 그러므로, 보다 안정적인 데이터 재생이 구현된다.
도 11 및 도 12에 도시된 예에서, 미리 결정된 리던던시 레벨을 얻기 위해 다음의 조치가 취해진다: 즉 C2 섹터의 미리 결정된 수(예를 들어 36개의 섹터 중 4개의 섹터)가 ECC 블록에 있는 섹터의 수에 따라 ECC 블록의 헤드에 일괄적으로 배치된다. 그러나, 적어도 선두 섹터가 C2 섹터라면, 전술된 원하는 효과가 달성될 수 있다.
도 13 은 36개의 섹터 중 4개의 섹터인 C2 섹터가 트랙(TK1) 위 LBA "1", LBA "2", LBA "3", 및 LBA "32"에 배치되고, 트랙(TK2) 위 LBA "33", LBA "34", LBA "35", 및 LBA "64"에 배치되는 일례를 도시한다. 즉, 이것은, ECC 블록의 헤드에 있는 3개의 섹터와 말단에 있는 하나의 섹터가 C2 섹터로 구성되는 일례이다.
ECC 블록은 전술된 바와 같이 구성되며, 그리고 데이터가 기록된다. 또한 이 경우에, 후속 데이터 판독 동작에서, 트랙 위에 헤드가 위치지정된 바로 후에 판독 동작이 시작되는 선두 위치에 ECC 블록 구성의 C2 섹터가 배치된다. 그리하여, 전술된 바와 동일한 효과가 얻어진다.
두말할 필요도 없이, 선두 섹터(첫번째 섹터 또는 수 개의 섹터)가 C2섹터인 한, 나머지 C2 섹터는 헤드 또는 말단에 있는 섹터가 아닌 임의의 중간 섹터일 수 있다.
나아가, 트랙 위에 헤드가 위치지정된 바로 후에 판독 동작이 실제 시작된 위치는 제안된 LBA에 있는 것이 아니라 종종 LBA의 근처에 있다. 또한 이 경우에, 판독 동작이 시작된 선두 위치에 C2 섹터가 배치되는 한, 동일한 효과가 얻어질 수 있다.
도 11의 예에서, ECC 블록은 트랙 단위에 기초하여 구성된다. 그러나, 본 발명은 이 구성으로 제한되지 않는다. 보다 구체적인 설명이 주어진다. ECC 블록이 트랙 단위에 기초하여 구성되지 않고 임의의 다른 섹터 개수에 기초하여 구성된다 하더라도 전혀 문제가 발생하지 않는다. 이를 처리하기 위하여, 탐색 동작 동안 어느 트랙으로 헤드가 이동할 때 그 트랙에서 판독될 첫 번째 섹터가 C2섹터가 되는 그러한 구성이 유사하게 채용될 수 있다. 그리하여, 보다 안정적인 데이터 재생이 구현된다.
그 다음으로, 도 14 및 도 15를 참조하면, 전술된 트랙별 상대 어드레스에 기초한 억세스 방법이 채용된 경우에 대해 설명이 제공된다.
도 14 는 섹터의 배치를 상세하게 도시한다. 이 경우에, 트랙 단위에 기초하여 억세스가 이루어지며, 상대 어드레스는 전술된 바와 같이 섹터에 할당된다.
도 14 는 도 11에서와 같이 존 1에 있는 2개의 트랙 위의 섹터의 배치를 개략적으로 도시한다. 존 1에 있는 각 트랙은 32개의 섹터를 가진다.
도 14에 도시된 바와 같이, "1" 내지 "32"의 상대 어드레스는 존 1에 포함된 2개의 트랙(TK1, TK2) 위의 섹터에 할당된다. 이들 "1" 내지 "32"의 상대 어드레스는 각 트랙에 기록 억세스가 이루어질 때 순차적으로 할당되며, 트랙 위의 물리적 섹터 위치에 대해 고정되어 있지 않다.
예를 들어, 트랙(TK1)에서 상대 어드레스 "1"에 있는 섹터는, 헤드가 트랙(TK)을 탐색할 때 기록 억세스가능하게 되는 첫 번째 섹터이다.
데이터가 존 1에 있는 트랙(TK1 및 TK2)에 연속적으로 기록되는 경우, "1" 내지 "32"의 상대 어드레스는 트랙(TK1)의 섹터에 할당되며 "1" 내지 "32"의 상대 어드레스는 트랙(TK2)의 섹터에도 또한 할당된다. 이 경우에, 트랙(TK1)의 선두 섹터 "1" 와 트랙(TK2)의 선두 섹터("1") 사이의 위치 편차는, 헤드가 탐색을 수행하며 트랙(TK1)으로부터 트랙(TK2)으로 이동(트랙 점프 TJ)한 바로 후에 헤드가 위치된 위치와, 억세스가 시작될 때 헤드가 위치된 위치 사이의 편차이다. 이것은 서보 영역 등에 대한 정보와 회전 수에 의해 결정된 전술된 트랙 스큐와 반드시 일치할 필요는 없다.
상대 어드레스에 따라 기록 동작 동안의 억세스시에, 도 14에서 트랙(TK1)의 상대 어드레스 "1"로부터 상대 어드레스("32")로 헤드가 이동하며, 그리고 트랙(TK2)을 탐색한 후에 헤드는 트랙(TK2)의 상대 어드레스 "1" 로부터 상대 어드레스 "32"로 이동한다.
이 경우에, 각 트랙은 ECC 블록으로 구성되며, 존 1의 각 트랙에 있는 32개의 섹터 중 28개의 섹터는 데이터 섹터를 위해 할당되며, 4개의 섹터는 C2 섹터를 위해 할당된다.
도 14에서, 상대 어드레스 "1" 내지 상대 어드레스 "4"는 트랙(TK1)의 C2 섹터로서 제공되며, 상대 어드레스 "1" 내지 상대 어드레스 "4" 는 그 다음 트랙(TK2)의 C2 섹터로서 또한 제공된다.
이것은, 도 8에 도시된 바와 같은 ECC 블록 구성에서, 데이터를 레코딩하며 재생하기 위한 ECC 블록의 헤드에 C2 섹터가 배치되는 것에 해당한다. 도 15 는 이것이 구현되는 방식을 도시한다.
도 15 는, 예를 들어, 하나의 트랙에 해당하는 ECC 블록을 구성하는 섹터를 도시한다. 이 도 15 는 예를 들어 도 14에서 존 1에 있는 하나의 트랙의 32개의 섹터를 도시한다.
이후, 도 15에 도시된 바와 같이, ECC 블록은, 상대 어드레스가 "1" 내지 "4" 인 4개의 선두 섹터가 C2 섹터로서 배치되도록 형성된다. ECC 블록은 전술된 바와 같이 구성되며 순차적으로 트랙(TK1)과 트랙(TK2)에 기록된다. 그리하여, 각 트랙의 헤드에 위치되며 그리고 상대 어드레스 "1" 내지 "4" 에 위치되는 섹터는 도 14에서와 같이 C2 섹터로 된다.
보다 구체적인 설명이 주어진다. 에러 정정 블록은, 탐색 동작 동안 어느 트랙으로 헤드가 이동될 때 그 트랙에서 판독될 첫 번째 섹터가 기록 동작이 수행되기 전에 C2 섹터가 되도록 생성된다. 그리하여, 판독 억세스에서, 판독 동작이 시작된 바로 후 헤드가 위치된 섹터가 리던던트 부분으로서 C2 섹터가 되게 할 수 있다.
보다 구체적인 설명이 주어진다. 에러 정정 블록은, C2 섹터가 에러 정정 블록의 적어도 헤드에 배치되도록 형성된다. 그리하여, 판독 동작에서, 트랙 위에 헤드가 온 바로 후에 C2 섹터에서 판독 억세스가 시작된다.
그리하여, 에러를 수반하며 그 데이터가 복구 없이 출력되는 섹터에 대해, 덜 영향을 받은 데이터가 출력될 수 있다. 그러므로, 보다 안정적인 데이터 재생이 도 11 및 도 12를 참조하여 기술된 예에서와 같이 구현된다.
상대 어드레스에 기초한 억세스 방법의 경우에, 판독 동작시에, 각 트랙의 상대 어드레스 "1" 내지 "4"에 있는 섹터가 도 14에서와 같이 C2 섹터라 하더라도, 트랙 위에 헤드가 온 바로 후에 헤드가 위치된 섹터가 반드시 C2 섹터일 필요는 없다.
