(57)【特許請求の範囲】
【請求項１】
記録媒体のサーボセクタに書き込まれた符号化されたデータに基づいて前記記録媒体のトラック番号及びセクタ番号を復号するディスクドライブであって、
第１のサーボセクタから第１の符号化されたデータ及び第２のサーボセクタから第２の符号化されたデータを連続的に読み込むトランスデューサヘッドと、
前記第１の符号化されたデータと前記第２の符号化されたデータとの差分に基づき、Ｓビットのセクタ番号を復号する第１のデコーダと、
前記第１の符号化されたデータ及び前記第２の符号化されたデータからＬビットのトラック番号を復号する第２のデコーダと、
前記復号されたセクタ番号と前記復号されたトラック番号とから、前記トランスデューサヘッドの位置を算出する算出手段と、
を具備し、
前記第１の符号化されたデータ及び前記第２の符号化されたデータの各々が、（Ｓ＋Ｌ）ビットより小さいビットであり、セクタ番号の累積値に基づくデータであるディスクドライブ。
【請求項２】
前記第１のデコーダは、前記第１の符号化されたデータの読み込み時に、前記トランスデューサヘッドの推定された半径方向の速度に基づき前記Ｓビットのセクタ番号を復号し、前記第２のデコーダは、前記第２の符号化されたデータの読み込み時に、前記トランスデューサヘッドの推定された半径方向の速度に基づき前記Ｌビットのセクタ番号を復号する請求項１記載のディスクドライブ。
【請求項３】
前記第１の符号化されたデータ及び前記第２の符号化されたデータの各々がＬビットである請求項２記載のディスクドライブ。
【請求項４】
前記第１のサーボセクタ及び前記第２のサーボセクタが同じトラック上に位置する請求項３記載のディスクドライブ。
【請求項５】
前記第１のサーボセクタ及び前記第２のサーボセクタが異なるトラック上に位置する請求項３記載のディスクドライブ。
【請求項６】
前記記録媒体がＮ個の別個のサーボセクタを持ち、前記第１のサーボセクタが（Ｎ−1）番目のサーボセクタを表し、前記第２のサーボセクタが０番目のサーボセクタを表す請求項３記載のディスクドライブ。
【請求項７】
記録媒体のサーボセクタに書き込まれた符号化されたデータに基づいてディスクドライブの前記記録媒体のトラック番号及びセクタ番号を復号する方法であって、
第１のサーボセクタから第１の符号化されたデータ及び第２のサーボセクタから第２の符号化されたデータを連続的に読み込み、
前記第１の符号化されたデータと前記第２の符号化されたデータとの差分に基づき、Ｓビットのセクタ番号を復号し、
前記第１の符号化されたデータ及び前記第２の符号化されたデータからＬビットのトラック番号を復号し、
前記復号されたセクタ番号と前記復号されたトラック番号とから、前記第１の符号化されたデータ及び前記第２の符号化されたデータを読み込むトランスデューサヘッドの位置を算出し、
前記第１の符号化されたデータ及び前記第２の符号化されたデータの各々が（Ｓ＋Ｌ）ビットより小さいビットであり、セクタ番号の累積値に基づくデータである方法。
【発明の詳細な説明】
【技術分野】
【０００１】
本発明の実施形態はトラック番号及びセクタ番号を復号するディスクドライブに一般的に関連する。
【背景技術】
【０００２】
ディスクドライブはデータストレージディスクの表面の同心のトラックにデジタルデータを格納するデータストレージ装置である。データストレージディスクはその上の磁気材料の層を伴った回転可能なハードディスクであり、ディスクが一定の角速度でその中心を回転する間、トラックの最も近くで保持されたトランスデューサヘッド、例えばリード/ライトヘッド、を使用して、データストレージディスクの所望のトラックから読み込みまたは所望のトラックに書き込まれる。
【０００３】
