(57)【要約】【課題】ホストとの間のデータ転送が不要なディスクアクセスにおいて、ディスク上の不連続な物理位置へのアクセスが多発するのを防止できるようにする。【解決手段】実施形態によれば、磁気ディスク装置は、ディスクと、判定手段と、制御手段とを具備する。判定手段は、ディスクへのアクセスに際し、当該ディスクへのアクセスが、ホストと磁気ディスク装置との間のデータ転送を必要とするかを判定する。制御手段は、データ転送が不要な場合、ディスク上で連続する物理位置を示す物理アドレスに対する、ホストによって認識される第１の論理アドレスとは別の、連続する第２の論理アドレスの予め定められた割り当てに従って、ディスクアクセスを制御する。【選択図】      図１
2012138154.tif 000002
【特許請求の範囲】
【請求項１】
磁気ディスク装置において、
ディスクと、
前記ディスクへのアクセスに際し、前記ディスクへのアクセスが、ホストと前記磁気ディスク装置との間のデータ転送を必要とするかを判定する判定手段と、
前記データ転送が不要な場合、前記ディスク上で連続する物理位置を示す物理アドレスに対する、前記ホストによって認識される第１の論理アドレスとは別の、連続する第２の論理アドレスの予め定められた割り当てに従って、ディスクアクセスを制御する制御手段と
を具備する磁気ディスク装置。
【請求項２】
前記ディスクのプライマリ欠陥の物理位置を、前記予め定められた割り当てによって示される前記第２の論理アドレスに基づいて管理するプライマリ欠陥管理テーブルを更に具備し、
前記制御手段は、前記予め定められた割り当てに従うディスクアクセスにおいて、前記プライマリ欠陥管理テーブルに基づき、前記プライマリ欠陥の物理位置へのアクセスを抑止する
請求項１記載の磁気ディスク装置。
【請求項３】
前記データ転送が不要なディスクアクセスが、前記ホストから要求された、前記ディスク上をスキャンして当該ディスクをチェックするスキャンテストのためのディスクアクセスである請求項２記載の磁気ディスク装置。
【請求項４】
前記ディスクは、複数の区域から構成される複数のゾーンであって、前記複数の区域の少なくとも１つがスペア領域として用いられる複数のゾーンを備え、
前記予め定められた割り当てにより、前記連続する第２の論理アドレスが、前記複数のゾーンの各々において、前記ディスク上の連続する物理位置に割り当てられている
請求項３記載の磁気ディスク装置。
【請求項５】
前記複数のゾーンのそれぞれ先頭の物理位置には、前記予め定められた割り当てにより、前記第２の論理アドレスとして先頭の論理アドレスが割り当てられている請求項４記載の磁気ディスク装置。
【請求項６】
前記制御手段は、前記ディスクへのアクセスが前記ホストによって要求され、且つ前記データ転送が必要な場合、前記ホストによって指定される前記第１の論理アドレスに従って、前記第１の論理アドレスが割り当てられている物理アドレスの示す前記ディスク上の物理位置へのアクセスを制御する請求項１記載の磁気ディスク装置。
【請求項７】
前記第１の論理アドレスと前記第１の論理アドレスが割り当てられる物理アドレスとの最新の対応関係を示すマッピングテーブルを更に具備し、
前記制御手段は、前記マッピングテーブルに従って、前記第１の論理アドレスが割り当てられている物理アドレスの示す前記ディスク上の物理位置を特定する
請求項６載の磁気ディスク装置。
【請求項８】
前記制御手段は、前記ディスクに書かれたデータの書き換えが前記ホストによって要求された場合、前記第１の論理アドレスが割り当てられている物理アドレスの示す前記ディスク上の物理位置が属する区域及びゾーンを特定し、前記特定された区域のデータと前記前記ホストによって要求された書き換えデータとがマージされたデータを、前記特定されたゾーンの前記スペア領域に書き込み、前記特定された区域が新たなスペア領域に切り替えられるように前記マッピングテーブルを更新する請求項７載の磁気ディスク装置。
【請求項９】
ディスクを備えた磁気ディスク装置におけるディスクアクセス方法であって、
前記ディスクへのアクセスに際し、前記ディスクへのアクセスが、ホストと前記磁気ディスク装置との間のデータ転送を必要とするかを判定し、
前記データ転送が不要な場合、前記ディスクの上で連続する物理位置を示す物理アドレスに対する、前記ホストによって認識される第１の論理アドレスとは別の、連続する第２の論理アドレスの予め定められた割り当てに従って、前記ディスクにアクセスする
ディスクアクセス方法。
【発明の詳細な説明】
【技術分野】
【０００１】
本発明の実施形態は、磁気ディスク装置及び同装置におけるディスクアクセス方法に関する。
【背景技術】
【０００２】
磁気ディスク装置を利用するホストは、当該磁気ディスク装置にアクセスしようとする際に、アクセス先を論理アドレスで指定するのが一般的である。今、ディスク上の第１の領域内の例えば連続するトラックに、連続する論理アドレスが割り当てられているものとする。この状態で、ホストが磁気ディスク装置に対して、第１の領域内の一部の領域である第２の領域（より詳細には、第２の領域に対応する論理アドレス領域）のデータの書き換えを要求したものとする。
【０００３】
このデータ書き換えに、次のような手法を適用する磁気ディスク装置が従来から知られている。この手法とは、第２の領域に格納されているデータそれ自体を書き換える代わりに、第２の領域とは別のディスク上の第３の領域に、新たなデータを書き込む手法である。
【０００４】
上記の手法の適用により、第３の領域に新たなデータが書き込まれたものとする。この場合、第２の領域に割り当てられていた論理アドレスの割り当て先が、第２の領域から第３の領域に変更される。そして、第２の領域のデータが無効化される。つまり論理アドレスと物理アドレスとのマッピングが変更される。
【０００５】
この状態で、第２の領域のデータが無効化される以前に第１の領域に割り当てられていた論理アドレス領域へのアクセスがホストから要求されたものとする。この場合、アクセス先が第１の領域内の第２の領域に到達すると、第３の領域へのアクセスに切り替えられる。