이 때문에, ECC 블록이 각 트랙에 대해 구성되며 데이터가 연속하는 기록 억세스의 하나의 시간에 복수의 트랙에 기록되는 경우, 문제가 발생한다: 즉, 판독 동작이 복수의 트랙에 대해 수행되는 경우, 복수의 트랙 중 두 번째 트랙{이 경우에 트랙(TK2)}과 그 다음 트랙에 대해, 트랙 위에 헤드가 온 바로 후에 판독 동작이 시작되는 섹터는 C2 섹터가 되도록 동작이 제어되어야 한다는 문제가 발생한다. 이것은 아래에 설명된다.
전술된 바와 같이, 상대 어드레스에 기초한 억세스시에, 기록/판독 동작은 하나의 트랙 위의 임의의 섹터에서 시작될 수 있다. 기록 동작에서, 기록 억세스가능하게 된 섹터에서 시작하여 상대 어드레스가 할당되며; 그리하여 기록 동작이 임의의 섹터에서 시작될 수 있다. 판독 동작에서, 하나의 트랙에만 해당하는 판독 섹터 데이터가 상대 어드레스에 따라 버퍼 RAM(14) 위에서 재배열되어야 하며; 그리하여 판독 동작은 임의의 섹터에서 시작될 수 있다.
즉, 트랙 위 임의의 섹터에서 억세스가 시작될 수 있으며; 그러므로, 탐색 바로 후에 임의의 헤드 위치에서 판독/기록 동작을 시작하는 것에 의해 회전 지연이 제거될 수 있다. 이것은 이미 전술되어 있는 것이다.
이것은 판독 동작이 반드시 상대 어드레스 "1"에 있는 섹터에서 시작될 필요가 없다는 것을 의미한다.
이제, 도 14에 있는 트랙(TK1)을 먼저 탐색하는 경우에 대해 고려된다. 트랙 위에 헤드가 위치지정된 후 판독 억세스가능하게 된 하나의 섹터의 상대 어드레스가 무엇이든 간에, 이 섹터에서 시작하여 하나의 트랙에 해당하는 섹터들에 대한 판독 억세스가 이루어질 수 있다. 예를 들어, 탐색 바로 후에 헤드 위치가 상대 어드레스 "15"에 있는 섹터라면, 상대 어드레스 "15", "16", ... "32", "1", "2", ... "14"에 있는 섹터는 이 순서대로 억세스될 수 있다. 그리하여 회전 지연이 제거된다.
이후, 섹터 "14"에 있는 데이터가 판독된 바로 후에 그 다음 트랙(TK2)에 대해 헤드가 탐색을 행하며 이동될 수 있다. 그러나, 이 경우에, 헤드는 트랙(TK2)의 섹터 "14" 인근에서 트랙에 위치지정된다. 즉, 트랙 위에 헤드가 위치지정된 바로 후에 판독될 첫 번째 섹터는 C2 섹터(섹터 "1" 내지 "4" 중 임의의 섹터)가 아니다. 그 결과, 교란 등에 대해 전술된 효과가 획득되지 않는다.
이를 처리하기 위해, 첫 번째 트랙 위에, 헤드는 요구되는 대로 회전 지연 상태로 유지되며, 이후 다음 조치 중 어느 하나가 취해진다: <1> 상대 어드레스 "1"에 있는 섹터에서 판독 억세스가 시작되며 또는 <2> 하나의 트랙에 해당하는 섹터들에 대해 판독 억세스가 이루어지며 그리고 헤드가 상대 어드레스 "32"에 도달할 때는 이 헤드는 탐색을 수행하고 그 다음 트랙으로 이동하도록 제어된다.
위 <1>에서 기술된 바와 같이 상대 어드레스 "1"에 있는 섹터에서 판독 억세스가 시작되면, 다음의 조치가 취해진다: 즉, 헤드는 예를 들어 트랙(TK1)을 탐색하고 트랙 위에 위치지정되도록 제어된다. 이후, 이 헤드는 요구되는 바대로 회전 지연 상태로 유지된다. 이 헤드가 상대 어드레스 "1"에 있는 섹터에 도달할 때, 판독 동작이 시작된다. 이후, 판독 동작이 하나의 트랙에 해당하는 상대 어드레스 "1" 내지 "32"에 있는 섹터들에 대해 수행완료 될 때 헤드는 탐색을 행하고 그 다음 트랙(TK2)으로 이동하도록 제어된다. 그리하여, 판독 동작은 또한 트랙(TK2)의 상대 어드레스 "1"에 있는 섹터 부근에서 시작된다. 그러므로, 탐색 바로 후에 판독될 첫 번째 섹터는 C2 섹터가 되도록 조치가 취해질 수 있다.
이것은, 다른 트랙(TK3, TK4,...)(도 14에 미도시)이 중단없이 판독되는 경우와 동일한 것이다. 즉, 탐색 바로 후에 판독될 첫 번째 섹터는 C2 섹터가 되도록 이루어질 수 있다.
이 경우에, 트랙(TK3, TK4,...)은 트랙(TK1)으로부터 지속되는 일련의 동작에서 기록 억세스가 이루어지는 트랙이다. 상대 어드레스에 기초하는 억세스 방법의 경우에, 탐색 바로 후에 헤드가 위치되는 임의의 섹터에서 시작하여 판독 동작이 수행될 수 있다. 그러나, 연속하는 기록 억세스 동작에서 트랙에 데이터가 기록되는 경우, 선두 섹터 "1"의 위치는 위 트랙(TK1 및 TK2)과 같이 예외없이 탐색 동작에 해당하는 양만큼 이동된다(트랙 점프 TJ). 즉, 섹터 "32"가 억세스된 바로 후에 탐색 동작이 수행되면, 판독 동작은 그 다음 트랙 위의 섹터 "1" 부근에서 시작될 수 있다.
위 <2>에 기술된 방법은, 하나의 트랙에 해당하는 섹터들에 대해 판독 억세스가 이루어지며, 그리고 헤드가 상대 어드레스 "32"에 도달할 때 그 헤드가 탐색을 행하며 그 다음 트랙으로 이동하도록 제어되도록 하는 것이다. 이 방법은 보다 상세하게 기술된다. 헤드가 예를 들어, 트랙(TK1)을 탐색하여 트랙 위에 위치지정되도록 제어된 바로 후에, 하나의 트랙에 해당하는 섹터들이 회전 지연 없이 판독된다. 하나의 트랙에 해당하는 섹터들이 판독된 후, 요구되는 바대로 헤드는 회전 지연 상태로 유지된다. 헤드가 상대 어드레스 "32"에 도달할 때 이 헤드는 탐색을 행하며 그 다음 트랙(TK2)으로 이동하도록 제어된다. 이 경우, 트랙(TK2) 위의 상대 어드레스 "1"에 있는 섹터 부근에서 판독 동작이 시작된다. 그러므로, 탐색 바로 후에 판독될 첫 번째 섹터는 C2 섹터가 되도록 이루어질 수 있다. 이후, 트랙(TK2) 위의 상대 어드레스 "1" 내지 "32"에 대해 판독 동작이 수행되며, 이후, 이 헤드는 탐색을 행하며 그 다음 트랙(TK3)으로 이동되게 제어된다. 그러므로, 전술된 바와 동일한 동작이 또한 트랙(TK3)에 대해서도 일어난다.
만일 상대 어드레스에 기초한 억세스 방법이 채용되는 경우, 전술된 바와 같이, 탐색 바로 후에 헤드가 위치지정된 임의의 섹터에서 판독 억세스가 시작될 수 있다. 이 실시예는, 첫 번째 트랙에 대해서만 상대 어드레스 "1"에서 판독 동작이 시작되거나 또는 하나의 트랙에 해당하는 섹터들이 판독된 후에 상대 어드레스 "32"가 오기까지 기다린 후 탐색을 행하도록 제어되도록 구성된다. 그리하여, 그 다음 트랙(TK2)과 후속하는 트랙에 대해서는, 탐색 바로 후 C2 섹터에서 판독 동작이 시작된다.
여기에서 언급되는 첫 번째 트랙은 미리 결정된 복수의 트랙이 하나의 단위로서 사용될 때 첫 번째 장소에 위치지정된 트랙이다. 예를 들어, 데이터가 중단없이 레코딩되고 재생되며 그리고 탐색으로부터 유발되는 트랙 스큐가 일정하게 되는 미리 결정된 수의 트랙이 하나의 단위로서 취급된다.
판독 동작 동안 회전 지연이 제거된 상대 어드레스에 기초한 억세스 방법의 잇점이 부분적으로 제한된다 하더라도, 전술된 구성은 여전히 기록 억세스에서 회전 지연시킬 필요성이 제거되는 잇점이 있다. 일례로서, 위 트랙(TK1 및 TK2)에 데이터가 기록되는 것으로 가정된다. 이 경우에, LBA 억세스 방법에서는 트랙(TK1) 위에 헤드가 위치지정되는 때 회전 지연이 요구된다. 한편, 상대 어드레스에 기초한 억세스 방법에서, 트랙(TK1)에 헤드가 간 바로 후에 헤드가 위치된 상대 어드레스 "1"로서 사용되는 임의의 섹터에서 기록 동작이 시작될 수 있다.
