专利名称：数据访问控制装置、数据访问控制方法、控制器和计算机程序的制作方法
技术领域：
本发明涉及随机访问记录介质的数据访问控制装置，数据访问控制方法，控制器和计算机程序，尤其涉及盘类型记录介质(例如磁头进行扫描以便读写数据的硬盘)的数据访问控制装置，数据访问控制方法，控制器和计算机程序。
更具体地，本发明涉及减少对期望数据存储位置的访问时间的数据访问控制装置，数据访问控制方法，控制器和计算机程序，尤其涉及没有因无用读前(read-ahead)操作而造成的寻道启动延迟，且不导致搜索时间的数据访问控制装置，数据访问控制方法，控制器和计算机程序。
背景技术：
随着诸如信息处理和信息通信的信息技术的进步，需要重用过去产生和编辑的信息，并且信息存储技术变得更加重要。信息记录设备使用各种诸如磁带的介质，并且磁盘已经被开发和广泛使用。
其中，硬盘驱动器(HDD)是磁记录方法的辅助存储设备。作为记录介质的多个磁介质被容纳在驱动单元中，并且被马达高速旋转。通过使用电镀技术或薄膜形成技术，介质被涂敷磁材料，例如氧化铁或钴铬合金。磁头径向扫过旋转介质的表面，并且在介质上导致响应数据的磁化以便写入数据，或者读取磁盘上写入的数据。
硬盘已经被广泛使用。作为个人计算机的标准外部存储装置，硬盘存储包含用于启动计算机的操作系统(OS)和应用软件程序的各种计算软件，或者存储还原和编辑的文件。硬盘驱动器通过IDE(集成驱动电子)或SCSI(小型计算机系统接口)被连接到计算机主单元，并且通常通过诸如FAT(文件分配表)的文件系统管理硬盘的存储空间，文件系统是主机操作系统的子系统。
当前，硬盘驱动器具有较大的存储容量。利用大存储容量，硬盘驱动器不仅被用作传统计算机辅助记录设备，而且被用作存储所广播和接收的音频-可视内容的硬盘记录器。随着其应用领域的扩展，硬盘被用来记录各种内容。
现在讨论作为计算机辅助存储设备的硬盘的物理格式化方法和数据读写操作。
硬盘具有许多同心″轨道″以作为记录数据的区段。例如，按照由外到内的顺序为轨道分配轨道编号0，1，…。通常，硬盘表面上轨道的数量越大，则介质的存储容量就越大。
各个轨道被分成″扇区″，每个扇区充当一个记录单元。以逐个扇区的方式执行磁盘上的标准读写操作。不同介质可具有不同的扇区尺寸。硬盘扇区通常具有512字节的尺寸。考虑到介质的利用率，轨道较长的外部轨道具有更多的扇区，从而使轨道的记录密度基本均匀。这个方法被称作″区位记录″方法。
区位记录在轨道上提供基本均匀的记录密度，同时导致轨道间数据传输速度的不均匀(内侧轨道具有较慢的数据传输速度)。
图26图解了硬盘记录表面的结构。如图所示，当硬盘驱动器执行访问操作时，还必须针对一个轨道访问的时间最长的情况执行寻找下一个轨道的寻道操作。
在具有以同轴方式堆叠的多个介质的硬盘驱动器中，具有相同介质轨道编号的轨道被圆柱排列，于是被称作″柱面″。每个柱面被标记上相同的编号以作为轨道编号。例如从最外侧开始，依次为柱面0，柱面1，…。结果，通过柱面号和对应于介质的头号来标识轨道。始终整体驱动多个读写头(每个均位于介质之间)，从而在柱面之间移动。
CHS模式可被用作寻址目标扇区的方法。CHS模式是通过按照C(柱面)，H(读写头)和S(扇区)的顺序指定磁盘上的PBA(物理块地址)来访问期望数据的寻址方法。
CHS方法受充当主机的计算机主单元为硬盘驱动器指定的CHS参数的限制。CHS不能处理大容量硬盘。为此，使用LBA(逻辑块地址)模式。在这个模式中，通过逻辑序号LBA表示柱面号，头号和扇区号(CHS)。LBA从零开始。
当针对传统硬盘驱动器的介质读写数据时，磁头径向扫过盘片表面以到达具有目标扇区的轨道。这个动作被称作磁头的″寻道″操作。为了到达轨道上的目标扇区，介质保持旋转，直到目标扇区到达磁头的正下方。这个动作被称作″搜索″。