【先行技術文献】
【特許文献】
【０００６】
【特許文献１】特開２００６−３３８７３１号公報
【発明の概要】
【発明が解決しようとする課題】
【０００７】
従来の磁気ディスク装置においては、上述のデータ書き換えが繰り返された場合、連続する論理アドレスが割り当てられるディスク上のトラック（より詳細には、トラックの物理位置を示す物理アドレス）は物理的に不連続となる。このため従来の磁気ディスク装置においては、ディスク上の不連続な物理位置へのアクセスが多発する。この不連続な物理位置にアクセスするには、ヘッドを当該不連続な物理位置へ移動するためのシーク動作を必要とする。  
しかし、ディスクアクセスの用途によっては、上述のマッピング変更前の論理アドレスと物理アドレスとの対応に従ってディスクがアクセスされても構わない場合がある。
【０００８】
本発明の目的は、ホストとの間のデータ転送が不要なディスクアクセスにおいて、ディスク上の不連続な物理位置へのアクセスが多発するのを防止できる磁気ディスク装置及びディスクアクセス方法を提供することである。
【課題を解決するための手段】
【０００９】
実施形態によれば、磁気ディスク装置は、ディスクと、判定手段と、制御手段とを具備する。前記未定手段は、前記ディスクへのアクセスに際し、前記ディスクへのアクセスが、ホストと前記磁気ディスク装置との間のデータ転送を必要とするかを判定する。前記制御手段は、前記データ転送が不要な場合、前記ディスク上で連続する物理位置を示す物理アドレスに対する、前記ホストによって認識される第１の論理アドレスとは別の、連続する第２の論理アドレスの予め定められた割り当てに従って、ディスクアクセスを制御する。
【図面の簡単な説明】
【００１０】
【図１】実施形態に係る磁気ディスク装置を備えた電子機器の典型的な構成を示すブロック図。
【図２】同実施形態で適用されるディスクのトラック配置を含むフォーマットの一例を示す概念図。
【図３】ディスク上で連続するトラックの群の物理アドレスの例を示す図。
【図４】ディスク上で連続するトラックの群に瓦書きによりデータが書かれている状態における論理アドレスと物理アドレスとの関係の一例を示す図。
【図５】ディスク上で連続するトラックの群のうちの１トラックのデータが別のトラックを用いて書き換えられた後の論理アドレスと物理アドレスとの関係の一例を示す図。
【図６】データの書き換えが繰り返された後の、ディスク上で連続するトラックの群の論理アドレスと物理アドレスとの関係の一例を示す図。
【図７】同実施形態で適用されるデフォルトのアドレス配置を説明するための図。
【図８】同実施形態で適用されるプライマリ欠陥管理テーブルの一例を示す図。
【図９】同実施形態においてホストからディスクアクセスを伴うコマンドが与えられた場合の磁気ディスク装置の処理手順の一例を示すフローチャート。
【図１０】デフォルトのアドレス配置における管理論理アドレスと物理アドレスとの関係の一例を示す図。
【発明を実施するための形態】
【００１１】
以下、実施の形態につき図面を参照して説明する。  
図１は実施形態に係る磁気ディスク装置を備えた電子機器の典型的な構成を示すブロック図である。図１において、電子機器は、磁気ディスク装置（ＨＤＤ）１０及びホスト１００から構成される。本実施形態において、電子機器はパーソナルコンピュータである。しかし、電子機器がパーソナルコンピュータである必要はなく、パーソナルコンピュータ以外の電子機器、例えばビデオカメラ、音楽プレーヤー、携帯端末、或いは携帯電話機であってもよい。ホスト１００はＨＤＤ１０を当該ホスト１００の記憶装置として利用する。ホスト１００はホストインタフェース１１０によりＨＤＤ１０と接続されている。
【００１２】
本実施形態においてＨＤＤ１０は、周知の瓦書き（shingled write）を適用する。ＨＤＤ１０は、ディスク（磁気ディスク）１１-0及び１１-1と、ヘッド（磁気ヘッド）１２-0乃至１２-3と、スピンドルモータ（ＳＰＭ称する）１３と、アクチュエータ１４と、ボイスコイルモータ（ＶＣＭ）１５と、ドライバＩＣ１６と、ヘッドＩＣ１７と、システムＬＳＩ１８とを備えている。
【００１３】
ディスク１１-0及び１１-1は磁気記録媒体であり、一定の間隔を保って積層配置されている。ディスク１１-0及び１１-1は、いずれも上側と下側のディスク面を有している。本実施形態においてこれらのディスク面は、いずれもデータが磁気記録される記録面をなしている。ディスク１１-0及び１１-1はＳＰＭ１３によって高速に回転させられる。ＳＰＭ１３は、ドライバＩＣ１６から供給される駆動電流（または駆動電圧）により駆動される。なお、ＨＤＤ１０が単一枚のディスクを備えていても構わない。
【００１４】
図２は、本実施形態で適用されるディスク１１-i（ｉ＝０，１）のトラック（シリンダ）配置を含むフォーマットの一例を示す概念図である。  
ＨＤＤ１０はＣＤＲ（Constant Density Recording）を適用する。このため、ディスク１１-iのディスク面は、当該ディスク１１-iの半径方向に複数のゾーンに区分して管理される。図２の例では、作図の都合で、ディスク１１-iのディスク面が、２つのゾーンＺ０及びＺ１に区分して管理されるものとする。つまり本実施形態においてディスク１１-iは、ゾーンＺ０及びＺ１を備えている。ゾーンＺ０及びＺ１内では、トラック密度ＴＰＩは一定である。これに対し、線記録密度（トラック当たりのセクタ数）は、ゾーンＺ０及びＺ１との間で異なり、外周のゾーンＺ０の方が高くなる。つまり、ゾーン毎にトラック当たりのセクタ数（記録容量）は異なる。なお、ディスク１１-iが２つのゾーンを超えるゾーンを備えていても構わない。ゾーンＺ０及びＺ１は、それぞれゾーン番号０及び１で識別される。以下の説明では、ゾーンＺ０及びＺ１を、それぞれゾーン０及び１と表記することもある。
【００１５】
