JP2968790B1 - 磁気ディスク装置のアドレス変換方法、磁気ディスク装置、アドレス変換プログラムを記録した記録媒体 - Google Patents
磁気ディスク装置のアドレス変換方法、磁気ディスク装置、アドレス変換プログラムを記録した記録媒体Info
- Publication number
- JP2968790B1 JP2968790B1 JP10238896A JP23889698A JP2968790B1 JP 2968790 B1 JP2968790 B1 JP 2968790B1 JP 10238896 A JP10238896 A JP 10238896A JP 23889698 A JP23889698 A JP 23889698A JP 2968790 B1 JP2968790 B1 JP 2968790B1
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- logical address
- offset value
- address
- defect list
- medium defect
- Prior art date
- Legal status (The legal status 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 status listed.)
- Expired - Fee Related
Links
Landscapes
- Techniques For Improving Reliability Of Storages (AREA)
- Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
Abstract
【要約】
【課題】 論理アドレスから物理アドレスへ変換すると
きの媒体欠陥リストのサーチを高速化する。 【解決手段】 媒体欠陥リスト変換部１２は、オフセッ
ト値で指定された、媒体欠陥リスト上の物理アドレスか
らオフセット値を減算し、検索部２１に値を渡す。検索
部１１は、媒体欠陥リスト変換部１２に対し、オフセッ
ト値を指定することにより、オフセット値で示される、
媒体欠陥リスト上の物理アドレスを、媒体欠陥リスト変
換部１２により仮想論理アドレスに変換する。検索部１
１は、指定された論理アドレスと媒体欠陥リスト変換部
１２で得られた仮想論理アドレスでサーチをおこなう。
サーチは、媒体欠陥テーブルに、論理アドレスより大き
い仮想論理アドレスが現れた時点で終了する。サーチの
結果得られたオフセット値を論理アドレスに加算するこ
とにより物理アドレスが求まる。
きの媒体欠陥リストのサーチを高速化する。 【解決手段】 媒体欠陥リスト変換部１２は、オフセッ
ト値で指定された、媒体欠陥リスト上の物理アドレスか
らオフセット値を減算し、検索部２１に値を渡す。検索
部１１は、媒体欠陥リスト変換部１２に対し、オフセッ
ト値を指定することにより、オフセット値で示される、
媒体欠陥リスト上の物理アドレスを、媒体欠陥リスト変
換部１２により仮想論理アドレスに変換する。検索部１
１は、指定された論理アドレスと媒体欠陥リスト変換部
１２で得られた仮想論理アドレスでサーチをおこなう。
サーチは、媒体欠陥テーブルに、論理アドレスより大き
い仮想論理アドレスが現れた時点で終了する。サーチの
結果得られたオフセット値を論理アドレスに加算するこ
とにより物理アドレスが求まる。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、論理アドレスでア
クセスし、かつ媒体欠陥処理を行う磁気ディスク装置に
おける、論理アドレスから物理アドレスの変換方法に関
する。
クセスし、かつ媒体欠陥処理を行う磁気ディスク装置に
おける、論理アドレスから物理アドレスの変換方法に関
する。
【０００２】
【従来の技術】従来の、物理アドレスから論理アドレス
への変換方法は、次の通りである。論理アドレスの
“０”から目的の論理アドレスまで欠陥セクタが無けれ
ば、論理アドレスと物理アドレスは一致する。最初に、
目的の論理アドレスまで欠陥セクタが無いと仮定して、
目的の論理アドレスを仮の物理アドレスとする（これ
を、以下、仮物理アドレスとする）。仮物理アドレス以
下の物理アドレスが媒体欠陥リストに無いかサーチをお
こない、サーチの結果、欠陥セクタが無ければ、仮物理
アドレスは真の物理アドレスとなり、処理は終了する。
しかし、サーチの結果、欠陥セクタがあれば、真の物理
アドレスは、仮物理アドレスに、サーチで得られた仮物
理アドレスまでの欠陥セクタ数を加算したアドレス以上
の値である。そこで、媒体欠陥リストの、現在の仮物理
アドレスより大きな領域に対し、仮物理アドレスに欠陥
セクタ数を加算したものを再び、仮物理アドレスとして
設定し、この仮物理アドレスでサーチを行う。このシー
ケンスを繰り返し、サーチ時に欠陥セクタが検出されな
い状態になれば、その仮物理アドレスが、真の物理アド
レスとして決定する。
への変換方法は、次の通りである。論理アドレスの
“０”から目的の論理アドレスまで欠陥セクタが無けれ
ば、論理アドレスと物理アドレスは一致する。最初に、
目的の論理アドレスまで欠陥セクタが無いと仮定して、
目的の論理アドレスを仮の物理アドレスとする（これ
を、以下、仮物理アドレスとする）。仮物理アドレス以
下の物理アドレスが媒体欠陥リストに無いかサーチをお
こない、サーチの結果、欠陥セクタが無ければ、仮物理
アドレスは真の物理アドレスとなり、処理は終了する。
しかし、サーチの結果、欠陥セクタがあれば、真の物理
アドレスは、仮物理アドレスに、サーチで得られた仮物
理アドレスまでの欠陥セクタ数を加算したアドレス以上
の値である。そこで、媒体欠陥リストの、現在の仮物理
アドレスより大きな領域に対し、仮物理アドレスに欠陥
セクタ数を加算したものを再び、仮物理アドレスとして
設定し、この仮物理アドレスでサーチを行う。このシー
ケンスを繰り返し、サーチ時に欠陥セクタが検出されな
い状態になれば、その仮物理アドレスが、真の物理アド
レスとして決定する。
【０００３】
【発明が解決しようとする課題】上述した従来のアドレ
ス変換方法は、媒体欠陥リストに対してサーチを行い、
媒体欠陥セクタが無くなるまで、繰り返しサーチを行わ
なければならないので、処理速度が遅いという問題点が
ある。
ス変換方法は、媒体欠陥リストに対してサーチを行い、
媒体欠陥セクタが無くなるまで、繰り返しサーチを行わ
なければならないので、処理速度が遅いという問題点が
ある。