当磁盘存储容量变大时，磁盘的轨道密度增加，而轨道宽度变窄。为了精确地针对磁盘读写数据，磁头需要具有高定位精度。使用将磁头位置连续对准轨道中心的伺服技术。在每个轨道上按照规则间隔写入称作″伺服模式″的信号。驱动器进行检查以确定磁头是否对准轨道中心(当磁头通过磁盘数据表面出现的伺服区域时，收集伺服模式信号以确定磁头是否在轨道上)。当制造硬盘驱动器时，伺服模式被高精度地写在硬盘上。图27图解了其中写入伺服模式的轨道伺服区域。用于定位读写头的信号，即柱面号，头号，伺服编号等等被写在伺服区域中。
许多传统硬盘驱动器与诸如IDE或SCSI、用于连接到计算机的接口相连。在基本的盘驱动控制中，主计算机使用接口定义的命令集指定起始地址和扇区数量。
硬盘驱动器访问从地址所指定的扇区开始的扇区，并且接着继续进行访问，同时通过预测稍后要访问的扇区，产生用于执行读前操作的序列。
读前操作所基于的假设是，连续地址被分配给数据系列。通常，连续地址表现为连续头号或连续轨道编号。
例如，当诸如视频数据的大量数据被连续写在介质上时，读前操作在读取操作期间可发挥作用。
如果存储区分段非常地多，其中大量数据被分成较小的数据段并且被散布在多个位置，读前操作是不成功的，从而在读取操作期间指定了不同的数据。由于硬盘驱动器一端无法了解请求数据读取和写入的主机(计算机主单元)所处理的文件的结构，所以出现这种不成功的读前操作。
如果读前操作提供的预测因为来自主机的新访问请求而是错误的，硬盘驱动器寻找包含被请求数据所出现的地址的轨道，并且在循轨完成之后进行等待，直到目标地址变得可访问。这里，存在寻道时间和搜索时间。
可以存储读前数据，只要数据缓冲区容量允许。如果预测连续或间歇出错，按照从旧到新的顺序接连丢弃未使用的旧数据。在读前操作期间，不启动寻道操作。
磁盘存在寻道时间，搜索时间，由于读前操作导致的寻道启动延迟所造成的时间损失，和由于无用读前操作所造成的数据命中失误。
在普通盘驱动器中，增加盘旋转次数以减少寻道时间和搜索时间。由于诸如计算机的主机中使用的数据的数量和结构没有一定的模式，借助访问方法的改进是不可能的。这种盘访问方法存在功耗和存储容量方面的问题。
如日本未审查专利申请公开说明书58-33767中所公开的，使用数据缓冲区改进读取操作期间的访问操作。读取操作从不是访问请求所针对的起始扇区的位置开始。
如Jiri Schindler等人编写的标题为″Track-aligned ExtentsMatching Access Patterns to Disk Drive Characteristics″的文章，Conference on FAST，2002年1月28-30日，Monterey，CA中所公开的，通过允许主机以逐个轨道的方式访问磁盘，对访问进行改进。
发明内容
本发明的目的是提供极好的数据访问控制装置，数据访问控制方法，控制器和计算机程序，用于通过允许磁头扫描磁盘，从而适当地对作为介质的磁盘读写数据。
本发明的另一个目的是提供极好的数据访问控制装置，数据访问控制方法，控制器和计算机程序，用于减少对期望数据存储位置的访问时间。
本发明的另一个目的是提供极好的数据访问控制装置，数据访问控制方法，控制器和计算机程序，其中没有搜索时间，和无用读前操作造成的寻道启动延迟。
本发明的另一个目的是提供极好的随机访问控制装置，随机访问控制方法，控制器和计算机程序，用于通过改进作为介质的磁盘上的数据结构和盘访问方法，减少随机访问期间的寻道时间和搜索时间。
针对这些和其它缺点提出了本发明。本发明的第一方面涉及用于控制对盘型记录介质的访问的数据访问控制装置或数据访问控制方法，所述盘型记录介质包含多个同心轨道，其中每个轨道被分成多个扇区，本发明包含用于寻找目标轨道的寻道装置或寻道步骤，和用于按照一顺序访问所寻找轨道的扇区的数据访问装置或数据访问步骤，所述顺序从所寻找轨道上变得可访问的起始扇区开始。