ゾーンＺ０及びＺ１の各々は、ルーフと呼ばれる複数の区域に区分して管理される。図２の例では、作図の都合で、ゾーンＺ０及びＺ１の各々が、３つの区域Ａ０，Ａ１及びＡ２に区分して管理されるものとする。つまり本実施形態においてゾーンＺ０及びＺ１の各々は、区域Ａ０乃至Ａ２を備えている。ゾーンＺｐ（ｐ＝０，１）の区域Ａ０乃至Ａ２は、一定数のトラックを備えている。但し、図２では便宜的に、ゾーンＺ１の区域Ａ３が備えているトラックのみが示されており、それ以外の区域が備えているトラックは省略されている。
【００１６】
本実施形態では、ゾーンＺｐの区域Ａ０乃至Ａ２の少なくとも１つ、例えば１つが、スペア領域として用いられる。スペア領域は、瓦書きの際に、対応するゾーンＺｐ内の他の区域の各トラックのデータの移動先（書き換え先）として用いられる。このデータ移動（書き換え）が完了すると、データ移動元の区域が新たにスペア領域に切り替えられる。
【００１７】
再び図１を参照する。ヘッド１２-0及び１２-1はディスク１１-0のそれぞれ上下のディスク面に対応して配置され、ヘッド１２-2及び１２-3はディスク１１-1のそれぞれ上下のディスク面に対応して配置されている。ヘッド１２-0乃至１２-3及び当該ヘッド１２-0乃至１２-3にそれぞれ対応するディスク面は、ヘッド番号０乃至３により特定される。ヘッド１２-0乃至１２-4は、いずれも図示せぬリード素子及びライト素子を備えている。ヘッド１２-0及び１２-1は、それぞれ、ディスク１１-0の上及び下のディスク面へ／からのデータの書き込み／読み出しに用いられ、ヘッド１２-2及び１２-3は、それぞれ、ディスク１１-1の上及び下のディスク面へ／からのデータの書き込み／読み出しに用いられる。
【００１８】
ヘッド１２-0乃至１２-3は、アクチュエータ１４の先端に取り付けられている。より詳細には、ヘッド１２-0乃至１２-3は、アクチュエータ１４が有する４つのアームから延出したサスペンションの先端に取り付けられている。
【００１９】
アクチュエータ１４は枢軸１４０の回りで回動自在に支持されている。アクチュエータ１４は、ＶＣＭ１５を備えている。ＶＣＭ１５は、アクチュエータ１４の駆動源として用いられる。ＶＣＭ１５は、ドライバＩＣ１６から供給される駆動電流（または駆動電圧）により駆動され、アクチュエータ１４を枢軸１４０の回りに回動させる。これにより、ヘッド１２-0乃至１２-3は、ディスク１１-0及び１１-1の半径方向に移動させられる。
【００２０】
ドライバＩＣ１６は、システムＬＳＩ１８内の後述するＣＰＵ１８６の制御に従い、ＳＰＭ１３及びＶＣＭ１５を駆動する。ヘッドＩＣ１７は、ヘッド１２-j（ｊ＝０，１，２，３）により読み出された信号（リード信号）を増幅する。ヘッドＩＣ１８はまた、システムＬＳＩ１８内の後述するＲ／Ｗチャネル１８１から転送されるライトデータをライト電流に変換してヘッド１２-jに出力する。
【００２１】
システムＬＳＩ１８は、複数の素子が単一チップに集積されたＳＯＣ（System-on-Chip）と呼ばれるＬＳＩである。システムＬＳＩ１８は、リード／ライトチャネル（以下、Ｒ／Ｗチャネルと称する）１８１、ディスクコントローラ（以下、ＨＤＣと称する）１８２、バッファＲＡＭ１８３、フラッシュメモリ１８４、プログラムＲＯＭ１８５、ＣＰＵ１８６及びＲＡＭ１８７を備えている。
【００２２】
Ｒ／Ｗチャネル１８１は、リード／ライトに関連する信号処理を行う周知の信号処理デバイスである。Ｒ／Ｗチャネル１８１は、リード信号をデジタル化し、このデジタル化されたデータからリードデータを復号する。Ｒ／Ｗチャネル１８１はまた、上記デジタルデータからヘッド１２-jの位置決めに必要なサーボデータを抽出する。Ｒ／Ｗチャネル１８１はまた、ライトデータを符号化する。
【００２３】
ＨＤＣ１８２は、ホスト１００とホストインタフェース１１０を介して接続されている。ＨＤＣ１８２は、ホスト１００から転送されるコマンド（ライトコマンド、リードコマンド等）を受信する。ＨＤＣ１８２は、ホスト１００と当該ＨＤＣ１８２との間のデータ転送を制御する。ＨＤＣ１８２は、ディスク１１-iと当該ＨＤＣ１８２との間のデータ転送を制御する。
【００２４】
バッファＲＡＭ１８３は、ディスク１１-iに書き込まれるべきデータ及びディスク１１-iからヘッドＩＣ１７及びＲ／Ｗチャネル１８１を介して読み出されたデータを一時格納するバッファ領域を備えている。またバッファＲＡＭ１８３は、ＨＤＤ１０のパワーオン時に、テーブル参照の高速化のために、後述するマッピングテーブル１８４ａ及びＰＤＭテーブル１８４ｂがフラッシュメモリ１８４からロードされるテーブル領域も備えている。但し、以下の説明では、簡略化のために、マッピングテーブル１８４ａ及びＰＤＭテーブル１８４ｂは、フラッシュメモリ１８４に格納されている状態で参照されるものとする。
【００２５】
フラッシュメモリ１８４は、書き換え可能な不揮発性メモリである。フラッシュメモリ１８４は、マッピングテーブル１８４ａ及びプライマリ欠陥管理テーブル（以下、ＰＤＭテーブルと称する）１８４ｂを格納するのに用いられる。マッピングテーブル１８４ａ及びＰＤＭテーブル１８４ｂについては後述する。
【００２６】
プログラムＲＯＭ１８５は、制御プログラム（ファームウェアプログラム）を予め格納する。なお、制御プログラムがフラッシュメモリ１８４の一部の領域に格納されていても構わない。
【００２７】
ＣＰＵ１８６は、ＨＤＤ１０の主コントローラとして機能する。ＣＰＵ１８６はプログラムＲＯＭ１８５に格納されている制御プログラムに従ってＨＤＤ１０内の他の少なくとも一部の要素を制御する。ＲＡＭ１８７の一部の領域は、ＣＰＵ１８６の作業領域として用いられる。
【００２８】
次に、本実施形態で適用される瓦書きの原理について、図３乃至図６を参照して説明する。  
図３乃至図６は、ディスク１１-iのディスク面上の一部の領域を模式的に示す。図３乃至図６には、ディスク１１-i上で物理的に連続する８つのトラックＮ，Ｎ＋１，Ｎ＋２，…，Ｎ＋７が示されている。図３乃至図６では、リング状のトラックが、便宜的に矩形で表現されている。トラックＮ，Ｎ＋１，Ｎ＋２，…，Ｎ＋７の物理アドレスは、それぞれ、Ｎ，Ｎ＋１，Ｎ＋２，…，Ｎ＋７であるものとする。