【０００４】本発明の目的は、論理アドレスから物理ア
ドレスへ変換するときの媒体欠陥リストのサーチを高速
化するアドレス変換方法および磁気ディスク装置を提供
することにある。
ドレスへ変換するときの媒体欠陥リストのサーチを高速
化するアドレス変換方法および磁気ディスク装置を提供
することにある。
【０００５】
【課題を解決するための手段】媒体欠陥リストは、磁気
ディスク上の媒体欠陥セクタの位置が、欠陥セクタを含
む全てのセクタに対して昇順に割り付けられた物理アド
レスで欠陥セクタ毎に登録され、０から昇順にアドレス
が割り付けられたオフセット値により参照が行なわれ
る。
ディスク上の媒体欠陥セクタの位置が、欠陥セクタを含
む全てのセクタに対して昇順に割り付けられた物理アド
レスで欠陥セクタ毎に登録され、０から昇順にアドレス
が割り付けられたオフセット値により参照が行なわれ
る。
【０００６】このような媒体欠陥リストに対して、本発
明は、指定されたオフセット値に対応する、媒体欠陥リ
スト上の物理アドレスから該オフセット値を減算し、そ
の結果、得られる仮想論理アドレスが指定された論理ア
ドレスより大きくなるまで前記オフセット値を変化さ
せ、オフセット値の最終値を論理アドレスに加算するこ
とにより物理アドレスを得る。
明は、指定されたオフセット値に対応する、媒体欠陥リ
スト上の物理アドレスから該オフセット値を減算し、そ
の結果、得られる仮想論理アドレスが指定された論理ア
ドレスより大きくなるまで前記オフセット値を変化さ
せ、オフセット値の最終値を論理アドレスに加算するこ
とにより物理アドレスを得る。
【０００７】媒体欠陥リストの物理アドレスを逐次仮想
論理アドレスに変換することにより、媒体欠陥リストの
サーチを１回におさえることができる。
論理アドレスに変換することにより、媒体欠陥リストの
サーチを１回におさえることができる。
【０００８】
【発明の実施の形態】次に、本発明の実施の形態につい
て図面を参照して説明する。
て図面を参照して説明する。
【０００９】図１を参照すると、本実施形態は、ホスト
からの論理アドレスを受け取る入力部１と、入力部１で
得られた論理アドレスを用いて、媒体欠陥リスト記憶部
３の媒体欠陥リスト１００へのサーチを、媒体欠陥リス
ト変換部２２により変換された仮想論理アドレスを用い
ておこない、サーチの結果得られたオフセット値を欠陥
セクタ数として、論理アドレスに加算することにより物
理アドレスを得る検索部１１と、検索部１１から指定さ
れたオフセット値で、媒体欠陥リスト１００の物理アド
レスを取得し、その物理アドレスからオフセット値を減
算することにより、仮想論理アドレスへの変換を行い、
検索部１１に渡す媒体欠陥アドレス変換部１２と、検索
部１１により得られた物理アドレスで、媒体４へのリー
ド／ライトを行う媒体アクセス部１３からなる。
からの論理アドレスを受け取る入力部１と、入力部１で
得られた論理アドレスを用いて、媒体欠陥リスト記憶部
３の媒体欠陥リスト１００へのサーチを、媒体欠陥リス
ト変換部２２により変換された仮想論理アドレスを用い
ておこない、サーチの結果得られたオフセット値を欠陥
セクタ数として、論理アドレスに加算することにより物
理アドレスを得る検索部１１と、検索部１１から指定さ
れたオフセット値で、媒体欠陥リスト１００の物理アド
レスを取得し、その物理アドレスからオフセット値を減
算することにより、仮想論理アドレスへの変換を行い、
検索部１１に渡す媒体欠陥アドレス変換部１２と、検索
部１１により得られた物理アドレスで、媒体４へのリー
ド／ライトを行う媒体アクセス部１３からなる。
【００１０】図２は、媒体欠陥リスト記憶部３に記憶さ
れている媒体欠陥リスト１００の内容を示す。媒体欠陥
リスト１００は欠陥セクタの物理アドレスを記憶してお
り、１つの媒体欠陥につき１つの領域を使用し、昇順に
ならんでいる。媒体欠陥リスト１００へのアクセスは、
媒体欠陥リスト記憶部３に対し、媒体欠陥リスト１００
のオフセット値を指定することにより実現する。
れている媒体欠陥リスト１００の内容を示す。媒体欠陥
リスト１００は欠陥セクタの物理アドレスを記憶してお
り、１つの媒体欠陥につき１つの領域を使用し、昇順に
ならんでいる。媒体欠陥リスト１００へのアクセスは、
媒体欠陥リスト記憶部３に対し、媒体欠陥リスト１００
のオフセット値を指定することにより実現する。
【００１１】図３は、媒体４のフォーマットを示してい
る。媒体の全てのセクタに対し、先頭から昇順にアドレ
スを割り当て物理アドレスとし、また、欠陥セクタでな
いセクタは、先頭から順番に論理アドレスを割り当て
る。
る。媒体の全てのセクタに対し、先頭から昇順にアドレ
スを割り当て物理アドレスとし、また、欠陥セクタでな
いセクタは、先頭から順番に論理アドレスを割り当て
る。
【００１２】通常、物理アドレスから論理アドレスへの
変換は、論理アドレスまでの欠陥セクタの数が解れば、
論理アドレスに、この欠陥セクタの数を加算すれば求め
ることができる。
変換は、論理アドレスまでの欠陥セクタの数が解れば、
論理アドレスに、この欠陥セクタの数を加算すれば求め
ることができる。
【００１３】しかし、このためには、指定された論理ア
ドレスに該当する物理アドレスがなければ、欠陥セクタ
の数は、単純に求めることはできない。
ドレスに該当する物理アドレスがなければ、欠陥セクタ
の数は、単純に求めることはできない。
【００１４】そこで、欠陥セクタが全く無い場合は、論
理アドレスと物理アドレスは一致することを利用する。
与えられた論理アドレスを物理アドレスであると仮定
し、媒体欠陥テーブル１００の物理アドレスに対しサー
チをおこなう。この結果、対象の論理アドレスまで欠陥
セクタが無ければ、仮に決定した物理アドレスは、真の
物理アドレスとなる。欠陥セクタがあれば、少なくと
も、その欠陥セクタの数を、仮の物理アドレスに加算し
た以上の値が、真の物理アドレスになるはずである。そ
して、欠陥セクタの数を加算した範囲にある欠陥セクタ
を再びサーチし、逐次、欠陥セクタが検出できなくなる
まで繰り返せば、物理アドレスが求まる。しかし、この
方法では、サーチを繰り返さなければならないので、処
理に時間がかかる。
理アドレスと物理アドレスは一致することを利用する。
与えられた論理アドレスを物理アドレスであると仮定
し、媒体欠陥テーブル１００の物理アドレスに対しサー
チをおこなう。この結果、対象の論理アドレスまで欠陥
セクタが無ければ、仮に決定した物理アドレスは、真の
物理アドレスとなる。欠陥セクタがあれば、少なくと