リード操作またはライト操作の間、所望のトラックに適切にリード/ライトヘッドを並べるために、ディスクドライブはディスクドライブが製造される時、ディスク表面に書き込まれるサーボセクタに格納されるサーボデータを信頼する閉ループサーボシステムを一般的に使用する。これらのサーボセクタはディスクの外径から内径に“サーボウェッジ”または、“サーボスポーク”を形成し、サーボトラックライターのような外部機器またはセルフサーボライティングプロセージャを使用しているドライブそれ自体によって、ディスク表面にどちらかが書き込まれる。リード/ライトヘッドはリード/ライトヘッドのリードエレメントでサーボウェッジから読み出されるサーボ情報に基づいてフィードバック制御を使用することによって、データストレージディスクに対して配置されることが可能である。サーボセクタはサーボパターンの形式でディスク表面に対するリード/ライトヘッドの半径方向の位置及び円周方向の位置に関する位置情報を提供する。
【０００４】
典型的なサーボパターンはリードチャネルのタイミングを同期するために使用されるプリアンブルフィールド、リード/ライトヘッドの粗い位置決めに関して使用されるサーボバースト番号及びトラック番号を提供する領域及び特定のデータストレージトラックに対するリード/ライトヘッドの正確な位置に関するサーボバーストから成る。パターンは各々のサーボセクタを列挙するためのフィールド、及び各々のデータストレージトラックを列挙するためのフィールドを含み、ここでサーボセクタ番号はリード/ライトヘッドの円周位置を提供し、トラック番号はリード/ライトヘッドの半径位置を提供する。
【０００５】
データストレージディスクで共通に見つけられる多数、例えば数百のサーボセクタ及びデータストレージディスクで見つけられる多数、例えば数十万のトラックのために、サーボセクタ番号及びトラック番号を列挙しているフィールドは、さもなければユーザデータのために捧げられるような、ディスクのストレージスペースの重要な部分を占める。これらのフィールドの情報はほとんどのビットがトラックからトラック、及びセクタからセクタで変化しないままで、大部分は冗長であるため、方法はこれらのフィールドのサイズを最小化するために業界で発展した。
【先行技術文献】
【特許文献】
【０００６】
【特許文献１】米国特許第５５８９９９８号明細書
【特許文献２】米国特許第６３０４３９８号明細書
【特許文献３】米国特許第６７５１７７４号明細書
【特許文献４】米国特許出願公開第２００９／００５９７７７号明細書
【発明の概要】
【発明が解決しようとする課題】
【０００７】
いくつかの方法で、サーボセクタ番号に関するフィールドは各々のトラックに関する特定のサーボセクタを指定するためのインデックスマークとしてサーブするインデックスビットによって置き換えられ完全に消去される。インデックスビットはトラックごとのサーボセクタに関してインデックス値、例えば１にセットされ、インデックスビットはトラックの全ての他のサーボセクタに関して、ヌル値、例えば０にセットされている。このアプローチに対する重大な欠点はリード/ライトヘッドの位置が知られていない時、リード/ライトヘッドの知られている位置を回復させるために必要とされる時間が平均してディスクの半回転ということである。ヘッド位置はディスクドライブの通常の操作の間、頻繁に不明である。例えばドライブの表面の間をスイッチングする時、これは重大な欠点である。
【０００８】
他の方法はトラックアドレス及びサーボセクタアドレスを結合し、単一のより小さなフィールドにする。いくつかの場合で、１つのアドレス情報の一部はトラックアドレスフィールド/サーボセクタアドレスフィールドのサイズを減少させるために犠牲にされるため、これらの方法はリード/ライトヘッドの実際の位置で曖昧さを導く。位置の曖昧さはディスクドライブ性能の信頼性との関連でとても望ましくない。他の場合で、このような方法は、リード/ライトヘッドの位置がいくつか数のサーボセクタに関する同じトラックに置かれる時、リード/ライトヘッドの位置がただ決定されることができるという追加の制限を持ち、これはヘッド位置を決定するために必要な時間をも増加する。
【０００９】
上のことを考慮すると、ヘッド位置がすばやく決定されることが可能である一方で、ディスクドライブ記録媒体の最小の部分が使用されるように、トラックアドレス及びサーボセクタアドレスを符号化することのシステムと方法に関して業界でニーズがある。
【００１０】