本发明第一方面的数据访问控制装置或数据访问控制方法可应用于磁盘类型的记录介质，例如硬盘驱动器。在这种情况下，多个基本同心的轨道被提供在盘表面上，每个轨道被分成多个扇区。磁头在旋转的盘上方径向移动以寻找目标轨道，并且沿着旋转方向访问轨道上的扇区。
传统硬盘驱动器必须在搜索时间内等待，直到轨道上请求访问的起始扇区到达磁头。执行读前操作以预测预计要访问的扇区。如果盘上存在非常多的分段，则读前操作变得无用。
本发明第一方面的数据访问控制装置或数据访问控制方法从磁头在轨道上(on-track)的扇区访问一个轨道的扇区。更具体地，将一个轨道处理成访问单位的方式消除了读前操作的不确定处理，从而可靠地确定了寻道启动定时。由于访问操作可以从轨道上的任何扇区开始，在寻道操作之后立即在任意头位置上执行读写操作。于是消除了搜索时间。寻道数量被最小化，并且减少了访问时间。
在传统硬盘中，根据事先为轨道和扇区分配的绝对位置地址执行数据访问操作。相反，本发明第一方面的数据访问控制装置或数据访问控制方法按照写入访问期间从已经开始数据访问操作的起始扇区开始的顺序接连为轨道上的扇区分配相对位置地址。
根据本发明，写请求源(例如连接到硬盘驱动器的计算机的主机设备)不需要知道盘上的写目的地址。另一方面，在读取访问期间，可以根据缓冲存储器上的相对位置地址重新定位从轨道上扇区读取的数据。无论访问操作中起始扇区的位置如何，均重构初始数据。通过使用长度较短的相对位置地址，高效利用了盘的存储区。
本发明第一方面的数据访问控制装置或数据访问控制方法还可以包含纠错装置或纠错步骤，用于产生对数据进行纠错的纠错码，并且根据纠错码对数据进行纠错。
在这个方案中，相对位置地址，数据体，和覆盖相对位置地址，数据体以及纠错范围内的纠错码的纠错码，可以被写在每个扇区上。可选地，数据体，和覆盖相对位置地址，数据体以及其纠错范围内的纠错码的纠错码，可以被写在每个扇区上。
对于后一种情况，在读取访问期间，通过纠错装置对从每个扇区读取的数据进行纠错，以还原相对位置地址。接着根据还原的相对位置地址重构数据。通过从写数据清除相对位置，可高效利用盘的存储区。
伺服区按照规则间隔排列在硬盘的轨道上。通过伺服区，执行伺服控制以保持磁头对准轨道中心。
如果扇区具有固定长度，若干扇区中的每个扇区均横跨伺服区。在这种情况下，数据访问装置或数据访问步骤将没有横跨所寻找轨道上伺服区的扇区视作可访问起始扇区。
如果扇区是变长的，则没有扇区被设计成横跨伺服区。在这种情况下，数据访问装置或数据访问步骤将紧临所寻找轨道上伺服区之后的扇区视作可访问起始扇区。
盘型记录介质的存储区可以被分成两个分区。在一个分区中，当访问一个轨道的扇区时，访问操作从变得可访问的起始扇区开始。在另一个分区中，象在传统技术中那样根据轨道和扇区的绝对位置地址执行访问操作。
本发明的第二方面涉及用于控制对盘型记录介质的访问的数据访问控制装置或数据访问控制方法，所述盘型记录介质包含多个基本上同心的轨道，其中每个轨道被分成多个扇区，本发明包含用于寻找目标轨道的寻道装置或寻道步骤，用于访问所寻找轨道上的扇区的数据访问装置或数据访问步骤，用于确定数据访问装置或数据访问步骤所访问的轨道的寻道时间和寻道距离之间的关系的确定装置或确定步骤，和数据写控制装置或数据写控制步骤，用于通过考虑寻道时间和寻道距离之间的关系而在数据写入期间向扇区分配逻辑块地址，使得寻道时间覆盖一个范围内的多个轨道寻找，其中在该范围内寻道时间不超过搜索时间。
本发明第二方面的数据访问控制装置或数据访问控制方法为扇区分配逻辑块地址，使得寻道时间覆盖一个范围内的多个轨道寻找，其中在该范围内寻道时间不超过搜索时间。
从已经经过一个轨道的写入的伺服帧，执行寻道但不超过平均搜索时间，并且该时间被称作轨道偏移(track skew)。当数据被写在盘上时，在考虑轨道偏移的情况下在盘上重新定位连续逻辑块地址。当执行横跨多个轨道的连续访问时，使数据传输速度均匀。