【００２９】
図３は、トラックＮ，Ｎ＋１，Ｎ＋２，…，Ｎ＋７に有効なデータが格納されていない状態を示す。この図３に示す状態で、ホスト１００からの書き込み（ライトアクセス）要求により、例えば連続する論理アドレスｎ，ｎ＋１，ｎ＋２及びｎ＋３に対応する論理アドレス領域へのデータ（つまり論理アドレスがｎ，ｎ＋１，ｎ＋２及びｎ＋３のデータ）の書き込みが指定されたものとする。また図４に示すように、トラックＮ，Ｎ＋１，Ｎ＋２及びＮ＋３に、それぞれ、論理アドレスｎ，ｎ＋１，ｎ＋２及びｎ＋３が割り当てられているものとする。この場合、ＣＰＵ１８６は、トラックＮ，Ｎ＋１，Ｎ＋２及びＮ＋３への瓦書きによるデータ書き込みを制御する。
【００３０】
論理アドレスと物理アドレスとの関係を示す情報は、マッピングテーブル１８４ａに格納されている。ＣＰＵ１８６は、このマッピングテーブル１８４ａを参照することにより、論理アドレスｎ，ｎ＋１，ｎ＋２及びｎ＋３が割り当てられている、物理アドレスがＮ，Ｎ＋１，Ｎ＋２及びＮ＋３のトラックＮ，Ｎ＋１，Ｎ＋２及びＮ＋３を特定することができる。なお、ここでは、説明の簡略化のために、トラック毎に論理アドレスが割り当てられているものとする。しかし、トラック内の各セクタに論理アドレス（ＬＢＡ）が割り当てられるのが一般的である。トラック毎の物理アドレスは、シリンダ番号Ｃ及びヘッド番号Ｈから構成される。トラック内の各セクタの物理アドレスは、シリンダ番号Ｃ、ヘッド番号Ｈ及びセクタ番号Ｓから構成される。
【００３１】
本実施形態において、ヘッド１２-0に対応するディスク１１-0の上のディスク面の各トラックの物理アドレスはヘッド番号０（Ｈ＝０）を含み、ヘッド１２-1に対応するディスク１１-0の下のディスク面の各トラックの物理アドレスはヘッド番号１（Ｈ＝１）を含む。同様に、ヘッド１２-2に対応するディスク１１-1の上のディスク面の各トラックの物理アドレスはヘッド番号２（Ｈ＝２）を含み、ヘッド１２-3に対応するディスク１１-1の下のディスク面の各トラックの物理アドレスはヘッド番号３（Ｈ＝３）を含む。
【００３２】
周知のように瓦書きでは、トラック幅はヘッド幅よりも狭い。説明の簡略化のために、トラック幅がヘッド幅の１／２であるとする。この場合、例えば、トラックＮへの論理アドレスがｎのデータ（論理アドレスｎのデータ）の書き込みの後、トラックＮ＋１に論理アドレスがｎ＋１のデータ（論理アドレスｎ＋１のデータ）を書き込むために、ヘッド１２-jはトラックＮ＋１の方向にヘッド幅の１／２だけシフトされる。このシフトの後、ヘッド１２-jによりトラックＮ＋１に論理アドレスｎ＋１のデータが書き込まれる。以下、同様にして、トラックＮ＋２に論理アドレスｎ＋２のデータが書き込まれ、しかる後にトラックＮ＋３に論理アドレスｎ＋３のデータが書き込まれる。
【００３３】
図４は、トラックＮ，Ｎ＋１，Ｎ＋２及びＮ＋３に、それぞれ、ホスト１００によって要求された論理アドレスｎ，ｎ＋１，ｎ＋２及びｎ＋３のデータが書き込まれている状態を示す。この図４に示す状態で、ホスト１００からＨＤＤ１０に対し、例えば論理アドレスｎ＋２のデータの書き換えが要求されたものとする。このとき図４に示すように、論理アドレスｎ＋２は、物理アドレスがＮ＋２のトラックＮ＋２（物理アドレスＮ＋２のトラックＮ＋２）に割り当てられている。
【００３４】
上述したように、トラックＮ，Ｎ＋１，Ｎ＋２及びＮ＋３へのデータ書き込みは、いわゆる重ね書きとなる。このため、もし、現在論理アドレスｎ＋２が割り当てられているトラックＮ＋２のデータ（例えばＡ）が、今回ホスト１００によって要求されたデータ（例えばＢ）に書き換えられるならば、トラックＮ＋２に隣接する例えばトラックＮ＋３のデータも書き換えられてしまう。
【００３５】
そこで、瓦書きを適用するＨＤＤ１０では、トラックＮ＋２のデータＡをデータＢに書き換える代わりに、当該トラックＮ＋２とは別のトラックにデータＢが書かれる。図４の例では、トラックＮ＋４にデータ（更新データ）が書かれるものとする。もし、データＡの一部ａをｂに書き換える場合には、トラックＮ＋２からデータＡが読み出され、当該データＡの一部ａがｂで置き換えられたデータ（更新データ）Ｂが、トラックＮ＋４に書かれる。
【００３６】
その後、論理アドレスｎ＋２の割り当て先が、トラックＮ＋２からデータＢが書かれたトラックＮ＋４に変更される。図５は、このときのトラックＮ，Ｎ＋１，Ｎ＋２，…，Ｎ＋７の状態を示す。図５において記号×で示されるトラックＮ＋２は、論理アドレスｎ＋２の割り当て先の変更により、論理アドレスの割り当てが解消されたトラックであることを示す。論理アドレスｎ＋２の割り当て先の変更は、ＣＰＵ１８６によってマッピングテーブル１８４ａに反映される。
【００３７】
図５に示す状態の後、論理アドレスｎ＋１のデータが書き換えられ、続いて再び論理アドレスｎ＋２のデータが書き換えられたものとする。図６は、このときのトラックＮ，Ｎ＋１，Ｎ＋２，…，Ｎ＋７の状態を示す。図６に示す状態では、トラックＮ，Ｎ＋３，Ｎ＋５及びＮ＋６に、それぞれ論理アドレスｎ，ｎ＋３，ｎ＋１，ｎ＋２のデータが書かれている。つまり、連続する論理アドレスｎ，ｎ＋１，ｎ＋２及びｎ＋３のデータは、それぞれ物理アドレスが不連続なトラックＮ，Ｎ＋５，Ｎ＋６及びＮ＋３に書かれている。また、先にデータが書かれたトラックＮ＋１，Ｎ＋２及びＮ＋４は、図６において記号×で示されるように、データ書き換えの結果、論理アドレスの割り当てが解消されたトラックとなっている。
【００３８】
図６の状態で、ホスト１００からＨＤＤ１０に対して、例えば論理アドレスがｎ＋１のデータの読み出しを要求されたものとする。この場合、ＣＰＵ１８６はマッピングテーブル１８４ａを参照して、論理アドレスｎ＋１に対応する物理アドレスＮ＋５を取得する。そしてＣＰＵ１８６は、物理アドレスがＮ＋５のトラックＮ＋５からのデータ読み出しを制御する。トラックＮ＋５から読み出されたデータは、ＨＤＣ１８２によってホスト１００に転送される。