도 14 및 도 15 에 도시된 예에서, 예정된 리던던시 레벨을 얻기 위해 다음의 조치가 취해지는데: 즉 미리 결정된 수의 C2 섹터(예를 들어 36개의 섹터 중 4개의 섹터)가 ECC 블록에서 섹터의 번호에 따라 ECC 블록의 헤드에 한꺼번에 배치된다. 그러나, 적어도 선두 섹터가 C2 섹터라면, 전술된 원하는 효과는 얻어질 수 있다.
즉, C2 섹터는 각 트랙의 상대 어드레스 "1", "2", "3", 및 "32"에 제공될 수 있다. ECC 블록은 전술된 바와 같이 구성되며 그리고 데이터가 기록된다. 또한 이 경우에, 후속하는 데이터 판독 동작에서, 트랙 위에 헤드가 위치지정된 바로 후에 판독 동작이 시작되는 선두 위치에 ECC 블록 구성의 C2 섹터가 배치된다. 그러므로, 전술된 바와 같은 동일한 효과가 얻어진다.
두말할 필요도 없이, 적어도 선두 섹터(첫 번째 섹터 또는 수 개의 섹터)가 C2 섹터인 한, 나머지 C2 섹터는 헤드와 말단에 있는 섹터가 아닌 임의의 중간 섹터일 수 있다.
나아가, 트랙 위에 헤드가 위치지정된 바로 후에 판독 동작이 실제 시작된 위치가 예상된 바와 같지 않고 종종 예상되는 위치의 부근에 있다. 또한 이 경우에, 판독 동작이 시작되는 선두 위치에 C2 섹터가 배치되는 한, 동일한 효과가 얻어질 수 있다.
도 14에 있는 예에서, ECC 블록은 트랙 단위에 기초하여 구성된다. 그러나, 본 발명은 이 구성으로 제한되지 않으며, ECC 블록은 n개의 트랙에 기초하여 구성될 수 있다. 이 경우에, 그러나, 이 트랙들은 하나의 트랙에 해당하는 섹터들에 의한 단위들로 분리된다(예를 들어, 도 14에 있는 예의 경우 32개의 섹터들에 의해 분리된다). 이후 하나의 C2 섹터는 각 단위의 헤드에 배치된다. 즉, ECC 블록 구성에서, 하나의 트랙에 해당하는 다수의 섹터의 선두 섹터는 도 15에서와 같이 C2 섹터로 각각 취해진다.
이 실시예에서, HDD(10)는 다음과 같이 구성되며 그리하여 보다 안정적으로 데이터를 재생할 수 있다: 즉, ECC 블록은, 탐색 바로 후에 트랙에서 판독될 첫 번째 섹터, 즉 교란으로 인해 에러가 발생하기 쉬운 섹터가 C2 섹터가 되도록 형성되고 배치된다. 그리하여, 재시도 동작에 의해 에러가 복구될 수 없는 상황 하에서조차 C2에 의해 정정할 수 없는 에러가 발생한다 하더라도, 데이터의 손실이 감소될 수 있다. 그 결과, 보다 안정적인 데이터 재생이 구현될 수 있다.
판독 동작과 함께 이것에 대해 설명이 주어진다.
도 16 은 판독 동작 동안 에러 정정 처리의 흐름도를 도시한다.
먼저, 데이터 판독 처리가 단계 F101에서 수행된다. 그 결과, 하나의 미리 결정된 단위에 해당하는 다수의 섹터가 판독되며 버퍼 RAM(14)에 저장된다. 상대 어드레스에 따른 억세스의 경우, 위 <1> 또는 <2>에서 기술된 제어가 이 판독 처리시 첫 번째 트랙에 대해 수행되어야 한다.
그 다음으로, 단계 F102에서, 디스크 제어기(13)가 버퍼 RAM(14)으로부터 ECC 블록 단위로 섹터 데이터를 취하며 취한 임의의 섹터에서 섹터 에러가 발생했는지 여부를 체크한다. 이것은, 예를 들어, 각 섹터에 제공된 C1에 의한 정정을 수행하는 것에 의해 판단될 수 있다.
여기서 섹터 에러가 발생되지 않은 경우, C1 정정된 데이터는 버퍼 RAM(14)으로 복귀된다. 이후 단계 F106에서, 리던던시 섹터, 즉 C2 섹터가 버퍼 RAM(14)에서 ECC 블록 단위 섹터들로부터 제거된다. 그리하여, 요구되는 데이터 섹터만이 취해지며, 데이터 판독 처리가 완료된다. 다시 말해, 버퍼 RAM(14)에서 C2 섹터가 제거된 섹터 데이터는 호스트 제어기(32)를 통해 인터페이스(17)로부터 출력된다. 이 경우, 출력된 판독 데이터는 에러 없는 정확한 데이터이다.
어느 하나의 섹터 에러의 발생이 단계 F102에서 검출되는 경우, C2 정정 처리는 단계 F103에서 순차적으로 수행된다.
C2에 의한 섹터 정정이 실행가능하다면, 동작은 단계 F104에서부터 단계 F105로 진행하며, 버퍼 RAM(14)으로부터 취한 판독 데이터는 C2에 의한 정정 작용을 받는다. 그리하여, 적절하게 정정된 데이터가 획득된다. 이 정정된 데이터는 버퍼 RAM(14)에 기록된다.
이후, 단계 F106에서, 리던던시 섹터, 즉 C2 섹터가 ECC 블록 단위 데이터로부터 제거된다. 그리하여, 요구되는 데이터 섹터만이 취해져 출력되며 데이터 판독 처리가 완료된다. 또한 이 경우에, 출력된 판독 데이터는 에러 없는 정확한 데이터이다.
C2 정정이 실행불가능한 것으로 단계 F104에서 판단되면, 섹터 에러 정정 처리는 수행되지 않는다. 이 경우에, 디스크 제어기(13)는 에러 정정을 위해 버퍼 RAM(14)으로부터 취한 데이터를 변경없이 버퍼 RAM(14)으로 돌려보낸다. 이후, 단계 F106에서, 리던던시 섹터로서 C2 섹터가 정정되지 않은 ECC 블록별 데이터로부터 제거된다. 그리하여, 요구되는 데이터 섹터만이 취해지고, 데이터 판독 처리가 완료된다. 이 경우에, 출력된 판독 데이터는 임의의 에러를 포함할 수 있다.
그러나, 도 11 내지 도 15를 참조한 상세한 셜명으로부터 이해되는 바와 같이, 에러가 발생한 섹터가 C2 섹터일 확률은 높다. 그러므로, 에러 정정이 실행될 수 없다 하더라도, C2 섹터가 단계 F106에서 삭제될 때 에러 섹터가 삭제되며 그리고 데이터가 출력될 확률이 높다. 이 때문에, C2에 의해 정정할 수 없는 에러가 발생한다 하더라도, 정정할 수 없는 에러로 인한 데이터의 손실은 전체적으로 감소될 수 있다.
6. 헤드/레코딩 표면/존에 따른 ECC 블록의 설정
ECC 블록 구조는 기본적으로 상술된 바와 같다. 이 실시예에서, ECC 블록은 자기 헤드(22)와 자기 디스크(21)의 레코딩 표면/존에 따라 더 설정된다.
도 17를 참조하여 기술된 예에서, HDD(10)에 있는 자기 디스크(21)는 4개의 레코딩 표면, 즉 디스크(21a)의 전면과 후면 및 디스크(21b)의 전면과 후면을 가진다. HDD(10)에는 4개의 자기 헤드(22a-1, 22a-2, 22b-1, 및 22b-2)가 대응하여 제공된다. 나아가, 각 레코딩 표면은 복수의 존으로 분할된다.
실제, 이들 레코딩 표면(또는 각 레코딩 표면 위의 존)과 자기 헤드는 반드시 완전히 동일한 특성을 가질 필요는 없다.
예를 들어, 레코딩 표면에서의 S/N은 레코딩 표면의 품질이나 디스크 위의 결함으로 인해 다를 수 있으며 또는 감도와 같은 헤드의 특성도 다를 수 있다.
이 때문에, 레코딩 밀도 또는 수율을 더 향상시키기 위해, 적절한 레코딩 밀도가 각 헤드와 레코딩 표면( 및 존)에 설정될 수 있다. 이것은 포맷의 특수화 (specialization of format)이다.