も、その欠陥セクタの数を、仮の物理アドレスに加算し
た以上の値が、真の物理アドレスになるはずである。そ
して、欠陥セクタの数を加算した範囲にある欠陥セクタ
を再びサーチし、逐次、欠陥セクタが検出できなくなる
まで繰り返せば、物理アドレスが求まる。しかし、この
方法では、サーチを繰り返さなければならないので、処
理に時間がかかる。
【００１５】本方法では、媒体欠陥アドレス変換部１２
により、物理アドレスから変換された仮想論理アドレス
は、その欠陥セクタの次の論理アドレスを示している。
そこで、媒体欠陥テーブル１００上に最初に現れる論理
アドレスより大きい仮想論理アドレスを１度サーチする
だけで、その論理アドレスまでの欠陥セクタの数を、媒
体欠陥テーブル１００のオフセット値の形で得ることが
可能となる。よって、論理アドレスまでの欠陥セクタの
数がもとまり、論理アドレスから物理アドレスへの変換
が高速にできる。
により、物理アドレスから変換された仮想論理アドレス
は、その欠陥セクタの次の論理アドレスを示している。
そこで、媒体欠陥テーブル１００上に最初に現れる論理
アドレスより大きい仮想論理アドレスを１度サーチする
だけで、その論理アドレスまでの欠陥セクタの数を、媒
体欠陥テーブル１００のオフセット値の形で得ることが
可能となる。よって、論理アドレスまでの欠陥セクタの
数がもとまり、論理アドレスから物理アドレスへの変換
が高速にできる。
【００１６】次に、図１、２、３および図４のフローチ
ャートを参照して、本実施形態の全体の動作について詳
細に説明する。まず、入力部１で得られた論理アドレス
は、検索部２１に入力される。媒体欠陥リスト１００
は、欠陥セクタの物理セクタが登録されており、昇順に
並んでいる。媒体欠陥リスト１００の最後には、媒体欠
陥リストの最後を示す物理アドレスが登録されており、
他に登録されている欠陥セクタの物理アドレスより十分
大きな、固有の物理アドレスで登録する。この例では、
物理アドレス“９９９”で登録してある。
ャートを参照して、本実施形態の全体の動作について詳
細に説明する。まず、入力部１で得られた論理アドレス
は、検索部２１に入力される。媒体欠陥リスト１００
は、欠陥セクタの物理セクタが登録されており、昇順に
並んでいる。媒体欠陥リスト１００の最後には、媒体欠
陥リストの最後を示す物理アドレスが登録されており、
他に登録されている欠陥セクタの物理アドレスより十分
大きな、固有の物理アドレスで登録する。この例では、
物理アドレス“９９９”で登録してある。
【００１７】検索部１１は、媒体欠陥リスト記憶部３の
媒体欠陥リスト１００に、論理アドレスでバイナリサー
チを行うため、最初に比較すべき領域を、媒体欠陥リス
ト１００の全体とする（図４ステップ２１）。次に、検
索部１１は、比較すべき領域の大きさが１でないかを確
認する。１であれば、ステップ２８に進み、１でないな
らばステップ２３に進む（ステップ２２）。検索部１１
は、比較すべき領域の、半分のオフセット値の計算を行
う（ステップ２３）。検索部１１は、ステップ２３で計
算した、半分のオフセット値で指定する仮想論理アドレ
スを求めるため、媒体欠陥リスト変換部１２に、そのオ
フセット値を渡す。媒体欠陥リスト変換部１２は、与え
られたオフセット値で指定される、媒体欠陥リスト１０
０の物理アドレスを得て、そのオフセット値を減算する
ことにより、仮想論理アドレスを求め、検索部１１に値
を渡す（ステップ２４）。検索部１１は、入力部１から
の論理アドレスと、媒体欠陥リスト変換部２２で得られ
た仮想論理アドレスの比較をおこない、論理アドレスが
仮想論理アドレス以上であれば、ステップ２６に進み、
論理アドレスが仮想論理アドレスより小さければ、ステ
ップ２７に進む（ステップ２５）。論理アドレスが仮想
論理アドレス以上の時、検索部１１は、今回比較した領
域の、現在のオフセット値より大きい範囲を、新たに、
比較すべき領域として設定し、ステップ２２に戻る（ス
テップ２６）。論理アドレスが仮想論理アドレスより小
さければ、検索部１１は、今回比較した領域の、現在の
オフセット値以下の範囲を、新たに、比較すべき領域と
して設定し、ステップ２２に戻る（ステップ２７）。検
索部１１はステップ２２からステップ２７を、ステップ
２２の条件を満たすまで繰り返し行い、ステップ２２の
条件を満たしたときに、このループから抜けだし、ステ
ップ２８に進む。検索部１１は、ステップ２２の条件を
満たし、ループから抜け出した時点のオフセット値を、
入力部１で得られた論理アドレスに加算し、物理アドレ
スとする（ステップ２８）。最後に、媒体アクセス部１
３は、検索部１１で得られた物理アドレスに従い、媒体
４へのアクセスを行う。
媒体欠陥リスト１００に、論理アドレスでバイナリサー
チを行うため、最初に比較すべき領域を、媒体欠陥リス
ト１００の全体とする（図４ステップ２１）。次に、検
索部１１は、比較すべき領域の大きさが１でないかを確
認する。１であれば、ステップ２８に進み、１でないな
らばステップ２３に進む（ステップ２２）。検索部１１
は、比較すべき領域の、半分のオフセット値の計算を行
う（ステップ２３）。検索部１１は、ステップ２３で計
算した、半分のオフセット値で指定する仮想論理アドレ
スを求めるため、媒体欠陥リスト変換部１２に、そのオ
フセット値を渡す。媒体欠陥リスト変換部１２は、与え
られたオフセット値で指定される、媒体欠陥リスト１０
０の物理アドレスを得て、そのオフセット値を減算する
ことにより、仮想論理アドレスを求め、検索部１１に値
を渡す（ステップ２４）。検索部１１は、入力部１から
の論理アドレスと、媒体欠陥リスト変換部２２で得られ
た仮想論理アドレスの比較をおこない、論理アドレスが
仮想論理アドレス以上であれば、ステップ２６に進み、
論理アドレスが仮想論理アドレスより小さければ、ステ
ップ２７に進む（ステップ２５）。論理アドレスが仮想
論理アドレス以上の時、検索部１１は、今回比較した領
域の、現在のオフセット値より大きい範囲を、新たに、
比較すべき領域として設定し、ステップ２２に戻る（ス
テップ２６）。論理アドレスが仮想論理アドレスより小
さければ、検索部１１は、今回比較した領域の、現在の
オフセット値以下の範囲を、新たに、比較すべき領域と
して設定し、ステップ２２に戻る（ステップ２７）。検
索部１１はステップ２２からステップ２７を、ステップ
２２の条件を満たすまで繰り返し行い、ステップ２２の
条件を満たしたときに、このループから抜けだし、ステ
ップ２８に進む。検索部１１は、ステップ２２の条件を
満たし、ループから抜け出した時点のオフセット値を、