【００３９】
ここで、ホスト１００からＨＤＤ１０に対して、連続する論理アドレスｎ，ｎ＋１，ｎ＋２，ｎ＋３及びｎ＋４のデータの読み出しが要求されたものとする。この場合、論理アドレスは連続していても、ディスク１１-i上ではシーケンシャルアクセスとならない。つまり、ヘッド１２-jを先頭トラックＮに移動するシーク動作以外に、ヘッド１２-jをトラックＮからトラックＮ＋５に移動するシーク動作、及びヘッド１２-jをトラックＮ＋６からトラックＮ＋３に移動するシーク動作が発生する。このため、データ読み出しに時間を要する。しかも、各トラックには周知のようにスキューが存在する。このため、上述のようにシーケンシャルアクセスでない場合、シーク動作後に、いわゆる回転待ちも発生し、データ読み出しに一層時間を要する。
【００４０】
さて、ホスト１００からＨＤＤ１０に与えられるコマンド（要求）の中には、例えば所定の論理アドレス領域をチェックするための、スキャンテストのようなホスト１００にデータを転送する必要のない動作を指定するコマンドもある。ここでは、説明の簡略化のために、所定の論理アドレス領域が、論理アドレスｎ乃至ｎ＋４で指定される論理アドレス領域であるものとする。
【００４１】
スキャンテストが必要なコマンドとして、ディスクのディスク面全体をスキャンして、当該ディスク面をチェックするための、ＳＭＡＲＴ（Self-Monitoring Analysis and Reporting Technology）における自己テストが知られている。ＳＭＡＲＴにおける自己テストでは、ＨＤＤ１０からホスト１００にスキャンテストに要する時間を予め報告しておく必要がある。ところが、論理アドレスｎ乃至ｎ＋４に対応する物理アドレスが上述のように不連続の場合（図６参照）、一定の時間でスキャンテストを実行することは難しい。この場合、スキャンテストに実際に要した時間とＨＤＤ１０からホスト１００に予め報告した時間とのずれが大きくなってしまう。つまり、論理アドレスｎ乃至ｎ＋４に対応する物理アドレスが不連続の場合におけるスキャンテストは、パフォーマンス的に効率的でない上に、スキャンテストに要する時間の見積もりができない。
【００４２】
ＨＤＤ１０からホスト１００にデータを転送する必要のないスキャンテストのような動作（ディスクアクセスを伴う動作）を指定するコマンドの場合、必ずしも論理アドレスｎ乃至ｎ＋４の順に対応するトラックにアクセスする必要はない。そこでスキャンテストを、トラックＮ，Ｎ＋１，Ｎ＋２，…のように、物理アドレスの順に実行することが考えられる。ところが、トラックＮ，Ｎ＋１，Ｎ＋２，…の中に、例えばＨＤＤ１０の製造時に検出された欠陥セクタ（プライマリ欠陥セクタ）を持つトラックが含まれていることがある。もし、スキャンテストを単純に物理アドレスの順に実行するならば、プライマリ欠陥セクタを持つトラックもアクセスされる。この場合、エラーが発生してしまう。このためスキャンテストにおいて、プライマリ欠陥セクタ（つまりプライマリ欠陥箇所）も考慮したディスクアクセスを適用する必要がある。
【００４３】
本実施形態において、プライマリ欠陥セクタは、ＰＤＭテーブル１８４ｂを用いて管理される。このＰＤＭテーブル１８４ｂでは、ＨＤＤ１０において初めて瓦書きのための制御が行われる前の、物理アドレスに対するデフォルトの論理アドレスの割り当て（以下、デフォルトのアドレス配置と称する）で、プライマリ欠陥セクタが管理される。
【００４４】
本実施形態におけるデフォルトのアドレス配置について、図７を参照して説明する。  
まず、シリンダ０（シリンダ番号Ｃが０のシリンダ）、ヘッド０（ヘッド番号Ｈが０のヘッド）のトラック［０，０］上で、論理アドレスがセクタ方向に昇順に割り当てられる。先頭の論理アドレスをＬＢＡ０と表記する。シリンダ０はゾーン番号Ｚが０のゾーンＺ０（つまりゾーン０）における先頭シリンダである。トラック［０．０］の最終セクタまで論理アドレスが割り当てられると、シリンダ番号Ｃが０から１にインクリメントされる。図７において、三角形の記号は、シリンダ（トラック）を示す。図７では、シリンダ（トラック）内の各セクタは省略されている。
【００４５】
次に、シリンダ１、ヘッド０のトラック［１，０］上で、論理アドレスがセクタ方向に昇順に割り当てられる。シリンダ番号Ｃのインクリメントは、インクリメント後のシリンダ番号Ｃが、対応するゾーンの最終シリンダを示すまで繰り返される。図７では、作図の都合で、最終シリンダがシリンダ３である場合について示されている。しかし、最終シリンダがシリンダ３である必要はない。
【００４６】
ヘッド０において、ゾーン０の最終シリンダ（シリンダ３）の最終セクタまで論理アドレスが割り当てられると、ヘッド番号Ｈが０から１にインクリメントされる。そして、シリンダ０、ヘッド１のトラック［０，１］上で、論理アドレスがセクタ方向に昇順に割り当てられる。以下、ヘッド１においても、ヘッド０におけるのと同様にして論理アドレスが割り当てられる。
【００４７】
ヘッド１において、ゾーン０の最終シリンダの最終セクタまで論理アドレスが割り当てられると、ヘッド番号Ｈが１から２にインクリメントされる。そして、シリンダ０、ヘッド２のトラック［０，２］上で、論理アドレスがセクタ方向に昇順に割り当てられる。以下ヘッド２においても、ヘッド０におけるのと同様にして論理アドレスが割り当てられる。このようにして、ゾーン０において、ヘッド番号Ｈが最大のヘッド、つまりヘッド３まで、論理アドレスの割り当てが繰り返される。
【００４８】
ヘッド３において、ゾーン０の最終シリンダの最終セクタまで論理アドレスが割り当てられると、ゾーン番号Ｚが０から１にインクリメントされる。そして、ゾーン１においても、ゾーン０と同様に、論理アドレスが割り当てられる。ここでは、後述するようにゾーン１においても、論理アドレスが、ＬＢＡ０から昇順に割り当てられる。なお、ゾーン０の最終シリンダの最終セクタに割り当てられた論理アドレスの次の論理アドレスから、ゾーン１内のセクタに論理アドレスが割り当てられても構わない。  