実施形態によるディスクドライブは、記録媒体のサーボセクタに書き込まれた符号化されたデータに基づいて前記記録媒体のトラック番号及びセクタ番号を復号するディスクドライブであって、第１のサーボセクタからの第１の符号化されたデータ及び第２のサーボセクタからの第２の符号化されたデータを連続的に読み込むトランスデューサヘッドと、前記第１の符号化されたデータと前記第２の符号化されたデータとの差分に基づき、Ｓビットのセクタ番号を復号する第１のデコーダと、前記第１の符号化されたデータ及び前記第２の符号化されたデータからＬビットのトラック番号を復号する第２のデコーダと、前記復号されたセクタ番号と前記復号されたトラック番号とから、前記トランスデューサヘッドの位置を算出する算出手段と、を具備し、前記第１の符号化されたデータ及び前記第２の符号化されたデータの各々が（Ｓ＋Ｌ）ビットより小さいビットであり、セクタ番号の累積に基づくデータであるディスクドライブである。
【図面の簡単な説明】
【００１１】
【図１】図１は、ディスクドライブの例示の実施形態の斜視図である。
【図２】図２は、実施形態に従ったストレージディスクを例証する。
【図３】図３は、実施形態に従って、サーボウェッジの中に配置されたサーボセクタの概略図である。
【図４】図４は、典型的なサーボセクタアドレスフィールド及び典型的なトラックアドレスフィールドを伴ったコンバインドアドレスフィールドの比較を概略的に例証する。
【図５】図５は、実施形態に従って、コンバインドアドレス値が、サーボセクタアドレス値及びトラックアドレス値から構成される方法を概念的に例証しているブロック図である。
【図６】図６は、実施形態に従ってストレージディスクに対してトランスデューサヘッドの位置を決定するための方法を、ステップワイズ法で要約したフローチャートである。
【発明を実施するための形態】
【００１２】
以下、実施の形態につき図面を参照して説明する。
【００１３】
図１は、ディスクドライブ１１０の例示の実施形態の遠近法の図である。明快さのために、ディスクドライブ１１０はトップカバーなしに例証される。ディスクドライブ１１０は、スピンドルモータ１１４によって回転するストレージディスク１１２を含む。スピンドルモータ１１４は、ベースプレート１１６にマウントされる。アクチュエータアームアセンブリ１１８は、ベースプレート１１６にもマウントされ、リード/ライトヘッド１２７を伴ったフレクスチャアーム１２２にマウントされたスライダ１２０を持つ。フレクスチャアーム１２２は、ベアリングアセンブリ１２６の周りを回転するアクチュエータアーム１２４に取り付けられる。ボイスコイルモータ１２８は、ストレージディスク１１２に対してスライダ１２０を動かす。それゆえ、ストレージディスク１１２の表面１１２Aに配置された所望の同心のデータストレージトラック上にリード/ライトヘッド１２７を置く。スピンドルモータ１１４、リード/ライトヘッド１２７、及びボイスコイルモータ１２８は、プリント回路基板１３２にマウントされた電子回路１３０に接続される。電子回路１３０は、リードチャネル、マイクロプロセッサベースドコントローラ、及びランダムアクセスメモリ（RAM）を含む。記述の明快さのために、ディスクドライブ１１０は、単一のストレージディスク１１２及びアクチュエータアームアセンブリ１１８で例示される。ディスクドライブ１１０は、多数のストレージディスク１１２及び多数のアクチュエータアームアセンブリ１１８をも含むかもしれない。さらに、ディスク１１２の各々の面は、フレクスチャアーム１２２に接続された関連したリード/ライトヘッド１２７を持つかもしれない。個々のヘッドがデュアルステージアクチュエーションを使用してアクチュエータに対して別々にいくらか小さな距離を移動するように設定されている装置に、この中で記述された実施形態は等しく適用可能である。
【００１４】