예를 들어, 레코딩 표면과 헤드의 결합에 대해 다음 조치가 취해지는데, 즉 신호가 고 선명도로 레코딩되고 재생되는 레코딩 표면과 헤드에 대해 고 밀도 레코딩이 수행된다. 에러 레이트(error rate)가 상대적으로 열등한 헤드와 레코딩 표면에 대해 레코딩 밀도는 저하된다.
그러나, 전술된 특성 차이는 종종 ECC 블록 구성을 위한 차별되지 않은 규격 (undifferentiated specification)으로는 처리될 수 없다.
이를 처리하기 위해, 이 실시예에서, ECC 블록 구성은 레코딩 표면/존/헤드에 따라 변경된다. 즉, ECC 블록은 그 시간에 사용될 헤드와 데이터가 레코딩되거나 재생될 레코딩 표면/존에 따라 설정된다.
도 18a 및 도 18b 는, 예를 들어, 도 17에 도시된 구성에서 디스크(21a)의 전면 레코딩 표면과 후면 레코딩 표면 사이에 ECC 구성이 다르게 이루어지는 예를 도시한다.
도 18a 는 디스크(21a)의 전면 레코딩 표면을 도시하며 이 경우에 레코딩 표면이 존 0, 존 1, 및 존 2로 분할된다. 나아가, 자기 헤드(다운 헤드)(22a-1)는 레코딩 표면에 대응한다.
이 예에서, 섹터의 최적화된 구체적인 배치는 존 0에서 32개의 섹터가 제공되며 존 1에서 16개의 섹터가 제공되며, 존 2에서 8개의 섹터가 제공되도록 구성된다고 가정한다.
도 18b 는 디스크(21a)의 후면 레코딩 표면을 도시한다. 또한 이 경우에, 레코딩 표면은 존 0, 존 1, 및 존 2로 분할된다. 자기 헤드(업 헤드)(22a-2)는 이 레코딩 표면에 대응한다.
이 예에서, 섹터의 최적화된 구체적인 배치는 존 0에서 32개의 섹터가 제공되며, 존 1에서 8개의 섹터가 제공되며, 존 2에서 8개의 섹터가 제공되도록 구성된다고 가정된다.
전술된 바와 같이, 섹터의 배치는 존에 의해서 뿐아니라 레코딩 표면과 헤드에 의해서도 변경된다. 이 경우에 C1+C2 ECC 블록 구성을 제공하기 위해, 레코딩 표면/존/헤드에 기초한 ECC 변경 제어 정보는 도 3을 참조하여 기술된 바와 같이 사용된다.
일례로서, ECC 블록이 도면에 도시된 바와 같이 8개의 섹터에 대하여 하나의 섹터의 리던던시로 구성되는 것으로 가정된다. 이 경우에, 자기 디스크(21a)의 전면 레코딩 표면에는, 도 18a에 도시된 바와 같이 섹터가 제공된다:
- 존 0 : 32개의 섹터 중에서, 28개의 섹터는 데이터 섹터로 제공되며 4개의 섹터는 C2 섹터로 제공되며,
- 존 1 : 16개의 섹터 중에서, 14개의 섹터는 데이터 섹터로 제공되며 2개의 섹터는 C2 섹터로 제공되며,
- 존 2 : 8개의 섹터 중에서 7개의 섹터는 데이터 섹터로서 제공되며 1개의 섹터는 C2 섹터로 제공된다.
자기 디스크(21a)의 후면 레코딩 표면에는 도 18b에 도시된 바와 같이 섹터가 제공된다:
- 존 0 : 32개의 섹터 중에서, 28개의 섹터는 데이터 섹터로 제공되며, 4개의 섹터는 C2 섹터로 제공되며,
- 존 1 : 8개의 섹터 중에서, 7개의 섹터는 데이터 섹터로 제공되며 1개의 섹터는 C2 섹터로 제공되며,
- 존 2 : 8개의 섹터 중에서, 7 개의 섹터는 데이터 섹터로 제공되며 1섹터는 C2 섹터로 제공된다.
즉, 존 1에 대해, 서로 다른 설정 값이 디스크(21a)의 전면과 후면에 주어진다.
이 ECC 블록 구성에서, 매 영역에는 8개의 섹터에 대하여 하나의 섹터의 리던던시를 갖는 C2가 제공될 수 있다.
이 구성은, 예를 들어, 섹터의 배치가 레코딩 표면, 존, 및 헤드에 따라 다르도록 특별히 포맷이 형성된 디스크가 정해진 HDD에 제공된다 하더라도 다음 잇점을 가져다 준다: 즉 보다 정밀하게 요구조건에 대응하는 정정 능력을 가지는 ECC 블록 구성이 디스크의 전체 면들에 구현될 수 있다.
이 예에서, ECC 블록은 트랙 단위에 기초하여 구성된다. 그러나, 두말할 필요도 없이 ECC 블록의 구성이 레코딩 표면/존/헤드에 따라 다르도록 하기 위하여는 ECC 블록이 반드시 트랙 단위에 기초하여 구성될 필요가 없다.
나아가, 실제 ECC 블록 구성은 변경될 존의 수와 변경될 헤드 수에 반드시 완전히 독립적으로 대응할 필요가 없다.
보다 구체적인 설명이 주어진다. 도 18a 및 도 18b에 도시되어 있는 전면과 후면 위의 존 0 및 존 2와 같이 이 존이 동일하며 그 헤드가 다르다면, 동일한 ECC 블록 구성이 채용될 수 있다. 또는 ECC 블록 구성이 블록마다 다르게 이루어질 수 있다.
나아가, 실제 ECC 블록 구성에서, 각 존에는 도 18a 및 도 18b에 있는 예에서와 같이 반드시 간단히 분할될 수 있는 섹터의 수가 제공될 필요가 없다. 그러므로, 본 발명은 ECC 블록 구성을 제공하기 위한 리던던시를 완전히 균등하게 하는 대신에 원하는 범위 내에 리던던시를 제공하도록 요청하는 경우에도 적용가능하다. 또한 본 발명은 정정 능력의 원하는 레벨과 동일하거나 더 높은 레벨을 갖는 정정 능력을 제공하도록 요청하는 경우에도 적용가능하다.
도 19a 및 도 19b 는 ECC 블록 구성의 다른 예를 도시한다.
도 19a 및 도 19b 는, 예를 들어, 도 17에 도시되어 있는 구성에서 디스크(21b)의 전면 레코딩 표면과 후면 레코딩 표면 사이에 ECC 구성이 다르게 이루어지는 예를 도시한다.
도 19a 는 디스크(21b)의 전면 레코딩 표면을 도시하며, 이 경우에 레코딩 표면은 존 0, 존 1, 및 존 2로 분할된다. 나아가, 자기 헤드(다운 헤드)(22b-1)는 레코딩 표면에 대응한다.
이 예에서 섹터의 최적화된 구체적인 배치는 32개의 섹터가 존 0에 제공되며, 16개의 섹터가 존 1에 제공되며, 8개의 섹터가 존 2에 제공되도록 이루어지게 가정된다.
도 19b 는 디스크(21b)의 후면 레코딩 표면을 도시한다. 또한 이 경우에, 레코딩 표면은 존 0, 존 1, 및 존 2로 분할된다. 자기 헤드(업 헤드)(22b-2)는 이 레코딩 표면에 대응한다. 전면 뿐만 아니라 후면에 대하여도 섹터의 최적화된 구체적 배치는 존 0에 32개의 섹터가 제공되며, 존 1에 16개의 섹터가 제공되며 존 2에는 8개의 섹터가 제공되도록 구성되는 것으로 가정된다.
이 예에서, 헤드마다 그리고 디스크 레코딩 표면마다 변경되는 매체에 있는 결함, 헤드의 S/N 차이, 또는 감도와 같은 특성의 차이에 대해 고려된다. 이 경우 ECC 블록의 정정 능력은 그에 따라 전면과 후면 사이에 다르게 이루어진다.
즉, C1+C2 ECC 블록 구성은, 적절한 정정 능력이 각각 달성되도록 레코딩 표면/존/헤드의 특성에 따라 변경된다.
도면에 도시된 바와 같이, 자기 디스크(21b)의 전면 레코딩 표면에는 도 19a에 도시된 바와 같이 섹터가 제공되는데:
- 존 0 : 32개의 섹터 중에서 28개의 섹터는 데이터 섹터로 제공되며, 4개의 섹터는 C2 섹터로 제공되며,
- 존 1 : 16개의 섹터 중에서 14개의 섹터는 데이터 섹터로 제공되며, 2개의 섹터는 C2 섹터로 제공되며,
- 존 2 : 8 개의 섹터 중에서 7개의 섹터는 데이터 섹터로 제공되며, 1개의 섹터는 C2 섹터로 제공된다.