入力部１で得られた論理アドレスに加算し、物理アドレ
スとする（ステップ２８）。最後に、媒体アクセス部１
３は、検索部１１で得られた物理アドレスに従い、媒体
４へのアクセスを行う。
【００１８】次に、図１、図２、図３、図４を用いて具
体例を説明する。
体例を説明する。
【００１９】図３の媒体４のフォーマットは、媒体欠陥
リスト１００の欠陥セクタの物理アドレスを反映したも
のになっており、欠陥セクタ位置の物理セクタには、論
理アドレスを割り当てず、その欠陥セクタの次に正常な
物理アドレスを割り当てる。例えば、論理アドレス
“３”は、通常、論理アドレス“２”の物理アドレスの
次に割り当てられるが、次のセクタの物理アドレスは
“４”であり、媒体欠陥リスト１００に登録されている
ために、割り当てられない。また、その次の物理アドレ
ス“５”も登録されているので、割り当てられず、最終
的に、物理セクタ“６”を論理セクタ“３”に割り当て
る。
リスト１００の欠陥セクタの物理アドレスを反映したも
のになっており、欠陥セクタ位置の物理セクタには、論
理アドレスを割り当てず、その欠陥セクタの次に正常な
物理アドレスを割り当てる。例えば、論理アドレス
“３”は、通常、論理アドレス“２”の物理アドレスの
次に割り当てられるが、次のセクタの物理アドレスは
“４”であり、媒体欠陥リスト１００に登録されている
ために、割り当てられない。また、その次の物理アドレ
ス“５”も登録されているので、割り当てられず、最終
的に、物理セクタ“６”を論理セクタ“３”に割り当て
る。
【００２０】実際に、図１の入力部１に論理アドレス
“３”がホストより指定されたとすると、入力部１は論
理アドレス“３”を検索部１１に渡す。検索部１１は、
図４のステップ２１で、媒体欠陥リスト記憶部３にあ
る、図２の、媒体欠陥リスト１００の、全領域を最初に
比較すべき領域として設定する。ステップ２２では、比
較すべき領域の大きさが１であるか判定する。この場
合、比較すべき領域の大きさは６あるから、次のステッ
プ２３に進む。
“３”がホストより指定されたとすると、入力部１は論
理アドレス“３”を検索部１１に渡す。検索部１１は、
図４のステップ２１で、媒体欠陥リスト記憶部３にあ
る、図２の、媒体欠陥リスト１００の、全領域を最初に
比較すべき領域として設定する。ステップ２２では、比
較すべき領域の大きさが１であるか判定する。この場
合、比較すべき領域の大きさは６あるから、次のステッ
プ２３に進む。
【００２１】ステップ２３では、バイナリサーチを行う
ため、比較すべき領域の半分のオフセット値を算出す
る。この場合の比較すべき領域の大きさは“６”である
から、オフセット値は、その半分の“３”となる。ステ
ップ２４では、先に計算したオフセット値を媒体欠陥リ
スト変換部１２に渡す。媒体欠陥リスト変換部１２は、
与えられたオフセット値“３”で決定される、媒体欠陥
リスト１００の物理アドレス“８”を得る。その後、こ
の物理アドレス“８”からオフセット値“３”の減算を
おこない、仮想論理アドレス“５”を得る。検索部１１
はステップ２４で、媒体欠陥リスト変換部１２により得
られた、仮想論理アドレス“５”と、論理アドレス
“３”の比較をおこなう。この場合、論理アドレスは仮
想論理アドレスより小さいので、ステップ２７に進む。
ステップ２７では、現在のオフセット値“３”以下の領
域を、新たに比較すべき領域とする。この場合、オフセ
ット値“０”から“３”までが対象となる。領域の再設
定を行った後は、ステップ２２に戻る。ステップ２２で
は、再設定した領域の大きさが“４”なのでステップ２
３に進む。ステップ２３で、領域の半分のオフセット値
“２”が求まり、ステップ２４で、同様にして、仮想論
理アドレス“３”が求まり、ステップ２５で、論理アド
レス“３”との比較が行われる。この場合、論理アドレ
ス“３”は仮想論理アドレス“３”以上なので、ステッ
プ２６に進む。ステップ２６では、現在のオフセット値
“３”より大きい領域に再び設定を行う。この場合はオ
フセット値“３”のみが対象となる。再び、ステップ２
２で領域の大きさの判定をおこなう。この場合は、領域
の大きさが１であるため、ステップ２８に進む。ステッ
プ２８では、オフセット値“３”に論理アドレス“３”
を加算し、物理アドレス“６”を得る。検索部１１は得
られた物理アドレス“６”を、媒体アクセス部２３に渡
し、媒体アクセス部１３は、媒体４の物理アドレス
“６”のセクタにアクセスを行う。
ため、比較すべき領域の半分のオフセット値を算出す
る。この場合の比較すべき領域の大きさは“６”である
から、オフセット値は、その半分の“３”となる。ステ
ップ２４では、先に計算したオフセット値を媒体欠陥リ
スト変換部１２に渡す。媒体欠陥リスト変換部１２は、
与えられたオフセット値“３”で決定される、媒体欠陥
リスト１００の物理アドレス“８”を得る。その後、こ
の物理アドレス“８”からオフセット値“３”の減算を
おこない、仮想論理アドレス“５”を得る。検索部１１
はステップ２４で、媒体欠陥リスト変換部１２により得
られた、仮想論理アドレス“５”と、論理アドレス
“３”の比較をおこなう。この場合、論理アドレスは仮
想論理アドレスより小さいので、ステップ２７に進む。
ステップ２７では、現在のオフセット値“３”以下の領
域を、新たに比較すべき領域とする。この場合、オフセ
ット値“０”から“３”までが対象となる。領域の再設
定を行った後は、ステップ２２に戻る。ステップ２２で
は、再設定した領域の大きさが“４”なのでステップ２
３に進む。ステップ２３で、領域の半分のオフセット値
“２”が求まり、ステップ２４で、同様にして、仮想論
理アドレス“３”が求まり、ステップ２５で、論理アド
レス“３”との比較が行われる。この場合、論理アドレ
ス“３”は仮想論理アドレス“３”以上なので、ステッ
プ２６に進む。ステップ２６では、現在のオフセット値
“３”より大きい領域に再び設定を行う。この場合はオ
フセット値“３”のみが対象となる。再び、ステップ２
２で領域の大きさの判定をおこなう。この場合は、領域
の大きさが１であるため、ステップ２８に進む。ステッ
プ２８では、オフセット値“３”に論理アドレス“３”
を加算し、物理アドレス“６”を得る。検索部１１は得
られた物理アドレス“６”を、媒体アクセス部２３に渡
し、媒体アクセス部１３は、媒体４の物理アドレス
“６”のセクタにアクセスを行う。
【００２２】次に、本発明の他の実施形態について図面
を参照して詳細に説明する。
を参照して詳細に説明する。
【００２３】図１、図２、図３および図５を使って説明