図２は、サーボウェッジ２４４がメディアライタまたはセルフサーボライト（SSW）を経由してディスクドライブ１１０それ自体のどちらかによってストレージディスク１１２上に書き込まれた後、典型的な方法で編成されたデータを伴ったストレージディスク１１２を例証する。ストレージディスク１１２は、データを格納するためのデータセクタ２４６に置かれた同心のデータストレージトラック２４２を含む。同心のデータストレージトラック２４２は、サーボウェッジ２４４に書き込まれたサーボ情報によって位置的に定義される。同心のデータストレージトラック２４２の各々は中心線として概略的に例証されるが、実際には対応する中心線の周りにわずかな幅を占める。実質的に放射状に並べられたサーボウェッジ２４４は同心のデータストレージトラック２４２を横断していることを示し、同心のデータストレージトラック２４２のトラックピッチ、すなわちスペーシング、及び半径の位置を定義するサーボ情報を含んでいるサーボセクタを含む。このようなサーボ情報は所定のトラック２４２上にリード/ライトヘッド１２７を置くためのリード操作及びライト操作の間、リード/ライトヘッド１２７によって読み込まれるリファレンス信号を含んでいるサーボセクタを含む。サーボセクタは以下に図３と関連して非常に詳細に記述される。実際には、サーボウェッジ２４４はいくらか曲げられるかもしれない、例えばスパイラルパターンに設定される。典型的に、ストレージディスク１１２に含まれる同心のデータストレージトラック２４２及びサーボウェッジ２４４の実際の数は、図２に例証されるよりもかなり多い。例えば、ストレージディスク１１２は数１０万の同心のデータストレージトラック２４２及び数１００のサーボウェッジ２４４を含むかもしれない。
【００１５】
ディスクドライブ１１０が動作中の時、アクチュエータアームアセンブリ１１８はストレージディスク１１２の内径（ID）と外径（OD）の間の円弧を移動する。アクチュエータアームアセンブリ１１８は、電流がボイスコイルモータ１２８のボイスコイルを通過する時、１つの方向に加速し、電流が反転する時、反対の方向に加速する、これは、ストレージディスク１１２に対して、アクチュエータアームアセンブリ１１８及び取り付けられたリード/ライトヘッド１２７の位置の制御を許可している。ボイスコイルモータ１２８は、同心のデータストレージトラック２４２上のリード/ライトヘッド１２７の位置を決定するために、リード/ライトヘッド１２７によってストレージディスクから読み出される位置データを使用する業界で周知のサーボシステムに接続される。サーボシステムはボイスコイルモータ１２８のボイスコイルを介して駆動するために適切な電流を決定し、電流ドライバ及び関連した回路を使用して前記電流を駆動する。
【００１６】
図３は、実施形態に従ったサーボウェッジ２４４に配置されたサーボセクタ３００の略図である。サーボセクタ３００は、サーボセクタフォーマットの例示の説明図であり、プリアンブルフィールド３０１、サーボマークフィールド３０２、コンバインドアドレスフィールド３５０、パッドフィールド３０３、及びサーボバーストフィールド３０４A乃至３０４Dを含む。サーボセクタ３００のフォーマットは例示の例証であり、サーボセクタ３００を形作っている異なるフィールドの特定のオーダーは、図３に記述されたフォーマットから発明の範囲から逸脱することなく変更するかもしれない。プリアンブル フィールド３０１は、リードチャネルのタイミングを同期し、信号振幅を調整する。サーボマークフィールド３０２は、サーボエリアの始まりを示している情報を含み、パッドフィールド３０３は、コンバインドアドレスフィールド３５０及びサーボバーストフィールド３０４Ａ乃至３０４Ｄの間のバッファとして含まれる。サーボバーストフィールド３０４Ａ乃至３０４Ｄは、同心のデータストレージトラック２４２の位置を定めるための正確なヘッド位置情報を含む。いくつかの方法は、振幅サーボバーストまたは位相エンコーディドサーボバーストを含むこのような正確な位置決めを実行するために業界で周知である。その方法は復調方式に依存して使用される。
【００１７】
コンバインドアドレスフィールド３５０は、サーボセクタ３００に関するサーボセクタアドレス及びサーボセクタ３００が配置されるトラックのトラックアドレスを含む。実施形態に従って、この情報は単一値、すなわちコンバインドアドレス値に組み合わされ、サーボセクタアドレスを格納するためにサイズされたサーボセクタアドレス、及びトラックアドレスを格納するためにサイズされたトラックアドレスフィールドのトータルのビットよりも小さいビットを持っているフィールドに格納される。サーボセクタアドレス及びトラックアドレスは、ディスク上の２つの位置に関するコンバインドアドレス値を読み込むことによって、サーボセクタアドレス及びトラックアドレスが曖昧にではなく取り出すことができるように反対に結合される。ここで、２つの位置は必ずしも同じトラックでなくてもよい。したがって、リード/ライトヘッド１２７の位置はディスクの２つの位置に関するコンバインドアドレス値を読み込むことによって決定されることができる。これはストレージディスク１１２がインデックスビットに回転するまで待つよりも非常に早い。