자기 디스크(21b)의 후면 레코딩 표면에는 도 19b에 도시된 바와 같이 섹터가 제공되는데:
- 존 0 : 32개의 섹터 중에서 29개의 섹터는 데이터 섹터로 제공되며, 3개의 섹터는 C2 섹터로 제공되며,
- 존 1 : 16개의 섹터 중에서 14개의 섹터는 데이터 섹터로 제공되며 2개의 섹터는 C2 섹터로 제공되며,
- 존 2 : 8개의 섹터 중에서 7개의 섹터는 데이터 섹터로 제공되며 1개이 섹터는 C2 섹터로 제공된다.
즉, 이 경우에, 자기 디스크(21b)의 후면에 있는 존 0의 에러 정정 능력은 전면과 후면에 있는 다른 존의 것보다 더 낮게 이루어진다.
예를 들어, 자기 디스크(21b)의 후면에 있는 그리고 이에 대응하는 자기 헤드(22b-2)에 의한 레코딩 및 재생 동작시에 존 0의 에러 레이트가 다른 존과 헤드의 것보다 더 우수하다면, 후면에 있는 존 0의 에러 정정 능력이 저하될 수 있다. 후면에 있는 존 0의 에러 정정 능력이 저하되면, 그 존의 리던던시가 저하되며 그리하여 레코딩 영역이 효과적으로 사용될 수 있다.
즉, 에러 레이트가 낮은 자기 헤드에 의해 커버되는 레코딩 표면이나 존 또는 영역에 대해 이 리던던시는 쓸데없이 증가되지 않는다. 이에 의해, 효율적인 디스크가 얻어진다.
이 구성은, 레코딩 표면/존 및 헤드에 따라 다른 ECC 블록 구성을 갖는 디스크가 정해진 HDD(10)에 제공된다 하더라도, 보다 정밀하게 요구조건을 따르는 정정 능력을 갖는 ECC 블록 구성이 디스크의 전체 면들에 구현될 수 있는 잇점을 가져다 준다.
도 19a 및 도 19b에 도시된 예에서, ECC 블록 구성은, 에러 정정 능력이 변경되도록 레코딩 표면/존/헤드에 따라 설정된다. 이것은, ECC 블록이 반드시 트랙 단위에 기초하여 구성될 필요가 없는 경우에도, 또한 구현될 수 있다.
나아가, 실제 ECC 블록 구성은 변경될 레코딩 표면/존의 수와 변경될 헤드의 수에 반드시 완전히 독립적으로 대응할 필요가 없다. 보다 구체적인 설명이 주어진다. 도 19a 및 도 19b에서 존 1 및 존 2와 같이 전면 및 후면 레코딩 표면 사이에 존이 동일하고 헤드가 다르다면, 동일한 ECC 블록 구성이 채용될 수 있다. 또는 ECC 블록 구성은 블록마다 다르도록 이루어질 수 있다.
나아가, 실제 ECC 블록 구성에서, 각 존에는 도 19a 및 도 19b에 있는 예에서와 같이 반드시 간단히 분할될 수 있는 섹터 수가 제공될 필요가 없다. 그러므로, 본 발명은 ECC 블록 구성을 제공하기 위해 리던던시를 완전히 균등하게 하는 것이 아니라 원하는 범위 내로 리던던시를 제공하도록 요청하는 경우에도 적용가능하다. 또한 본 발명은 원하는 정정 능력 레벨과 같거나 더 높은 레벨을 갖는 정정 능력을 제공하도록 요청하는 경우에도 적용할 수 있다.
도 18a 및 도 18b 그리고 도 19a 및 도 19b 는 다음 예, 즉 레코딩 또는 재생 동작시에 선택된 레코딩 표면/존/헤드에 따라 적절한 섹터 구성이 설정되며 나아가 ECC 블록 구성이 미리 결정된 에러 정정 능력을 달성하도록 변할 수 있는 예와, ECC 블록 구성이 레코딩 표면/존/헤드에 따라 적절한 에러 정정 능력이 달성되도록 변할 수 있는 예를 도시한다.
보다 구체적인 설명이 주어진다. 각 레코딩 표면의 특성, 각 존의 특성 또는 각 자기 헤드(22)의 특성에 대해, 적절한 수의 섹터가 각각 얻어지도록 그 포맷이 특수화된다. 이때에, 에러 정정 능력의 변화가 제거되거나 불필요한 리던던시가 제거된다. 이에 의해 효과적인 ECC 블록이 구현될 수 있으며, 이것은 밀도 및 억세스/전송 레이트를 효과적으로 향상시킨다.
레코딩 표면이나 존이 다른 경우, 레코딩/재생 클록 주파수, 트랙 피치, 또는 디스크 회전 속도는 부분적으로 또는 완전히 변경될 수 있다.
예를 들어, 이 실시예에서, 데이터는 존마다 다른 클록 주파수로 레코딩되며 재생된다. 그러나, 스핀들 모터(24)의 회전 수는 존에 기초하여 변경될 수 있다.
나아가, 고밀도 레코딩 등을 위한 요구 때문에, 트랙 피치는 특정 레코딩 표면에 대해 감소될 수 있다. 레코딩/재생 클록 주파수, 회전수, 및 트랙 피치는 각각 에러 레이트에 영향을 끼친다. 그러므로, 적절한 ECC 블록 구성이 이들 항목에 따라 설정되는 것이 바람직하다.
이 실시예에서, ECC 블록 구성은 레코딩 표면이나 존에 따라 변경된다. 이것은, ECC 블록 구성이 레코딩/재생 클록 주파수, 회전 수, 및 트랙 피치에 따라 변경될 수 있다는 것을 의미한다.
그러므로, ECC 블록 구성이 레코딩 표면/존/헤드에 따라 변경된다는 것은, 다음, 즉 ECC 블록 구성이 각 헤드의 특성, 각 레코딩 위치(레코딩 표면/존)의 물리적 특성(레코딩 표면의 품질과 결함과 트랙 피치)과, 신호 처리와 연관된 클록과 같은 특성 및 움직임과 연관된 회전 수와 같은 특성의 결합을 포함하는 여러 요소에 따라 포괄적으로 설정될 수 있다는 것을 의미한다.
그 다음으로, 도 20 및 도 21를 참조하여, 전술된 바와 같이 ECC 블록 구성을 변경하기 위한 레코딩 및 재생 동작에서 수행되는 처리에 관한 설명이 주어진다.
도 20 은 데이터 기록 동작 동안 도 1에 도시되어 있는 각 부분, 주로 CPU(11)와 디스크 제어기(13)의 동작에 의해 구현되는 처리를 도시한다.
먼저 단계 F101에서, 데이터가 기록되는 타깃 트랙이 설정되며 이후 단계 F102에서 탐색 동작이 시작된다.
단계 F103에서, 레코딩 표면과 존이 타깃 트랙 값으로부터 결정되며 나아가 사용될 자기 헤드(22)가 결정된다.
단계 F104에서, 레코딩 표면/존/헤드에 기초하여 ECC 변경 제어 정보와 포맷터 제어 정보가 전술된 바와 같이 예를 들어 CPU(11)로부터 디스크 제어기(13)로 공급된다. 이후 이들 정보는 도 2에 도시되어 있는 디스크 제어기(13)에 있는 여러 유닛으로 송신된다.
디스크 포맷터(35)에서, 예를 들어 섹터의 설정과 각 존에 대해 결정된 레코딩 클록의 설정과 같은 포맷 정보가 설정된다. ECC 제어기(36)에서, 각 레코딩 표면/존/헤드에 대해 결정된 ECC 블록 구성이 설정된다.
단계 F105에서, ECC 생성 처리는 위 설정에 기초하여 ECC 제어기(36)에서 실행된다.
보다 구체적으로, 데이터는 버퍼 RAM(14)을 거쳐 송신되며 ECC 제어기(36)에서 데이터에 C1 및 C2를 부가하도록 ECC 연산이 수행된다. 이후 디스크 포맷터(35)에서 미리결정된 포맷으로 데이터가 배열되며 데이터 판독/기록 제어 유닛(15)으로 송신된다.
데이터 판독/기록 제어 유닛(15)은 궁극적으로 디스크에 기록될 패턴을 생성하며 단계 F106에서 탐색 동작이 완료된 후 데이터가 실제 기록된다.
도 21 는 데이터 판독 동작 동안 도 1에 도시되어 있는 각 부분, 주로 CPU(11)와 디스크 제어기(13)의 동작에 의해 구현되는 처리를 도시한다.
단계 F201에서, 데이터가 판독될 타깃 트랙이 설정되며 이후 단계 F202에서 탐색 동작이 시작된다.
단계 F203에서, 이 타깃 트랙 값으로부터 레코딩 표면/존/헤드가 결정된다.