すると、まず、入力部１で得られた論理アドレスは検索
部１１に渡される。検索部１１は、媒体欠陥リスト記憶
部３の媒体欠陥リスト１００に、前述の論理アドレスで
順次サーチを行うためのオフセット値を、媒体欠陥リス
ト１００の先頭に設定する（図５ステップ３１）。検索
部１１は、前述のオフセット値が、媒体欠陥リスト１０
０の最後を示していないか判断する。判断した結果、最
後なら、ステップ３６に処理を進め、最後でないなら、
ステップ３３に処理を進める（ステップ３２）。検索部
１１は、オフセット値を媒体欠陥リスト変換部１２に渡
し、媒体欠陥リスト変換部１２は、オフセット値で指定
される、媒体欠陥リスト１００の物理アドレスを得る。
その得られた物理アドレスからオフセットを減算し、仮
想論理アドレスを算出し、検索部１１に返す（ステップ
３３）。検索部１１は、入力部１からの論理アドレス
と、媒体欠陥リスト変換部２２で得られた仮想論理アド
レスとの比較をおこない、論理アドレスが仮想論理アド
レス以上であれば、ステップ３５に進み、論理アドレス
が仮想論理アドレスより小さければ、ステップ３６に進
む（ステップ３４）。検索部１１は、オフセット値を１
インクリメントし、ステップ３２に戻る（ステップ３
５）。検索部１１は、ステップ３２の条件を満たすか、
ステップ３４の条件を満たさなくなった時に、ループか
ら抜け出し、その時のオフセット値を、入力部１で得ら
れた論理アドレスに加算し、物理アドレスとする（ステ
ップ３６）。最後に、媒体アクセス部１３は、検索部１
１で得られた、物理アドレスに従い、媒体４へのアクセ
スを行う。
すると、まず、入力部１で得られた論理アドレスは検索
部１１に渡される。検索部１１は、媒体欠陥リスト記憶
部３の媒体欠陥リスト１００に、前述の論理アドレスで
順次サーチを行うためのオフセット値を、媒体欠陥リス
ト１００の先頭に設定する（図５ステップ３１）。検索
部１１は、前述のオフセット値が、媒体欠陥リスト１０
０の最後を示していないか判断する。判断した結果、最
後なら、ステップ３６に処理を進め、最後でないなら、
ステップ３３に処理を進める（ステップ３２）。検索部
１１は、オフセット値を媒体欠陥リスト変換部１２に渡
し、媒体欠陥リスト変換部１２は、オフセット値で指定
される、媒体欠陥リスト１００の物理アドレスを得る。
その得られた物理アドレスからオフセットを減算し、仮
想論理アドレスを算出し、検索部１１に返す（ステップ
３３）。検索部１１は、入力部１からの論理アドレス
と、媒体欠陥リスト変換部２２で得られた仮想論理アド
レスとの比較をおこない、論理アドレスが仮想論理アド
レス以上であれば、ステップ３５に進み、論理アドレス
が仮想論理アドレスより小さければ、ステップ３６に進
む（ステップ３４）。検索部１１は、オフセット値を１
インクリメントし、ステップ３２に戻る（ステップ３
５）。検索部１１は、ステップ３２の条件を満たすか、
ステップ３４の条件を満たさなくなった時に、ループか
ら抜け出し、その時のオフセット値を、入力部１で得ら
れた論理アドレスに加算し、物理アドレスとする（ステ
ップ３６）。最後に、媒体アクセス部１３は、検索部１
１で得られた、物理アドレスに従い、媒体４へのアクセ
スを行う。
【００２４】次に、図１、図２、図３、図５を用いて、
具体例を説明する。
具体例を説明する。
【００２５】図２の媒体欠陥リスト１００は、欠陥セク
タの物理アドレスが登録されており、昇順に並んでい
る。媒体欠陥リスト１００の最後は、媒体欠陥リスト１
００の最後を示す物理アドレスが登録されており、登録
されている他の欠陥セクタの物理アドレスより十分大き
な、固有の物理アドレスで登録する。この例では、物理
アドレス“９９９”で登録してある。
タの物理アドレスが登録されており、昇順に並んでい
る。媒体欠陥リスト１００の最後は、媒体欠陥リスト１
００の最後を示す物理アドレスが登録されており、登録
されている他の欠陥セクタの物理アドレスより十分大き
な、固有の物理アドレスで登録する。この例では、物理
アドレス“９９９”で登録してある。
【００２６】図３の媒体４のフォーマットは、媒体欠陥
リスト１００の欠陥セクタの物理アドレスを反映したも
のになっており、欠陥セクタには論理アドレスを割り当
てない。例えば、論理アドレス“３”は、通常、論理ア
ドレス“２”の次に割り当てるが、次のセクタの物理ア
ドレスは“４”で、媒体欠陥リスト１００に登録されて
いるために、割り当てられない。また、その次の物理ア
ドレス“５”も登録されているので、割り当てられず、
最終的に、物理セクタ“６”を論理セクタ“３”に割り
当てる。
リスト１００の欠陥セクタの物理アドレスを反映したも
のになっており、欠陥セクタには論理アドレスを割り当
てない。例えば、論理アドレス“３”は、通常、論理ア
ドレス“２”の次に割り当てるが、次のセクタの物理ア
ドレスは“４”で、媒体欠陥リスト１００に登録されて
いるために、割り当てられない。また、その次の物理ア
ドレス“５”も登録されているので、割り当てられず、
最終的に、物理セクタ“６”を論理セクタ“３”に割り
当てる。
【００２７】実際に、図１の入力部１に論理アドレス
“３”がホストより指定されたとすると、入力部１は論
理アドレス“３”を検索部１１に渡す。検索部１１は、
図５のステップ３１で、媒体欠陥リスト記憶部３にあ
る、図２の、媒体欠陥リスト１００の、先頭をオフセッ
ト値に設定する、この場合は“０”が設定される。ステ
ップ３２では、オフセット値で指定される、媒体欠陥リ
スト１００の物理アドレスが、媒体欠陥リストの最後を
示す“９９９”であるか判断する。この場合はオフセッ
ト値が“０”で、物理アドレスは“１”であるので、最
後でないと判断し、ステップ３３に進む。ステップ３３
では、オフセット値を媒体欠陥リスト変換部２２に渡
す。媒体欠陥リスト変換部１２は、与えられたオフセッ
ト値“０”で指定する、媒体欠陥リスト１００の物理ア
ドレス“１”を得る。その後、この物理アドレス“１”
からオフセット値“０”の減算をおこない、仮想論理ア
ドレス“１”を得る。検索部１１はステップ３４で、媒
体欠陥リスト変換部１２により得られた、仮想論理アド
レス“１”と、論理アドレス“３”の比較をおこなう。
この場合、論理アドレスは仮想論理アドレス以上なの
で、ステップ３５に進み、ステップ３５で現在のオフセ
ット値“０”に１を加算し、ステップ３２に戻る。ステ
ップ３２では、まだ、媒体欠陥リスト１００の終わりで
ないので、ステップ３３に進む。ステップ３３で、前述
と同様に、仮想論理アドレス“３”を求める。ステップ