【００１８】
図４は、典型的なサーボセクタアドレスフィールド４０１及び典型的なトラックアドレスフィールド４０２をとコンバインドアドレスフィールド３５０との比較を概略的に例証する。サーボセクタアドレスフィールド４０１はストレージディスク１１２のサーボセクタアドレスに関するビット値を含むようにサイズされたサーボセクタフィールドである。ディスクドライブには典型的に数百のサーボセクタがあるので、サーボセクタアドレスフィールド４０１のビット長４１０は９ビットであり、実施形態では５１１個の固有のサーボセクタアドレスを調整することができる。同様に、トラックアドレスフィールド４０２はストレージディスク上のトラックアドレスに関するビット値を含むようにサイズされたサーボセクタフィールドであり、１８ビットのビット長４２０を持つ。図に示されるように、コンバインドアドレスフィールド３５０のビット数はビット長４１０とビット長４２０の合計よりも実質的に小さい。したがってサーボセクタ３００のサイズ、及びサーボウェッジ２４４によって占有されるストレージディスク１１２の連続する部分を実質的に減少させる。いくつかの実施形態で、コンバインドアドレスフィールド３５０はトラックアドレスフィールド４０２のビット長４１０と同様の小さなビット長を持つかもしれない。
【００１９】
図５は、実施形態にしたがって、コンバインドアドレス値５１０がサーボセクタアドレス値５０１及びトラックアドレス値５０２から構成される方法を概念的に例証しているブロック図である。サーボセクタアドレス値５０１は、ストレージディスク１１２の特定のサーボセクタに関するアドレス値であり、サーボセクタアドレスフィールド４０１のビット長４１０、例えば９ビット、に等しいビット長を持つ。図５に例証される実施形態で、サーボセクタアドレス値５０１は、Ｓビットのビット長を持ち、Ｓは式１に関連して以下で定義される。トラックアドレス値５０２は、ストレージディスク１１２の特定のトラックに関するアドレス値であり、トラックアドレスフィールド４０２のビット長４２０、例えば１８ビット、に等しいビット長を持つ。図５に例証される実施形態で、トラックアドレス値５０２は、Ｌビットのビット長を持ち、Lは図３に関連して以下に定義される。ここで記述される例示の実施形態で、コンバインドアドレス値５１０は、ビット長Ｌに等しいビット長をもまた持つ。他の実施形態で、発明の範囲から逸脱することなく、サーボセクタアドレスフィールド４０１及びトラックアドレスフィールド４０２のトータルのビット長よりもコンバインドアドレス値５１０が小さい限り、コンバインドアドレス値５１０はビット長４２０よりも大きなビット長を持つかもしれない。
【００２０】
最初に、”マンジド(munged)”セクタ番号ｍ（ｓ）は、図５のマンジ(munge)オペレーション５２０によって示されるように、サーボセクタアドレス値５０１から計算される。式１は、サーボセクタアドレス値５０１、ここではｓで示される、のマンジオペレーション５２０を明確に記述する。
【数１】
0005254307.tif 000002
【００２１】
ここで、Ｓは全てのｓに関して、条件ｓ＜２Ｓを十分に満たす整数であり、以下に記述されるｃは負でない整数の定数である。したがって、Ｓはサーボセクタビット数、すなわちビット長４１０に等しいかもしれない。ここで使用され、式１によって記述されるオペレーションに適用されるような用語“マンジング(munging)”は、情報が（不完全に）変換されることを意味し、置換文字を通した強力なパスワードを構築することに関連した用語”マンジ”の意味と混同されるべきではない。さらに、ここでモジュロオペレーションに関して使用される表記ｍｏｄ（ａ，ｂ）は、表記“ａ  ｍｏｄｕｌｏ  ｂ”または“ａ  ｍｏ  ｂ”の表記の単なる簡便な代替である。