단계 F204에서, 레코딩 표면/존/헤드에 기초하는 ECC 변경 제어 정보와 포맷터 제어 정보가 예를 들어 CPU(11)로부터 디스크 제어기(13)로 공급된다. 이후 이들 정보는 도 2에 도시되어 있는 디스크 제어기(13) 내의 여러 유닛으로 송신된다.
디스크 포맷터(35)에서, 예를 들어, 섹터의 설정과 각 존에 대해 결정된 레코딩 클록의 설정과 같은 포맷 정보가 설정된다. ECC 제어기(36)에서, 각 레코딩 표면/존/헤드에 대해 결정된 ECC 블록 구성이 설정된다.
이들 설정이 이루어진 후에, 단계 F205에서, 탐색 동작이 수행되며 이후 디스크(21)로부터 데이터를 판독하는 처리가 수행된다. 이후 ECC가 부가된 데이터가 데이터 판독/기록 제어 유닛(15)을 거쳐 디스크 제어기(13)로 송신된다.
판독 데이터는 디스크 포맷터(35)를 거쳐 송신되며 ECC 구성의 단위에 해당하는 양 또는 그 이상의 양만큼 버퍼 RAM(14)에 저장된다.
단계 F206에서, ECC 제어기(36)는 각 레코딩 표면/존/헤드에 대해 결정된 ECC 블록 구성에 기초하여 버퍼 RAM(14)에 저장되어 있는 데이터에 대해 ECC 정정 처리를 수행한다.
이 ECC 디코드의 순서는 기본적으로 다음과 같다: 즉 섹터 내 정정(intra- sector)이 C1에 의해 수행되며 그리고 만일 어떤 에러가 이 정정 처리에 의해 정정될 수 없는 경우 섹터 간 정정(inter-sector)이 후속적으로 C2에 의해 수행된다.
추가적으로, C1+C2 정정을 수행하는지 또는 C1 정정만을 수행하는지 여부는 (예를 들어, 각 존에 대해) 임의로 선택될 수 있으며 그리고 선택된 정정이 수행될 수 있다.
ECC 정정의 결과는 버퍼 RAM(14)에 반영된다.
이후, 에러 정정된 판독 데이터가 미리 결정된 타이밍에 따라 호스트 제어기(32)를 거쳐 인터페이스(17)로 송신된다.
전술된 바와 같이, HDD(10)는 이 실시예에서 레코딩 표면/존/헤드에 따라 ECC 블록 구성을 처리할 수 있다.
전술된 바와 같이 효과적인 ECC 블록을 구성하는 것에 의해 더 넓은 범위의 랜덤 에러와 버스트 에러가 정정될 수 있는 안정적인 시스템이 구성될 수 있다.
7. 응용예
본 발명은 전술된 예에 뿐만 아니라 아래 기술되는 여러 경우에도 또한 적용가능하다.
전술된 예에서, HDD에 있는 자기 디스크(21)의 수는 2개이다. 만일 3개 이상의 자기 디스크가 제공되는 경우에도, 레코딩 표면/헤드에 따른 ECC 블록 구성의 설정이 두말할 필요도 없이 적용할 수 있다. 나아가, 하나의 디스크(21)가 제공되는 경우에도, 레코딩 표면/헤드에 따른 ECC 블록 구성의 설정은, 레코딩 표면이 디스크의 전면과 후면에 형성되어 있는 한, 적용가능하다. 이것은, 이 경우에, 복수(2개)의 레코딩 표면과 헤드가 존재하기 때문이다.
나아가, 하나의 레코딩 표면만을 가지는 하나의 디스크만이 제공되는 경우에는, 본 발명은, 복수의 존이 레코딩 표면에 형성되어 있는 한, 적용가능하다. 이 경우에 ECC 블록 구성은 하나의 헤드와 개별 존의 결합에 따라 설정된다.
나아가, 복수의 자기 헤드(22)가 하나의 레코딩 표면에 대응하는 그러한 장치에 대해, 본 발명은, 자기 헤드가 반복적으로 동일한 트랙을 추적하지 않는 한 적용가능하다. 이 경우에, ECC 블록 구성은 개별 헤드에 따라 설정된다.
나아가, ECC 블록 구성 변경 제어가 다음 중 어느 하나의 방식으로 수행될 수 있다: 즉 그 구성이 각 레코딩 표면, 존, 또는 헤드에 대해 완전히 변경될 수 있거나 또는 부분적으로 변경될 수 있는 방식 중 어느 하나의 방식으로 수행될 수 있다.
ECC 블록은 전술된 바와 같이 트랙 단위에 기초하여 구성될 수도 있으며 또는 임의의 다른 방식으로 구성될 수도 있다. 본 발명은, C1+C2를 포함하는 ECC 블록이 하나의 단위로서 취급되는 한, 적용가능하다.
위 예에서, ECC 블록 구성의 설정은 C2 설정을 변경하는 것에 의해 변경된다. 그러나, C1 설정을 변경하는 것도 또한 가능하며 C1 설정과 C2 설정을 모두 변경하는 것도 가능하다.
나아가, 아래 기술된 바와 같은 설정 변경도 가능하다: 즉 C1+C2 ECC 블록 구성은 일부 레코딩 표면/존/헤드에 대해 사용되며 ECC 블록은 일부 레코딩 표면/존/헤드에 대해 C1만으로 구성된다.
나아가, 예를 들어, 제 2 에러 정정 코드(C2)의 구성이 변경되면, C2 섹터의 패리티 섹터의 수도 변경될 수 있으며 또는 인터리브된 구조도 변경될 수 있다.
나아가, ECC 블록 구성에서 변경을 뒷받침하는 인자(factor)는 매체 특성과 헤드 특성을 포함한다. 레코딩 표면/존/헤드에 따른 섹터의 배치에서의 최종 변경은 다음 변경, 즉 예를 들어 트랙당 섹터의 수의 변경과 ECC 리던던시의 변경 뿐만 아니라 트랙 밀도의 변경을 포함할 수 있다.
일반적으로, 디스크(21)는 HDD에 고정 설치된다. 그러나, 디스크(21)가 착탈가능하게 설치된 HDD도 가능하다. 본 발명은 또한 그러한 디바이스에 적용가능하다.
이 경우에, 로딩된 자기 디스크(21)의 레코딩 표면/존/헤드에 관련된 ECC 변경 제어 정보(각 레코딩 표면/각 존에 대해 ECC 블록 구성에 관한 정보)를 얻기 위해 다음의 조치, 즉 ECC 변경 제어 정보가 각 자기 디스크(21)에 레코딩되는 조치를 취할 수 있다.
본 발명은 HDD에 뿐만 아니라 디스크 레코딩/재생 디바이스의 다른 타입에도 적용할 수 있다. 예를 들어, 본 발명은 디스크 위의 트랙이 동심원으로 형성된 시스템에 뿐만 아니라 트랙이 나선형으로 형성되어 있는 시스템에도 적용할 수 있다. 두말할 필요도 없이, 본 발명은 자기 디스크를 수반하는 시스템에 뿐만 아니라 광 디스크 또는 광 자기 디스크를 수반하는 시스템에도 적용할 수 있다.
본 발명에 따른 프로그램은 전술된 HDD(10)의 기능을 구현하는 프로그램이다. 보다 구체적인 설명이 주어진다. 이 프로그램은 CPU(11)에 의해 시작된다. HDD(10)에 있는 여러 유닛은 이 프로그램에 따라 제어되며, 이에 의해 도 20 및 도 21에 도시된 처리가 수행된다.
이 프로그램은 예를 들어, ROM/RAM(12)에 미리 저장될 수 있다. 또는 이 프로그램은 자기 디스크(21)에 저장되거나 ROM/RAM(12)에 로딩될 수 있다.
전술된 바와 같이, 본 발명은, 교란 등의 영향이 감소될 수 있는 안정적인 시스템을 제공하며, 나아가 레코딩 매체에서 원하는 데이터가 저장되어 있는 위치에 억세스하는데 드는 시간을 단축하며 전송 레이트를 저하시키지 않으면서 데이터를 안정하게 재생하고, 더 넓은 범위의 랜덤 에러와 버스트 에러를 정정할 수 있게 하며 안정한 데이터 재생을 위해 전송 레이트의 저하를 감소시키기 위해 재시도 동작과 데이터 품질의 저하를 회피하며, 안정한 데이터 재생을 위해 전송 레이트를 저하시키는 것을 줄이기 위해 탐색 동작 바로 후에 교란으로 인한 에러의 영향을 회피하는 효과를 제공하며, 부가적으로 포맷 구성의 단편화에서 용이하게 에러 정정 방법을 구현할 수 있는 등의 효과를 제공한다.
도 1 은 본 발명의 일 실시예에서 HDD의 전체 구성의 블록도.
도 2 는 본 실시예의 HDD에 있는 디스크 제어기의 블록도.