上述したデフォルトのアドレス配置は、プログラムＲＯＭ１８５に格納されている制御プログラムによって予め定められている。
【００４９】
上述のデフォルトのアドレス配置を適用する理由について説明する。  
まず、図３乃至図６を参照しての説明では、トラックＮ＋２のデータＡをデータＢに書き換える場合に、当該トラックＮ＋２とは別のトラック（トラックＮ＋４）にデータＢが書かれることを想定している。この場合、論理アドレスと物理アドレスとのマッピングは、トラックＮ＋２に割り当てられた論理アドレスについてのみ変更される。しかし、この想定は、説明の簡略化のためである。
【００５０】
実際には、例えばトラックＮ＋２がゾーンＺ０内の区域（ルーフ）Ａ０に属しているものとすると、区域Ａ０内の全トラックに割り当てられている論理アドレスの群について、論理アドレスと物理アドレスとのマッピングが変更される。また、トラックＮ＋２のデータＡのデータＢへの書き換えも、次のように行われる。例えば、トラックＮ＋２を含む区域Ａ０の全トラックのデータが順次読み出される。読み出されたデータのうちのトラックＮ＋２に対応するデータＡがデータＢに置き換えられる。つまり、区域Ａ０の全トラックのデータとデータＢとがマージされる。このマージされたデータ（更新データ）が、ゾーンＺ０内のスペア領域に瓦書きにより順次書き込まれる（移動される）。このスペア領域が、ゾーンＺ０内の区域Ａ２であるものとする。このスペア領域としての区域Ａ２への、マージされたデータの書き込みが完了し、且つ上述のマッピングが変更されると、スペア領域が区域Ａ２から区域Ａ０に切り替えられる。つまり区域Ａ０が、新たなスペア領域として用いられる。
【００５１】
このように、瓦書きを適用するＨＤＤ１０では、たとえ１つのトラックＴｒのデータの書き換えでも、そのトラックＴｒを含む区域Ａｑ（ｑは０〜２のいずれか）内の全トラックを対象にデータが書き換えられる。しかも、更新データは、区域Ａｑが属するゾーン内のスペア領域に書かれる。つまり、瓦書きを適用するＨＤＤ１０におけるトラックＴｒのデータの書き換えは、当該トラックＴｒが属するゾーン内でのみ行われる。この理由は、ゾーンが変わると、１トラックの記録容量が異なり、トラック単位でデータの置き換えができないためである。よって本実施形態において、ゾーンという概念は重要である。
【００５２】
また、上述したデフォルトの論理アドレス配置では、１ゾーンについて、シリンダ番号が増加する方向（つまりシリンダ方向）に昇順に論理アドレス（ＬＢＡ）が割り当てられた後、ヘッド番号がインクリメントされる。その理由は、次の通りである。第１は、ホスト１００（ユーザ）は、論理アドレスを、小さい方から順に使用するのが一般的である点である。第２は、ディスク１１-iの外周のゾーンの方が転送レートが高い点であり、第３はデータ（データアクセス）が特定のヘッドに偏らないようにするためである。
【００５３】
以上の点を考慮して、瓦書きを適用する本実施形態に係るＨＤＤ１０では、上述のデフォルトのアドレス配置（つまりデフォルトの論理アドレス割り当て）が適用される。ＰＤＭテーブル１８４ｂは、このデフォルトのアドレス配置に基づいて管理される。
【００５４】
一方、ホスト１００から、当該ホスト１００とＨＤＤ１０との間でデータを転送する必要のないスキャンテストのような動作が指定された場合、必ずしも、瓦書きで再割り当てされた論理アドレスに従ってディスクアクセスが行われる必要はない。そこで本実施形態においてＣＰＵ１８６は、このような動作、例えばスキャンテストを、デフォルトのアドレス配置に基づいて制御する。
【００５５】
デフォルトのアドレス配置は、論理アドレス（ＬＢＡ）の再割り当てが行われても変更されない。デフォルトのアドレス配置で適用される論理アドレスは、ＨＤＤ１０でのみ有効な管理用の論理アドレス（第１の論理アドレス）である。この管理用の論理アドレス（ＬＢＡ）を、管理論理アドレス（Ｍ−ＬＢＡ）と称する。管理論理アドレス（Ｍ−ＬＢＡ）は、ホスト１０によって認識されない。これに対し、例えばホスト１００からのリード／ライトコマンドによって指定される論理アドレス（第２の論理アドレス）、つまりホスト１００によって認識される論理アドレス（ＬＢＡ）を、ホスト論理アドレス（Ｈ−ＬＢＡ）と称する。
【００５６】
図８は、ＰＤＭテーブル１８４ｂの一例を示す。本実施形態において、ＰＤＭテーブル１８４ｂは、プライマリ欠陥セクタを、管理論理アドレス（Ｍ−ＬＢＡ）を用いてゾーン毎に管理する。ここでは、各ゾーンＺｐ（ｐ＝０，１）の先頭のＭ−ＬＢＡには、ＬＢＡ０が用いられる。図８に示すＰＤＭテーブル１８４ｂは、ゾーンＺ０（つまりゾーン０）に、Ｍ−ＬＢＡが、それぞれＬＢＡ０，ＬＢＡ１００及びＬＢＡ１０１のセクタが、プライマリ欠陥セクタとして存在することを示す。ＰＤＭテーブル１８４ｂはまた、ゾーンＺ１（つまりゾーン１）に、Ｍ−ＬＢＡが、それぞれＬＢＡ０，ＬＢＡ１２３及びＬＢＡ２００のセクタが、プライマリ欠陥セクタとして存在することも示す。
【００５７】
このように、ＰＤＭテーブル１８４ｂは、プライマリ欠陥セクタを、管理論理アドレス（Ｍ−ＬＢＡ）を用いてゾーン毎に管理する、その第１の理由は、瓦書きでは、結局ゾーン単位にアクセスされるためである。第２の理由は、アクセスされるべきゾーンに基づいて、ＰＤＭテーブル１８４ｂ内の参照すべき領域を高速で特定できるためである。
【００５８】
次に本実施形態における動作について、ホスト１００からＨＤＤ１０に対して、ディスクアクセスを伴うコマンドが与えられた場合を例に、図９を参照して説明する。図９は、ホスト１００からディスクアクセスを伴うコマンドが与えられた場合の、ＨＤＤ１０の処理手順（ディスクアクセス処理の手順）を示すフローチャートである。
【００５９】
ホスト１００によってＨＤＤ１０に与えられたコマンドは、当該ＨＤＤ１０のＨＤＣ１８２によって受信される（ステップ９０１）。するとＣＰＵ１８６は判定手段として機能して、ＨＤＣ１８２によって受信されたコマンドが、ホスト１００とホスト１００との間のデータ転送が必要なコマンドであるかを判定する（ステップ９０２）。