【００２２】
式１は、式２が全てのｓ＞０に関して真であるようにｍ（ｓ）を定義する。
【００２３】
ｍｏｄ［ｍ（ｓ）−ｍ（ｓ−１）−ｃ，２Ｓ］＝ｓ            （２）
したがって、全てのｓ＞０に関して連続したマンジドセクタ番号、すなわちｍ（ｓ）とｍ（ｓ−１）間の差分、すなわち、ｍｏｄｕｌｏ［２Ｓ］は、セクタ番号を決定し、ｓは２つの連続したセクタ読み込みからほとんどいつも決定されることができる。例外的な場合はｓ＝０の場合である。０からＮ−１に番号付けされたＮ個のサーボセクタがあると仮定すると、ｍｏｄ［ｍ（０）−ｍ（Ｎ−１）−ｃ，２Ｓ]≧Ｎまたは０  となるような、一定の負でない整数ｃが常にある。したがって、セクタ番号がＮ−１から０に”ラップ”したとしても、連続したマンジドセクタ番号の後方差分からセクタ番号を一意的に決定することは常に可能である。この特性は、他の公知で特許された方法による改良である。
【００２４】
実施形態は、式２によって例証される後方差分の有益な特性を保存するようにコンバインドアドレス値５１０を生成するために、マンジドセクタ番号ｍ（ｓ）及びトラックアドレス値５０２を結合する。式３はこの中ではマンジドセクタ番号ｍ（ｓ）及びｔで示されるトラックアドレス値５０２から、ここではｔａｕ（ｔ，ｓ）で示されるコンバインドアドレス値５１０を計算するための公式を表している。
【００２５】
ｔａｕ（ｔ，ｓ）＝ｍｏｄ（ｔ＋２（Ｌ−Ｓ）＊ｍ（ｓ），２Ｌ）        （３）
ここで、Ｌ≧Ｓである。実施形態で、Ｌはトラックアドレスビット、すなわちビット長４２０に等しい整数であるが、より大きな整数でもあるかもしれない。式３のアプリケーションは図５のビットシフト操作５３０及びモジュロ加算操作５４０によって示されるように、トラックアドレス値５０２の上位ビットのマンジドセクタ番号ｍ（ｓ）を置き、その結果、トラックアドレス値５０２の下位ビット、すなわち下位ビット領域５０２Ａを変化しないままとする。実施形態で、結果のコンバインドアドレスはグレーコードであり、媒体に書き込まれる。
【００２６】
式３によって表されるようなコンバインドアドレス値５１０の定義は、コンバインドアドレス値５１０が２つの連続するセクタから読み出される時にトラックアドレス値５０２及びサーボセクタアドレス値５０１が決定されることを許可するいくつかの特性を持つ。リード/ライトヘッド１２７の半径方向の速度の粗い推定を仮定すると、２つの連続するセクタは同じトラックにある必要はない。リード/ライトヘッド１２７の半径方向の速度を推定するための公知の方法のいくつかが使用されるかもしれない。ヘッドスイッチの間、半径方向の速度が典型的に極めて遅いので、サーボセクタ毎の０トラックの推定された速度は通常十分である。初期のヘッド読み込みに関して、半径方向の速度も典型的に遅く、ゼロ速度推定も通常十分である。ボイスコイルからの逆起電力は、半径方向の速度のより正確な推定を提供できる。もし高速度シークの間、トラックアドレス及びセクタ番号アドレスを再取得することになれば、典型的な実施が最新の半径方向の速度の推定を提供する。
【００２７】
記述は、コンバインドアドレス値５１０の２つの連続する観察結果、例えばｔａｕ（ｔ２，ｓ）及びｔａｕ（ｔ１，ｓ−１）からのサーボセクタアドレス値５０１及びトラックアドレス値５０２と、この中でｔ１及びｔ２で示される２つの未知のトラックからのサーボセクタアドレス値５０１及びトラックアドレス値５０２の両方を決定することに関してこれから提供される。リード/ライトヘッド１２７が第１のトラック及び第２のトラック、すなわちt1、t2の間を動いた時の推定半径方向速度ｖが実際の半径方向速度の許容できる範囲内であるということを仮定して、ｔａｕ（ｔ２，ｓ）及びｔａｕ（ｔ１，ｓ−１）はストレージディスク１１２の異なる同心データストレージトラック２４２からの観察結果であるかもしれない。