도 3 은 본 실시예에서 디스크 포맷 구조를 개략적으로 예시하는 설명도.
도 4 는 본 실시예에서 디스크에 대한 서보 영역의 설명도.
도 5a 및 도 5b 는 본 실시예에서 에러 정정 범위의 설명도.
도 6 은 본 실시예에서 억세스하기 위한 변환 테이블의 설명도.
도 7a 및 도 7b 는 본 실시예에서 트랙 단위로 취한 ECC 블록의 설명도.
도 8 은 본 실시예에서 ECC 블록 구조의 설명도.
도 9 는 본 실시예에서 인터리브된 구조의 설명도.
도 10 은 본 실시예에서 인터리브된 구조의 다른 설명도.
도 11 은 본 실시예에서 LBA 억세스 방법에 의한 C2 섹터의 배치의 일례를 예시하는 설명도.
도 12 는 본 실시예에서 ECC 블록 구성의 일례를 예시하는 설명도.
도 13 은 본 실시예에서 C2 섹터의 배치의 다른 예를 예시하는 설명도.
도 14 는 본 실시예에서 상대 어드레스 억세스 방법에 의한 C2 섹터의 배치의 일례를 예시하는 설명도.
도 15 는 본 실시예에서 ECC 블록 구성의 일례를 예시하는 설명도.
도 16 은 본 실시예에서 재생 동작시에 수행되는 처리를 예시하는 흐름도.
도 17 은 본 실시예에서 디스크 및 헤드의 구성의 다른 예를 예시하는 설명도.
도 18a 및 도 18b 는 본 실시예에서 레코딩 표면/존/헤드에 따라 ECC 구성의 예를 예시하는 설명도.
도 19a 및 도 19b 는 본 실시예에서 레코딩 표면/존(zone)/헤드에 따라 ECC 구성의 예를 예시하는 다른 설명도.
도 20 은 본 실시예에서 레코딩 동작시에 수행되는 처리를 예시하는 흐름도.
도 21 는 본 실시예에서 재생 동작시에 수행되는 처리를 예시하는 흐름도.
<도면 주요 부분에 대한 부호의 설명>
10 : 하드 디스크 드라이브 11 : CPU
12 : ROM/RAM 13 : 디스크 제어기
14 : 버퍼 RAM 15 : 판독/기록 제어 유닛
16 : 서보 제어 유닛 17 : 인터페이스
21 : 자기 디스크 23 : VCM
24 : SPM 25 : 전치증폭기
31 : CPU 인터페이스 32 : 호스트 제어기
33 : 버퍼 제어기 34 : 서보 제어기
35 : 디스크 포맷터 36 : ECC 제어기

Claims (29)

  1. 동심 트랙이 형성되어 있으며 상기 트랙 각각은 복수의 섹터로 분할되어 있는 디스크 레코딩 매체를 위한 데이터 레코딩/재생 디바이스에 있어서,
    타깃 트랙을 탐색하는 탐색 수단과,
    탐색된 트랙에 대해 억세스를 하는 데이터 억세스 수단과,
    데이터에 있는 에러를 정정하기 위한 에러 정정 코드를 생성하며 나아가 상기 에러 정정 코드에 기초하여 데이터에 있는 에러를 정정하는 에러 정정 수단
    을 포함하며,
    여기서, 상기 에러 정정 수단은,
    미리 결정된 데이터 양 단위에 대해 제 1 에러 정정 코드 단위를 설정하며, 복수의 상기 제 1 에러 정정 코드 단위에 대해 제 2 에러 정정 코드 단위를 설정하며, 복수의 상기 제 1 에러 정정 코드 단위와 여기에 부가된 상기 제 2 에러 정정 코드 단위를 포함하는 에러 정정 블록을 형성하며, 그리고 상기 탐색 수단에 의해 상기 디스크 레코딩 매체 위의 어느 트랙으로 헤드가 이동될 때 상기 제 2 에러 정정 코드가 레코딩되어 있는 섹터가 상기 데이터 억세스 수단에 의해 판독될 제 1 섹터가 되도록 상기 에러 정정 블록을 생성하는, 디스크 레코딩 매체를 위한 데이터 레코딩/재생 디바이스.
  2. 제 1 항에 있어서, 상기 에러 정정 수단은, 상기 제 2 에러 정정 코드가 상기 에러 정정 블록의 적어도 헤드에 배치되도록 상기 에러 정정 블록을 생성하는, 디스크 레코딩 매체를 위한 데이터 레코딩/재생 디바이스.
  3. 제 1 항에 있어서, 상기 에러 정정 수단은, 상기 제 2 에러 정정 코드가 상기 에러 정정 블록의 적어도 헤드와 말단에 배치되도록 상기 에러 정정 블록을 생성하는, 디스크 레코딩 매체를 위한 데이터 레코딩/재생 디바이스.
  4. 제 1 항에 있어서, 상기 에러 정정 수단은, 상기 에러 정정 블록이 하나 이상의 트랙에 의해 완성되도록 상기 에러 정정 블록을 형성하는, 디스크 레코딩 매체를 위한 데이터 레코딩/재생 디바이스.
  5. 제 1 항에 있어서, 상기 에러 정정 수단은 리드-솔로몬 코드 시스템(Reed- Solomon code system)에 의해 에러 정정 코드를 생성하는, 디스크 레코딩 매체를 위한 데이터 레코딩/재생 디바이스.
  6. 제 1 항에 있어서, 상기 에러 정정 수단에 의해 형성된 상기 에러 정정 블록은 상기 제 1 또는 제 2 에러 정정 코드 단위로 인터리브된 구조(interleaved structure)를 가지는, 디스크 레코딩 매체를 위한 데이터 레코딩/재생 디바이스.
  7. 제 1 항에 있어서, 상기 디스크 레코딩 매체는, 서보 영역이 상기 디스크 레코딩 매체 위에 반경방향으로 배열되도록 하는 각 위치에 형성된 상기 서보 영역을 가지는, 디스크 레코딩 매체를 위한 데이터 레코딩/재생 디바이스.
  8. 제 1 항에 있어서, 상기 데이터 억세스 수단은 상기 탐색 수단에 의해 탐색된 트랙 위에서 억세스 가능하게 된 선두 섹터에서 기록 억세스를 시작하며 하나의 트랙에 해당하는 섹터들에 억세스하는, 디스크 레코딩 매체를 위한 데이터 레코딩/재생 디바이스.
  9. 제 8 항에 있어서, 상기 데이터 억세스 수단은, 기록 억세스에서, 트랙 위에서 억세스가 시작된 섹터에서 시작하여 순차적으로 섹터에 상대 위치 어드레스(relative position address)를 할당하며 그리고 상기 상대 위치 어드레스에 따라 트랙 위의 섹터로부터 판독된 데이터를 재배열하며 그리고 이에 의해 판독 억세스에서 기록된 데이터를 재생하는, 디스크 레코딩 매체를 위한 데이터 레코딩/재생 디바이스.
  10. 제 8 항에 있어서, 상기 에러 정정 수단은, 2개 이상의 에러 정정 블록이 각 트랙에 존재하지 않으며 상기 에러 정정 블록이 하나 이상의 트랙에 의해 완성되도록 상기 에러 정정 블록을 형성하는, 디스크 레코딩 매체를 위한 데이터 레코딩/재생 디바이스.
  11. 동심 트랙이 형성되어 있으며, 상기 트랙 각각은 복수의 섹터로 분할되어 있는 디스크 레코딩 매체를 위한 데이터 레코딩/재생 방법에 있어서,
    타깃 트랙을 탐색하는 탐색 단계와,
    탐색된 트랙에 대해 억세스가 이루어지는 데이터 억세스 단계와,
    에러 정정 코드가 데이터에 있는 에러를 정정하기 위해 생성되며 나아가 데이터에 있는 에러가 상기 에러 정정 코드에 기초하여 정정되는 에러 정정 단계
    를 포함하며,
    여기서, 상기 에러 정정 단계에서, 제 1 에러 정정 코드 단위가 미리 결정된 데이터 양 단위에 대해 설정되며, 제 2 에러 정정 코드 단위가 복수의 상기 제 1 에러 정정 코드 단위에 대해 설정되며, 복수의 상기 제 1 에러 정정 코드 단위와 여기에 부가되는 상기 제 2 에러 정정 코드 단위를 포함하는 에러 정정 블록이 형성되며, 그리고 상기 에러 정정 블록은, 상기 탐색 단계에서, 상기 디스크 레코딩 매체 위의 어느 트랙으로 헤드가 이동될 때 상기 제 2 에러 정정 코드가 레코딩되어 있는 섹터가 상기 데이터 억세스 단계에서 판독될 제 1 섹터가 되도록 생성되는, 디스크 레코딩 매체를 위한 데이터 레코딩/재생 방법.