【００６０】
もし、データ転送が必要なコマンドであるならば（ステップ９０２のＹｅｓ）、ＣＰＵ１８６は、アドレス変換手段として機能して、当該コマンドの指定する論理アドレス領域（ホスト論理アドレス領域）の連続するホスト論理アドレスＨ−ＬＢＡを、対応する物理アドレスに変換する（ステップ９０３）。この変換には、マッピングテーブル１８４ａが用いられる。
【００６１】
次にＣＰＵ１８６は、ホスト論理アドレスＨ−ＬＢＡに対応する物理アドレスに基づいて、ホスト１００によって指定されたディスクアクセスを制御する（ステップ９０４）。ここでは、連続するホスト論理アドレスＨ−ＬＢＡに対応する物理アドレスは、瓦書きの繰り返しにより不連続となっている可能性がある。
【００６２】
このように、ホスト１００とＨＤＤ１０との間のデータ転送が必要なディスクアクセスの場合、ＣＰＵ１８６は、ホスト論理アドレスＨ−ＬＢＡに従うディスクアクセスを選択する。つまりＣＰＵ１８６は、ステップ９０２での判定結果に応じてディスクアクセス選択手段として機能して、ホスト論理アドレスＨ−ＬＢＡに従うディスクアクセスを選択する。
【００６３】
一方、データ転送が必要でないコマンドであるならば（ステップ９０２のＹｅｓ）、ＣＰＵ１８６は、デフォルトのアドレス配置に従って、ディスクアクセスを制御する（ステップ９０５）。つまりＣＰＵ１８６は、予め定められた、物理アドレスに対する管理論理アドレスＭ−ＬＢＡの割り当てに従って、ディスクアクセスを制御する。これにより、ホスト１００とＨＤＤ１０との間のデータ転送を必要としないディスクアクセスが、ゾーン毎に、デフォルトのアドレス配置におけるＭ−ＬＢＡの順に行われる。
【００６４】
このように、ホスト１００とＨＤＤ１０との間のデータ転送が不要なディスクアクセスの場合、ＣＰＵ１８６は、予め定められた、物理アドレスに対する管理論理アドレスＭ−ＬＢＡの割り当てに従うディスクアクセスを選択する。つまりＣＰＵ１８６は、ステップ９０２での判定結果に応じてディスクアクセス選択手段として機能して、予め定められた、物理アドレスに対する管理論理アドレスＭ−ＬＢＡの割り当てに従うディスクアクセスを選択する。
【００６５】
本実施形態において、管理論理アドレスＭ−ＬＢＡが昇順に割り当てられる物理アドレス（物理アドレスのセクタ）は、図７を参照して説明したように、ヘッド０乃至ヘッド３の各々（つまりディスク１１-0及び１１-1の各ディスク面）においてシーケンシャルな並びである。この管理論理アドレスＭ−ＬＢＡと物理アドレスとの対応（つまりデフォルトのアドレス配置）は、瓦書きの繰り返しに無関係である。したがって、連続するホスト論理アドレスＨ−ＬＢＡが割り当てられる物理アドレスが、瓦書きの繰り返しに起因して不連続となっていても、ホスト１００とＨＤＤ１０との間のデータ転送が不要なディスクアクセスを、一定の時間内に完了することが可能となる。
【００６６】
ここで、データ転送の必要のないディスクアクセスが、ＳＭＡＲＴにおける周知のスキャンテストのためのディスクアクセスであるものとする。この場合、図７から明らかなように、各ゾーンのヘッド０乃至ヘッド３においてシーケンシャルにアクセスでき、ヘッドが切り替えられる場合を除きシーク動作は発生しない。このため、一定の時間でスキャンテストを実行可能である。よって本実施形態によれば、スキャンテストのパフォーマンスを向上でき、且つスキャンテストに要する時間を高精度に見積もることが可能となる。
【００６７】
さて、上記ステップ９０５においてＣＰＵ１８６は、図８に示すＰＤＭテーブル１８４ｂ内の、現在処理の対象となっているゾーンに対応する領域を参照する。ここでは、現在処理の対象となっているゾーンがゾーン０であるものとする。
【００６８】
図１０は、ゾーン０におけるデフォルトのアドレス配置の示す管理論理アドレスＭ−ＬＢＡと物理アドレスＣＨＳとの関係の一例を示す。物理アドレスＣＨＳは前述したように、シリンダ番号Ｃ、ヘッド番号Ｈ及びセクタ番号Ｓで表される。図１０から明らかなように、例えば、管理論理アドレスＭ−ＬＢＡ＝０００（つまりＬＢＡ０），Ｍ−ＬＢＡ＝１００（つまりＬＢＡ１００）及びＭ−ＬＢＡ＝１０１（つまりＬＢＡ１０１）は、それぞれ、物理アドレスＣＨＳ＝０００，ＣＨＳ＝００ｍ及びＣＨＳ＝００（ｍ＋１）に割り当てられている。
【００６９】
Ｍ−ＬＢＡ＝０００，Ｍ−ＬＢＡ＝１００及びＭ−ＬＢＡ＝１０１は、図８に示すＰＤＭテーブル１８４ｂでは、ゾーン０においてプライマリ欠陥として管理されている。ここでＣＰＵ１８６が、例えばゾーン０を対象とするスキャンテストにおいて、図１０に示すデフォルトのアドレス配置の順にディスクアクセスを制御するものとする（図９のステップ９０５）。この場合、ＣＰＵ１８６は図８に示すＰＤＭテーブル１８４ｂに基づき、ゾーン０においてプライマリ欠陥として管理されているＭ−ＬＢＡ＝０００，Ｍ−ＬＢＡ＝１００及びＭ−ＬＢＡ＝１０１へのアクセスをスキップ（つまり抑止）する。より詳細には、ＣＰＵ１８６は、Ｍ−ＬＢＡ＝０００，Ｍ−ＬＢＡ＝１００及びＭ−ＬＢＡ＝１０１がそれぞれ割り当てられている物理アドレスＣＨＳ＝０００，ＣＨＳ＝００ｍ及びＣＨＳ＝００（ｍ＋１）へのアクセスをスキップする。これにより本実施形態で適用されるスキャンテストにおいては、プライマリ欠陥セクタがアクセスされてエラーが発生するのを防止できる。つまり、プライマリ欠陥セクタを正しく処理できる。  
本実施形態においてスキャンテストは、ホスト１００からの要求によって行われる。しかし、このスキャンテストがＨＤＤ１０内部で自律的に行われても構わない。
【００７０】
以上説明した少なくとも１つの実施形態によれば、ホストとの間のデータ転送が不要なディスクアクセスにおいて、ディスク上の不連続な物理位置へのアクセスが多発するのを防止できる磁気ディスク装置及びディスクアクセス方法を提供することができる。
【００７１】