日本待审专利申请公开说明书9-185864公开了一种技术，其中确定将搜索时间减少至读写头平均行进距离的偏移，根据偏移确定记录位置，并且调度访问请求。轨道偏移的确定可以使用类似于此的方法。
当数据被写在盘上时，连续块地址被接连分配给一个范围内的轨道，在该范围内寻道时间或轨道偏移不超过预定数值。即使对任意轨道执行寻道操作，在连续访问操作期间仍然使该轨道的寻道时间均匀，并且搜索时间最小化。
用于确定寻道时间和寻道距离之间的关系的确定装置或确定步骤可以在寻道距离发生改变的情况下在盘驱动器上执行寻道操作，并且测量寻道时间，从而确定寻道时间和寻道距离之间的关系。
本发明的第三方面涉及用于控制对盘型记录介质的访问的数据访问控制装置，所述盘型记录介质包含多个基本上同心的轨道，其中每个轨道被分成多个扇区，数据访问控制装置包含用于寻找目标轨道的寻道装置或寻道步骤，在所寻找轨道上执行访问操作的数据访问装置或数据访问步骤，和在数据写入期间将紧临在轨道上伺服区之后的扇区处理成访问起始扇区的数据写控制装置或数据写控制步骤。
在本发明第三方面的数据访问控制装置或数据访问控制方法中，LBA和CHS的组合不是单一的，并且在考虑到盘驱动器的个体差异和操作状态的情况下，扇区被排列在适当位置上。
当在写操作中磁头从紧临在前轨道(immediately prior track)移动M个轨道以寻找目标轨道时，通过M个轨道的寻道，开始在目标轨道上进行访问的物理扇区位置相对当前轨道偏离一个偏移量。这意味着在写入期间，诸如相距紧临在前轨道的寻道距离的因素改变了轨道格式。
本发明的第四方面涉及用于控制对盘型记录介质的访问的数据访问控制装置或数据访问控制方法，所述盘型记录介质包含多个基本上同心的轨道，其中每个轨道被分成多个扇区，本发明包含用于寻找目标轨道的寻道装置或寻道步骤，用于按照从所寻找轨道上变得可访问的起始扇区开始的顺序访问所寻找轨道上的扇区的数据访问装置或数据访问步骤，用于接收写入请求命令的命令接收装置或命令接收步骤，用于接收写入数据的数据接收装置或数据接收步骤，用于临时存储接收数据的高速缓存或步骤，和数据写控制装置或数据写控制步骤，用于控制将数据写入记录介质的写操作，其中如果请求写入数据的区域是从高速缓存中存储的数据连续的，并且如果访问范围超过一个轨道，数据写控制装置或数据写控制步骤使得数据访问装置或数据访问步骤启动一个轨道的写入访问。
由于本发明的数据访问控制装置和数据访问控制方法以逐个轨道的方式执行访问操作，每个轨道的扇区数量不可被访问单位整除。这导致剩余空区，即″空白区″。诸如静止图象或普通计算机文件、不需要实时处理的数据可以被存储在空白区中。
如果在本发明第四方面的数据访问控制装置和数据访问控制方法中执行请求对空白区(未被用作连续区域)进行连续记录的访问，则硬盘驱动器向主机报告此空白区可用，并且向主机报告针对下一访问所预计的起始逻辑块地址。于是，硬盘驱动器预计下一写入访问在所报告的轨道上开始。
如果所请求写入的数据的区域不是从高速缓存中存储的数据连续，则数据写控制装置或数据写控制步骤可以响应相同写入请求命令的第二次发出而写入数据。更具体地，如果第二次执行相同写入请求，则确定主机与本发明第四方面的硬盘驱动器不兼容，于是执行类似于传统硬盘驱动器的数据写入操作。
如果所请求写入的数据的区域不是从高速缓存中存储的数据连续，并且写入数据不在所请求写入的数据的区域内，数据写控制装置可以向写请求源报告针对下一访问所预计的区域。
本发明的第五方面涉及使计算系统控制对盘型记录介质的访问的计算机程序，所述盘型记录介质包含多个基本上同心的轨道，其中每个轨道被分成多个扇区。计算机程序包含用于寻找目标轨道的寻道步骤，和访问步骤，用于按照从所寻找轨道上变得可访问的起始扇区开始的顺序访问一个轨道的扇区。