３４では、論理アドレス“３”との比較が行われ、この
場合、論理アドレス“３”は仮想論理アドレス“３”以
上なので、ステップ３５に進み、オフセット値が１加算
される。ステップ３２からステップ３５を、オフセット
値を１加算しながら、何回か繰り返し、オフセット値が
“３”になった時、ステップ３３で、論理アドレス
“３”が、仮想論理アドレス“５”より小さくなり、ル
ープを抜けて、ステップ３６に進む。ステップ３６で
は、オフセット値“３”に論理アドレス“３”を加算
し、物理アドレス“６”を得る。検索部１１は得られた
物理アドレス“６”を媒体アクセス部１３に渡し、媒体
アクセス部１３は媒体４の物理アドレス“６”のセクタ
にアクセスを行う。
“３”がホストより指定されたとすると、入力部１は論
理アドレス“３”を検索部１１に渡す。検索部１１は、
図５のステップ３１で、媒体欠陥リスト記憶部３にあ
る、図２の、媒体欠陥リスト１００の、先頭をオフセッ
ト値に設定する、この場合は“０”が設定される。ステ
ップ３２では、オフセット値で指定される、媒体欠陥リ
スト１００の物理アドレスが、媒体欠陥リストの最後を
示す“９９９”であるか判断する。この場合はオフセッ
ト値が“０”で、物理アドレスは“１”であるので、最
後でないと判断し、ステップ３３に進む。ステップ３３
では、オフセット値を媒体欠陥リスト変換部２２に渡
す。媒体欠陥リスト変換部１２は、与えられたオフセッ
ト値“０”で指定する、媒体欠陥リスト１００の物理ア
ドレス“１”を得る。その後、この物理アドレス“１”
からオフセット値“０”の減算をおこない、仮想論理ア
ドレス“１”を得る。検索部１１はステップ３４で、媒
体欠陥リスト変換部１２により得られた、仮想論理アド
レス“１”と、論理アドレス“３”の比較をおこなう。
この場合、論理アドレスは仮想論理アドレス以上なの
で、ステップ３５に進み、ステップ３５で現在のオフセ
ット値“０”に１を加算し、ステップ３２に戻る。ステ
ップ３２では、まだ、媒体欠陥リスト１００の終わりで
ないので、ステップ３３に進む。ステップ３３で、前述
と同様に、仮想論理アドレス“３”を求める。ステップ
３４では、論理アドレス“３”との比較が行われ、この
場合、論理アドレス“３”は仮想論理アドレス“３”以
上なので、ステップ３５に進み、オフセット値が１加算
される。ステップ３２からステップ３５を、オフセット
値を１加算しながら、何回か繰り返し、オフセット値が
“３”になった時、ステップ３３で、論理アドレス
“３”が、仮想論理アドレス“５”より小さくなり、ル
ープを抜けて、ステップ３６に進む。ステップ３６で
は、オフセット値“３”に論理アドレス“３”を加算
し、物理アドレス“６”を得る。検索部１１は得られた
物理アドレス“６”を媒体アクセス部１３に渡し、媒体
アクセス部１３は媒体４の物理アドレス“６”のセクタ
にアクセスを行う。
【００２８】
【発明の効果】以上説明したように本発明は、論理アド
レスから物理アドレスへ変換するときの、媒体欠陥リス
トのサーチ回数を１回に押さえ、高速化できる。
レスから物理アドレスへ変換するときの、媒体欠陥リス
トのサーチ回数を１回に押さえ、高速化できる。
【図１】本発明の一実施形態の磁気ディスク装置の構成
図である。
図である。
【図２】媒体欠陥リスト１００の内容を示す図である。
【図３】媒体４のフォーマット図である。
【図４】アドレス変換の第１の方法を示すフローチャー
トである。
トである。
【図５】アドレス変換の第２の方法を示すフローチャー
トである。
トである。
１ 入力部 １１ 検索部 １２ 媒体欠陥リスト変換部 １３ 媒体アクセス部 ３ 媒体欠陥リスト記憶部 ４ 媒体 ２１〜２８，３１〜３６ ステップ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (58)調査した分野(Int.Cl.6，ＤＢ名) G06F 12/16 310 G06F 3/06 306 G11B 20/10 G11B 20/12 G11B 27/10
Claims (9)
- 【請求項１】 磁気ディスク上の媒体欠陥セクタの位置
が、欠陥セクタを含む全てのセクタに対して昇順に割り
付けられた物理アドレスで欠陥セクタ毎に登録され、０
から昇順にアドレスが割り付けられたオフセット値によ
り参照が行なわれる媒体欠陥リストを用いて、指定され
た論理アドレスを物理アドレスに変換する、磁気ディス
ク装置のアドレス変換方法であって、 指定されたオフセット値に対応する、前記媒体欠陥リス
ト上の物理アドレスから該オフセット値を減算し、その
結果、得られた仮想論理アドレスが前記指定された論理
アドレスより大きくなるまで前記オフセット値を変化さ
せ、オフセット値の最終値に前記論理アドレスを加算す
ることにより物理アドレスを得る、磁気ディスク装置の
アドレス変換方法。 - 【請求項２】 前記の指定された論理アドレスと前記仮
想論理アドレスを比較する領域を前記媒体欠陥リスト全
体に設定するステップと、 前記領域の大きさが１かどうか判定するステップと、 前記領域の大きさが１でない場合、設定された領域の半
分のオフセット値を計算するステップと、 前記オフセット値に対応する、前記媒体欠陥リスト上の
物理アドレスから該オフセット値を減算して、前記仮想
論理アドレスを得るステップと、 指定された論理アドレスと前記仮想論理アドレスを比較
するステップと、 前者が後者以上であれば、現在設定されている領域の、
現在のオフセットより大きい領域を新しい領域に設定
し、後者が前者より大きければ、現在設定されている領
域の現在のオフセット値以下の領域を新しい領域に設定
し、２番目のステップに戻るステップと、 前記領域の大きさが１であれば、現在のオフセット値を
前記論理アドレスに加算し、物理アドレスを得るステッ
プを有する、請求項１記載の方法。 - 【請求項３】 前記オフセット値を前記媒体欠陥リスト
の先頭に設定するステップと、 前記オフセット値が前記媒体欠陥リストの最後かどうか
判定するステップと、 前記オフセット値が前記媒体欠陥リストの最後でなけれ
ば、該オフセット値に対応する、前記媒体欠陥リスト上
の物理アドレスから該オフセット値を減じて、前記仮想
論理アドレスを得るステップと、 指定された論理アドレスと前記仮想論理アドレスを比較
するステップと、 前者が後者以上であれば、前記オフセット値に１を加算
し、２番目のステップに戻るステップと、 前記オフセット値がリストの最後の場合、および前記仮
想論理アドレスが前記論理アドレスより大きい場合、前