特にもし、（トラック/セクタで表わされる）推定された半径方向の速度ｖがリード/ライトヘッド１２７が第１のトラックと第２のトラックの間を動く実際の半径方向の速度である−２(L-S-1)＋１と２(L-S-1)内であるならば、計算されたトラックアドレス値５０２及びサーボセクタアドレス値５０１は補正されるだろう。典型的な実施形態でＬ＝１８及びＳ＝９とすると、推定された半径方向の速度ｖはリード/ライトヘッド１２７の実際の半径方向の速度の±２５６トラック/セクタ内であるということが典型的に要求され、これは満たすことが困難な条件ではない。当業者はこの精度の半径方向の速度推定をもたらすことは様々な手段によってすでに達成されるだろうということを理解するだろう。例えば1つの実施形態で、磁石内を回転しているボイスコイルモータ１２８からの逆起電力がこのような概算を提供することができる。したがって、半径方向の速度vが正しいと仮定すると、シリンダーｔ２及びセクタｓ−１に関する期待されたコンバインドアドレス値５１０、すなわちｔａｕexpは式４によって表されることができる。
【００２８】
ｔａｕexp（ｔ２，ｓ−１）
＝ｍｏｄ[ｓｍｏｄ（ｔａｕ（ｔ２，ｓ）−（ｔａｕ（ｔ１，ｓ−１）＋ｖ），２(L-S)）
＋（ｔａｕ（ｔ１，ｓ−１）＋ｖ），２L]            （４）
ここで、ｓｍｏｄは“符号付きのモジュロ”オペレータである。符号付きのモジュロオペレータは式５によって定義される。
【数２】
0005254307.tif 000003
【００２９】
そして、整数ｘ及び偶数の整数Ｎを含む−Ｎ／２、Ｎ／２−１の範囲で値を創造する。したがって、符号付きのモジュロオペレータは正及び負両方の差分を供給するオフセットを加えることで実質的にモジュロオペレータと同様である。
【００３０】
１つのトラックからのコンバインドアドレス値５１０及び前のサーボセクタの同一トラックについてのコンバインドアドレスの推定値を与えると、サーボセクタアドレス値５０１は式６から決定され得る。
【数３】
0005254307.tif 000004
【００３１】
トラックアドレス値５０２、すなわちt2は式７を使用して計算される。
【００３２】
ｔ２＝ｍｏｄ[ｔａｕ（ｔ２，ｓ）−２(L-S)ｍ(ｓ)，２Ｌ]          （７）
したがって、サーボセクタアドレス値５０１及びトラックアドレス値５０２の両方は、コンバインドアドレス値５１０の２つの連続する観測結果から計算されることができる。
【００３３】
上で述べられたように、発明者は
ｍｏｄ[ｍ（０）−ｍ（Ｎ−１）−ｃ，２Ｓ]≧Ｎまたは０
となるような、一定の負でない整数ｃが常にあることを決定した。ここでＮはストレージディスク１１２の表面のセクタ数である。定数ｃはセクタ番号がＮ−１から０に“ラップ”した時でさえ、２つの連続するマンジドセクタ番号ｍ（ｓ）の後方差分から、サーボセクタアドレス値５０１、すなわちｓを一意的に決定することを可能にする。式８はｃに関する一つの可能な値を計算する。
【数４】
0005254307.tif 000005
【００３４】
ここで、Ｎはセクタ数であり、Ｓはセクタ番号を表すために使用されるビット数である。表１は４００近くのＮに関する式８からのサンプル出力を提供し、セクタ番号公式はＮ−１から０へのラップポイントで正確に動くということの検証及び、計算されたｃの値を含んでいる。
【表１】
0005254307.tif 000006
【００３５】
図６は、実施形態に従って、ストレージディスクに対するトランスデューサヘッドの位置を決定するための方法６００を、ステップワイズ方法で要約するフローチャートである。方法６００は図１のディスクドライブ１１０に実質的に同様のディスクドライブに関して記述される。しかしながら、他のディスクドライブも方法６００の使用から利益を得るかもしれない。ステップ６０１から６０５を実行するためのコマンドがディスクドライブの電子回路の中またはストレージディスクそれ自体に格納された値として、及び／またはディクスドライブコントロールアルゴリズム内に存在するかもしれない。
【００３６】
ステップ６０１で、コンバインドアドレス値５１０はストレージディスク１１２の２つの連続するセクタ、すなわちｔａｕ（ｔ２，ｓ）及びｔａｕ（ｔ１，ｓ−１）に関して観測される。上で述べたように、各々のセクタはストレージディスク１１２の異なるトラック上に配置されるかもしれない。