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】
【００７２】
１０…磁気ディスク装置（ＨＤＤ）、１１-0，１１-1…ディスク、１２-0〜１２-3…ヘッド、１４…アクチュエータ、１８…システムＬＳＩ、１００…ホスト、１８２…ディスクコントローラ（ＨＤＣ）、１８４…フラッシュメモリ、１８４ａ…マッピングテーブル、１８４ｂ…プライマリ欠陥管理テーブル（ＰＤＭテーブル）、１８５…プログラムＲＯＭ、１８６…ＣＰＵ。
【図１】
2012138154.tif 000003
【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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【図７】
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【図８】
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【図９】
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【図１０】
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【手続補正書】
【提出日】平成24年3月21日(2012.3.21)
【手続補正１】
【補正対象書類名】特許請求の範囲
【補正対象項目名】全文
【補正方法】変更
【補正の内容】
【特許請求の範囲】
【請求項１】
磁気ディスク装置において、
ディスクと、
前記ディスクへのアクセスが、第１の複数の論理アドレスを認識するホストと前記ディスクとの間のデータ転送を必要とするかを判定する判定手段と、
前記データ転送が不要な場合、前記ディスク上で連続する物理位置を示す物理アドレスに対する、前記第１の複数の論理アドレスとは別の、連続する第２の複数の論理アドレスに従って、ディスクアクセスを制御する制御手段と
を具備する磁気ディスク装置。
【請求項２】
前記ディスクのプライマリ欠陥の物理位置を、前記第２の複数の論理アドレスに基づいて管理するプライマリ欠陥管理テーブルを更に具備し、
前記制御手段は、前記プライマリ欠陥管理テーブルに基づき、プライマリ欠陥の物理位置へのアクセスを抑止する
請求項１記載の磁気ディスク装置。
【請求項３】
前記ホストから要求されたスキャンテストのためのディスクアクセスは、前記ホストと前記ディスクとの間のデータ転送を必要としない請求項２記載の磁気ディスク装置。
【請求項４】
前記ディスクは、複数の区域から構成される複数のゾーンであって、前記複数の区域の少なくとも１つがスペア領域として用いられる複数のゾーンを備え、
予め定められた割り当てにより、前記第２の複数の論理アドレスが、前記複数のゾーンの各々において、前記ディスク上の連続する物理位置に割り当てられている
請求項３記載の磁気ディスク装置。
【請求項５】
前記複数のゾーンのそれぞれ先頭の物理位置には、前記第２の複数の論理アドレスの先頭の論理アドレスが割り当てられている請求項４記載の磁気ディスク装置。
【請求項６】
前記制御手段は、前記ディスクへのアクセスが前記ホストによって要求され、且つデータ転送が必要な場合、前記第１の複数の論理アドレス中の前記ホストによって指定された論理アドレスが割り当てられている物理アドレスの示す前記ディスク上の物理位置へのアクセスを制御する請求項１記載の磁気ディスク装置。
【請求項７】
前記第１の複数の論理アドレスと前記第１の複数の論理アドレスが割り当てられる物理アドレスとの最新の対応関係を示すマッピングテーブルを更に具備し、
前記制御手段は、前記マッピングテーブルに従って、前記ホストによって指定された前記論理アドレスが割り当てられている物理アドレスの示す前記ディスク上の物理位置を特定する
請求項６載の磁気ディスク装置。
【請求項８】
前記ディスクは、複数の区域から構成される複数のゾーンであって、前記複数の区域の少なくとも１つがスペア領域として用いられる複数のゾーンを備え、
予め定められた割り当てにより、前記第２の複数の論理アドレスが、前記複数のゾーンの各々において、前記ディスク上の連続する物理位置に割り当てられ、
前記制御手段は、前記ディスクに書かれたデータの書き換えが前記ホストによって要求された場合、前記ホストによって指定された前記論理アドレスが割り当てられている物理アドレスの示す前記ディスク上の物理位置が属する区域及びゾーンを特定し、前記特定された区域のデータと前記前記ホストによって要求された書き換えデータとがマージされたデータを、前記特定されたゾーンの前記スペア領域に書き込み、前記特定された区域が新たなスペア領域に切り替えられるように前記マッピングテーブルを更新する請求項７載の磁気ディスク装置。
【請求項９】
ディスクを備えた磁気ディスク装置におけるディスクアクセス方法であって、
前記ディスクへのアクセスが、第１の複数の論理アドレスを認識するホストと前記ディスクとの間のデータ転送を必要とするかを判定し、
前記データ転送が不要な場合、前記ディスクの上で連続する物理位置を示す物理アドレスに対する、前記第１の複数の論理アドレスとは別の、連続する第２の複数の論理アドレスに従って、前記ディスクにアクセスする
ディスクアクセス方法。
【手続補正２】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】０００９
【補正方法】変更
【補正の内容】
【０００９】
実施形態によれば、磁気ディスク装置は、ディスクと、判定手段と、制御手段とを具備する。前記未定手段は、前記ディスクへのアクセスが、第１の複数の論理アドレスを認識するホストと前記ディスクとの間のデータ転送を必要とするかを判定する。前記制御手段は、前記データ転送が不要な場合、前記ディスク上で連続する物理位置を示す物理アドレスに対する、前記第１の複数の論理アドレスとは別の、連続する第２の複数の論理アドレスに従って、ディスクアクセスを制御する。