記オフセット値を前記論理アドレスに加算し、物理アド
レスを得るステップを有する、請求項１記載の方法。 - 【請求項４】 論理アドレスで記録媒体にアクセスし、
かつ媒体欠陥処理を行う磁気ディスク装置において、 磁気ディスク上の媒体欠陥セクタの位置が、欠陥セクタ
を含む全てのセクタに対して昇順に割り付けられた物理
アドレスで欠陥セクタ毎に登録され、０から昇順にアド
レスが割り付けられたオフセット値により参照が行なわ
れる媒体欠陥リストを記憶している媒体欠陥リスト記憶
部と、 指定されたオフセット値に対応する、前記媒体欠陥リス
ト上の物理アドレスから該オフセット値を減算し、結果
を仮想論理アドレスとして出力する媒体欠陥リスト変換
手段と、 前記媒体欠陥リスト変換手段に対してオフセット値を指
定することにより前記仮想論理アドレスを得、指定され
た論理アドレスより大きい仮想論理アドレスが現われる
までオフセット値を変化させ、オフセット値の最終値を
前記論理アドレスに加算することにより物理アドレスを
得る検索手段と、 媒体の、前記検索手段で得られた物理アドレスのセクタ
にアクセスする媒体アクセス手段を有することを特徴と
する磁気ディスク装置。 - 【請求項５】 前記検索手段は、前記オフセット値を前
記媒体欠陥リストの先頭に設定した後、設定された領域
の半分のオフセットを計算し、前記媒体欠陥リスト変換
手段により仮想論理アドレスを求め、前記論理アドレス
を該仮想論理アドレスと比較し、前者が後者以上であれ
ば、現在設定されている領域の、現在のオフセット値よ
り大きい領域を新しい領域に設定し、後者が前者より大
きければ、現在設定されている領域の、現在のオフセッ
ト値以下の領域を新しい領域に設定することを、領域の
大きさが１になるまで繰返し、最終のオフセット値を前
記論理アドレスに加算し、物理アドレスを得る、請求項
４記載の装置。 - 【請求項６】 前記検索手段は、、前記オフセット値を
前記媒体欠陥リストの先頭に設定した後、前記媒体欠陥
リスト変換手段により仮想論理アドレスを求め、前記論
理アドレスを前記仮想論理アドレスと比較し、前者が後
者以上であればオフセット値に１を加算することを、オ
フセット値が前記媒体欠陥リストの最後になるか、前記
論理アドレスが前記仮想論理アドレスより小さくなるま
で繰返し、最終のオフセット値を前記論理アドレスに加
算し、物理アドレスを得る、請求項４記載の装置。 - 【請求項７】 磁気ディスク上の媒体欠陥セクタの位置
が、欠陥セクタを含む全てのセクタに対して昇順に割り
付けられた物理アドレスで欠陥セクタ毎に登録され、０
から昇順にアドレスが割り付けられたオフセット値によ
り参照が行なわれる媒体欠陥リストを用いて、指定され
た論理アドレスを物理アドレスに変換する、アドレス変
換プログラムであって、 指定されたオフセット値に対応する、前記媒体欠陥リス
ト上の物理アドレスから該オフセット値を減算し、結果
を仮想論理アドレスとして出力する媒体欠陥リスト変換
処理と、 前記媒体欠陥リスト変換処理に対してオフセット値を指
定することにより前記仮想論理アドレスを得、指定され
た論理アドレスより大きい仮想論理アドレスが現われる
までオフセット値を変化させ、オフセット値の最終値を
前記論理アドレスに加算することにより物理アドレスを
得る検索手段と、 媒体の、前記検索手段で得られた物理アドレスのセクタ
にアクセスする媒体アクセス処理をコンピュータに実行
させるためのアドレス変換プログラムを記録した記録媒
体。 - 【請求項８】 前記検索処理は、前記オフセット値を前
記媒体欠陥リストの先頭に設定した後、設定された領域
の半分のオフセットを計算し、前記媒体欠陥リスト変換
処理により仮想論理アドレスを求め、前記論理想論理ア
ドレスを該仮想アドレスと比較し、前者が後者以上であ
れば、現在設定されている領域の、現在のオフセット値
より大きい領域を新しい領域に設定し、後者が前者より
大きければ、現在設定されている領域の、現在のオフセ
ット値以下の領域を新しい領域に設定することを、領域
の大きさが１になるまで繰返し、最終のオフセット値を
前記論理アドレスに加算し、物理アドレスを得る、請求
項７記載の記録媒体。 - 【請求項９】 前記検索処理は、前記オフセット値を前
記媒体欠陥リストの先頭に設定した後、前記媒体欠陥リ
スト変換処理により仮想論理アドレスを求め、前記論理
アドレスを前記仮想論理アドレスと比較し、前者が後者
以上であれば、前記オフセット値に１を加算すること
を、前記オフセット値が前記媒体欠陥リストの最後にな
るか、前記論理アドレスが前記仮想論理アドレスより小
さくなるまで繰返し、最終のオフセット値を前記論理ア
ドレスに加算し、物理アドレスを得る、請求項７記載の
記録媒体。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP10238896A JP2968790B1 (ja) | 1998-08-25 | 1998-08-25 | 磁気ディスク装置のアドレス変換方法、磁気ディスク装置、アドレス変換プログラムを記録した記録媒体 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP10238896A JP2968790B1 (ja) | 1998-08-25 | 1998-08-25 | 磁気ディスク装置のアドレス変換方法、磁気ディスク装置、アドレス変換プログラムを記録した記録媒体 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2968790B1 true JP2968790B1 (ja) | 1999-11-02 |
| JP2000066961A JP2000066961A (ja) | 2000-03-03 |
Family
ID=17036889
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP10238896A Expired - Fee Related JP2968790B1 (ja) | 1998-08-25 | 1998-08-25 | 磁気ディスク装置のアドレス変換方法、磁気ディスク装置、アドレス変換プログラムを記録した記録媒体 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2968790B1 (ja) |