  12. 제 11 항에 있어서, 상기 에러 정정 단계에서, 상기 에러 정정 블록은, 상기 제 2 에러 정정 코드가 상기 에러 정정 블록의 적어도 헤드에 배치되도록 형성되는, 디스크 레코딩 매체를 위한 데이터 레코딩/재생 방법.
  13. 제 11 항에 있어서, 상기 에러 정정 단계에서, 상기 에러 정정 블록은, 상기 제 2 에러 정정 코드가 상기 에러 정정 블록의 적어도 헤드와 말단에 배치되도록 형성되는, 디스크 레코딩 매체를 위한 데이터 레코딩/재생 방법.
  14. 제 11 항에 있어서, 상기 에러 정정 단계에서, 상기 에러 정정 블록은, 상기 에러 정정 블록이 하나 이상의 트랙에 의해 완성되도록 형성되는, 디스크 레코딩 매체를 위한 데이터 레코딩/재생 방법.
  15. 제 11 항에 있어서, 상기 에러 정정 단계에서, 에러 정정 코드는 리드-솔로몬 코드 시스템에 의해 생성되는, 디스크 레코딩 매체를 위한 데이터 레코딩/재생 방법.
  16. 제 11 항에 있어서, 상기 에러 정정 단계에서 형성된 상기 에러 정정 블록은 상기 제 1 또는 제 2 에러 정정 코드 단위로 인터리브된 구조를 가지는, 디스크 레코딩 매체를 위한 데이터 레코딩/재생 방법.
  17. 제 11 항에 있어서, 상기 데이터 억세스 단계에서, 기록 억세스는, 상기 탐색 단계에서 탐색된 트랙 위에서 억세스 가능하게 된 선두 섹터에서 시작되며 하나의 트랙에 해당하는 섹터들이 억세스되는, 디스크 레코딩 매체를 위한 데이터 레코딩/재생 방법.
  18. 제 17 항에 있어서, 상기 데이터 억세스 단계에서, 상대 위치 어드레스가, 기록 억세스에서 트랙 위에서 억세스가 시작된 섹터에서 시작하여 순차적으로 섹터에 할당되며, 그리고 상기 트랙 위의 섹터로부터 판독된 데이터는 상기 상대 위치 어드레스에 따라 재배열되며 그리고 이에 의해 기록된 데이터는 판독 억세스에서 재생되는, 디스크 레코딩 매체를 위한 데이터 레코딩/재생 방법.
  19. 제 17 항에 있어서, 상기 에러 정정 단계에서, 상기 에러 정정 블록은, 2개 이상의 에러 정정 블록이 각 트랙 위에 존재하지 않으며 상기 에러 정정 블록이 하나 이상의 트랙에 의해 완성되도록 형성되는, 디스크 레코딩 매체를 위한 데이터 레코딩/재생 방법.
  20. 동심 트랙이 형성되어 있으며 상기 트랙 각각은 복수의 섹터로 분할되어 있는 디스크 레코딩 매체에 대해 컴퓨터 시스템에서 데이터 레코딩/재생 처리를 실행하기 위한 컴퓨터로 판독가능한 포맷으로 기록되어 있는 프로그램에 있어서,
    타깃 트랙을 탐색하는 탐색 단계와,
    탐색된 트랙에 대해 억세스가 이루어지는 데이터 억세스 단계와,
    에러 정정 코드가 데이터에 있는 에러를 정정하기 위해 생성되며 나아가 데이터에 있는 에러가 상기 에러 정정 코드에 기초하여 정정되는 에러 정정 단계
    를 포함하며,
    여기서, 상기 에러 정정 단계에서, 제 1 에러 정정 코드 단위는 미리 결정된 데이터 양 단위에 대해 설정되며, 제 2 에러 정정 코드 단위는 복수의 상기 제 1 에러 정정 코드 단위에 대해 설정되며, 복수의 상기 제 1 에러 정정 코드 단위와 여기에 부가된 상기 제 2 에러 정정 코드 단위를 포함하는 에러 정정 블록이 형성되며, 그리고 상기 에러 정정 블록은, 상기 탐색 단계에서 상기 디스크 레코딩 매체 위의 어느 트랙으로 헤드가 이동될 때, 상기 제 2 에러 정정 코드가 레코딩되어 있는 섹터가 상기 데이터 억세스 단계에서 판독될 제 1 섹터가 되도록 셍성되는, 데이터 레코딩/재생 처리를 실행하기 위한 컴퓨터로 판독가능한 포맷으로 기록되어 있는 프로그램.
  21. 제 20 항에 있어서, 상기 에러 정정 단계에서, 상기 에러 정정 블록은, 상기 제 2 에러 정정 코드가 상기 에러 정정 블록의 적어도 헤드에 배치되도록 형성되는, 데이터 레코딩/재생 처리를 실행하기 위한 컴퓨터로 판독가능한 포맷으로 기록되어 있는 프로그램.
  22. 제 20 항에 있어서, 상기 에러 정정 단계에서, 상기 에러 정정 블록은, 상기 제 2 에러 정정 코드가 상기 에러 정정 블록의 적어도 헤드와 말단에 배치되도록 형성되는, 데이터 레코딩/재생 처리를 실행하기 위한 컴퓨터로 판독가능한 포맷으로 기록되어 있는 프로그램.
  23. 제 20 항에 있어서, 상기 에러 정정 단계에서, 상기 에러 정정 블록은, 상기 에러 정정 블록이 하나 이상의 트랙에 의해 완성되도록 형성되는, 데이터 레코딩/재생 처리를 실행하기 위한 컴퓨터로 판독가능한 포맷으로 기록되어 있는 프로그램.
  24. 제 20 항에 있어서, 상기 에러 정정 단계에서, 상기 에러 정정 코드는 리드 솔로몬 코드 시스템에 의해 형성되는, 데이터 레코딩/재생 처리를 실행하기 위한 컴퓨터로 판독가능한 포맷으로 기록되어 있는 프로그램.
  25. 제 20 항에 있어서, 상기 에러 정정 단계에서 형성된 상기 에러 정정 블록은 상기 제 1 또는 제 2 에러 정정 코드 단위로 인터리브된 구조를 가지는, 데이터 레코딩/재생 처리를 실행하기 위한 컴퓨터로 판독가능한 포맷으로 기록되어 있는 프로그램.
  26. 제 20 항에 있어서, 상기 데이터 억세스 단계에서, 기록 억세스는, 상기 탐색 단계에서 탐색된 트랙 위에서 억세스 가능하게 된 선두 섹터에서 시작되며 하나의 트랙에 해당하는 섹터들이 억세스되는, 데이터 레코딩/재생 처리를 실행하기 위한 컴퓨터로 판독가능한 포맷으로 기록되어 있는 프로그램.
  27. 제 26 항에 있어서, 상기 데이터 억세스 단계에서, 상대 위치 어드레스가, 기록 억세스에서, 트랙 위에서 억세스가 시작된 섹터에서 시작하여 순차적으로 섹터에 할당되며, 그리고 트랙 위의 섹터로부터 판독된 데이터는 상기 상대 위치 어드레스에 따라 재배열되며 그리고 이에 의해 기록된 데이터는 판독 억세스에서 재생되는, 데이터 레코딩/재생 처리를 실행하기 위한 컴퓨터로 판독가능한 포맷으로 기록되어 있는 프로그램.
  28. 제 26 항에 있어서, 상기 에러 정정 단계에서, 상기 에러 정정 블록은, 2개 이상의 에러 정정 블록이 각 트랙 위에 존재하지 않으며 그리고 상기 에러 정정 블록은 하나 이상의 트랙에 의해 완성되도록 형성되는, 데이터 레코딩/재생 처리를 실행하기 위한 컴퓨터로 판독가능한 포맷으로 기록되어 있는 프로그램.
  29. 레코딩 매체에 있어서,
    제 1 에러 정정 코드 단위가 미리 결정된 데이터 양 단위에 대해 설정되며, 제 2 에러 정정 코드 단위가 복수의 상기 제 1 에러 정정 코드 단위에 대해 설정되며, 그리고 복수의 상기 제 1 에러 정정 코드 단위와 여기에 부가되는 상기 제 2 에러 정정 코드 단위를 포함하는 에러 정정 블록이 형성되며,
    상기 에러 정정 블록은 탐색 동작 동안 어느 트랙으로 헤드가 이동될 때 상기 제 2 에러 정정 코드가 레코딩되어 있는 섹터가 판독될 제 1 섹터가 되도록 설정되며,
    상기 에러 정정 블록의 구성을 가지는 데이터는 상기 레코딩 트랙 각각에 레코딩되는. 레코딩 매체.
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