【００３７】
ステップ６０２で、期待されたコンバインドアドレス値５１０すなわちｔａｕexpは、ステップ６０１の間リード/ライトヘッド１２７が２つのセクタ間を動いている時、リード/ライトヘッド１２７の半径方向の速度の推定値及び式４を使用して計算される。
【００３８】
ステップ６０３で、式６０２で計算された、期待されたコンバインドアドレス値５１０、すなわちｔａｕexpを与えると、式６はステップ６０１で観測された２つのセクタの１つ、すなわちセクタ(ｔ２，ｓ)に関するサーボセクタアドレス値５０１を決定するために使用されることができる。
【００３９】
ステップ６０４で、ステップ６０３で決定されたサーボセクタアドレス値５０１を与えると、式７はセクタ（ｔ２、ｓ）に関するトラックアドレス値５０２を計算するために使用される。
【００４０】
検証のために、表２は復号されたセクタ番号及びトラック番号を含んでいる、方法６００のサンプル出力を供給する。表２を生成することに関して、シリンダビットＬの数は１９ビットであり、セクタビットＳの数は９であり、セクタＮの数は４００であり、ｃの値は３であり、リードヘッドの実際の速度は５５０トラック/セクタであり、そして推定された半径方向の速度は２５０トラック/セクタであった。セクタ番号３９９と０の間のラップポイントが実施形態に関して特に関心があるので、セクタ３９１からセクタ１３に関する結果は表２に例証される。図に示されるように、復号されたトラック番号は実際のトラック番号に一致し、復号されたセクタ番号は実際のセクタ番号に一致する。
【表２】
0005254307.tif 000007
【００４１】
つまり、実施形態は２つのコンバインドフィールドより実質的に小さいコンバインドアドレスフィールドに、サーボセクタアドレスフィールド及びトラックアドレスフィールドを圧縮することの利点がある。コンバインドアドレスフィールドは異なるトラックに配置された２つの連続するセクタを観測することによって復号されることが可能であるので、ディスクドライブのリード/ライトヘッドの位置を決定するためのプロセスが速やかに実行される。さらに、実施形態に従って、コンバインドアドレスフィールドを復号するために使用される公式は２による除算、乗算、モジュロ、２の指数モジュラスを伴った符号付きのモジュロ操作を主に含み、これらの公式を解くことはバイナリコンピュータを使用して簡単である。例えば、２による除算、乗算及びは各々左へのシフト及び右へのシフトを単に必要とし、２の指数モジュラスを伴うモジュロオ操作は論理的または算術的なシフトのペアを必要とする。
【００４２】
本発明のいくつかの実施形態を説明したが、これらの実施形態は、例として提示したものであり、発明の範囲を限定することは意図していない。これら新規な実施形態は、その他の様々な形態で実施されることが可能であり、発明の要旨を逸脱しない範囲で、種々の省略、置き換え、変更を行うことができる。これら実施形態やその変形は、発明の範囲や要旨に含まれるとともに、特許請求の範囲に記載された発明とその均等の範囲に含まれる。
【符号の説明】
【００４３】
１１０…ディスクドライブ、１１２…ストレージディスク、１２７…リードヘッド、１３０…電子回路、１３２…プリント回路基板、２４２…データストレージトラック、２４４…サーボウェッジ、２４６…データセクタ。
【図１】
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【図２】
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【図３】
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【図４】
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【図５】
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【図６】
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