Families Citing this family (6)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| KR100425464B1 (ko) * | 2001-09-22 | 2004-03-30 | 삼성전자주식회사 | 디스크 드라이브의 디펙트 검색 방법 |
| JP2005157712A (ja) | 2003-11-26 | 2005-06-16 | Hitachi Ltd | リモートコピーネットワーク |
| JP2008204155A (ja) * | 2007-02-20 | 2008-09-04 | Megachips Lsi Solutions Inc | メモリシステム、コンピュータシステム及びメモリ |
| JP5373382B2 (ja) * | 2008-12-22 | 2013-12-18 | 株式会社メガチップス | メモリシステムおよびコンピュータシステム |
| US9400721B2 (en) | 2013-03-11 | 2016-07-26 | Seagate Technology Llc | Error correction code seeding |
| US9262264B2 (en) * | 2013-03-11 | 2016-02-16 | Seagate Technology Llc | Error correction code seeding |
-
1998
- 1998-08-25 JP JP10238896A patent/JP2968790B1/ja not_active Expired - Fee Related
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JP2000066961A (ja) | 2000-03-03 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| US4733386A (en) | Method of writing file data into a write-once type memory device | |
| US5321824A (en) | Accessing last recorded data in a continuation chain | |
| US7437390B2 (en) | Information recording medium, information recording method, information recording apparatus, information reproducing method and information reproducing apparatus | |
| JPH03119590A (ja) | 検索方法 | |
| JP2968790B1 (ja) | 磁気ディスク装置のアドレス変換方法、磁気ディスク装置、アドレス変換プログラムを記録した記録媒体 | |
| JPH01171044A (ja) | メモリのブロック位置付け方法 | |
| JPS6046456B2 (ja) | デ−タアクセス装置 | |
| JP2541791B2 (ja) | Ｍｚｒ方式の磁気ディスク装置に対する順次シ―ク処理方式 | |
| JPH0528651A (ja) | 情報記録再生装置 | |
| JPH0223572A (ja) | 外部記憶制御装置 | |
| JPS59136860A (ja) | デイスク制御装置 | |
| JPS63148349A (ja) | キヤツシユメモリ位置づけ方式 | |
| JPS6331808B2 (ja) | ||
| JPH07141112A (ja) | 外部記憶制御装置 | |
| JPS6327736B2 (ja) | ||
| JPH036634A (ja) | フロッピーディスクのファイル格納方式 | |
| JPH09128291A (ja) | キャッシュメモリ管理方法 | |
| JPH05289942A (ja) | キャッシュメモリ回路 | |
| JPH05282846A (ja) | 再生装置の検索装置 | |
| JPH0325636A (ja) | データレコードの管理方法 | |
| JPH04350741A (ja) | 索引順編成ファイルのアクセス高速化方法 | |
| JPH11327809A (ja) | 磁気ディスク装置の欠陥セクタ検索方法 | |
| JPH03246617A (ja) | 磁気ディスク装置の論理アドレス物理アドレス変換装置 | |
| US20030202441A1 (en) | Data recording controller | |
| JPH0498516A (ja) | ディスクアクセス方式 |
Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20080820 Year of fee payment: 9 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20080820 Year of fee payment: 9 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20090820 Year of fee payment: 10 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20090820 Year of fee payment: 10 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20100820 Year of fee payment: 11 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20100820 Year of fee payment: 11 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20110820 Year of fee payment: 12 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20120820 Year of fee payment: 13 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20130820 Year of fee payment: 14 |
|
| LAPS | Cancellation because of no payment of annual fees |