本发明的第六方面涉及使计算系统控制对盘型记录介质的访问的计算机程序，所述盘型记录介质包含多个基本上同心的轨道，其中每个轨道被分成多个扇区。计算机程序包含寻找目标轨道的寻道步骤，访问所寻找轨道上的数据的访问步骤，确定轨道的寻道距离和寻道时间之间的关系的确定步骤，和数据写控制步骤，该步骤在数据写入期间通过考虑寻道时间和寻道距离之间的关系，为扇区分配逻辑块地址，使得寻道时间覆盖一范围内的多个轨道寻找，其中在此范围内寻道时间不超过搜索时间。
本发明的第七方面涉及使计算系统控制对盘型记录介质的访问的计算机程序，所述盘型记录介质包含多个基本上同心的轨道，其中每个轨道被分成多个扇区。计算机程序包含寻找目标轨道的寻道步骤，访问所寻找轨道上的数据的访问步骤，和在数据写入期间将紧临在轨道上伺服区之后的扇区处理成访问起始扇区的数据写控制步骤。
本发明的第八方面涉及使计算系统控制对盘型记录介质的访问的计算机程序，所述盘型记录介质包含多个基本上同心的轨道，其中每个轨道被分成多个扇区。计算机程序包含接收写入请求命令的命令接收步骤，接收写入数据的数据接收步骤，在高速缓存中临时存储接收数据的存储步骤，和控制将数据写到记录介质的写操作的数据写控制步骤，其中数据写控制步骤包含如果所请求写入的数据的区域是从高速缓存中存储的数据连续，并且如果访问范围超过一个轨道，开始一个轨道的写入访问命令。
本发明第五至第八方面的计算机程序是在计算机上执行预定处理的计算机可读程序。更具体地，通过在计算机系统中安装本发明第五至第八方面的计算机程序，计算机系统与计算机程序配合工作，从而提供与本发明第一至第四方面的数据访问控制装置和数据访问控制方法相同的优点。
通过下面结合附图对本发明优选实施例进行的描述可以理解本发明的这些和其它目的，特征和优点。
图1根据本发明的一个实施例图解了硬盘驱动器10的完整结构。
图2根据本发明的一个实施例图解了扇区格式的例子。
图3根据本发明的一个实施例图解了扇区格式的另一个例子。
图4图解了使用扇区格式的轨道格式的一个例子。
图5图解了使用扇区格式的轨道格式的另一个例子。
图6图解了一个通信例子，其中响应来自主机的命令写入数据，而本发明的一个实施例的硬盘驱动器10通过接口17连接到主机。
图7图解了一个通信例子，其中响应来自主机的命令读取数据，而本发明的一个实施例的硬盘驱动器10通过接口17连接到主机50。
图8图解了硬盘控制器13的内部结构。
图9根据本发明的一个实施例图解了在硬盘驱动器10中写入数据的盘格式化器13的工作序列。
图10根据本发明的一个实施例图解了在硬盘驱动器10中写入数据的盘格式化器13的工作序列。
图11图解了读写操作中硬盘驱动器10的工作序列，其中CPU 11获得寻道目标的轨道编号。
图12图解了读写操作中硬盘驱动器10的工作序列，其中主机控制器33获得寻道目标的轨道编号。
图13图解了盘的存储区的分区，其中在一个分区中，硬盘驱动器从变得可访问的起始扇区开始访问一个轨道的扇区，在另一个分区中，硬盘驱动器象传统方式那样根据轨道和扇区的绝对位置地址访问扇区。
图14图解了寻道距离和寻道时间之间的关系。
图15图解了寻道距离，寻道时间和搜索时间之间的关系。
图16根据本发明图解了连续访问的操作概念，其中分配逻辑块地址。
图17图解了本发明一个实施例中轨道寻找的访问操作。
图18图解了轨道上的扇区范围和扇区地址的开始位置。
图19图解了响应不超过一个轨道的扇区数量的写访问请求而执行的写处理。
图20图解了响应少量数据(例如除了视频数据之外的数据)的写访问而执行的处理，其中空白区被登记成主机管理的文件系统中的未用区域。
图21图解了响应少量数据(例如除视频数据之外的数据)的写访问请求而执行的处理的流程。
图22图解了在空白区中响应大量数据的写请求而执行的数据写入操作。
图23图解了连续访问诸如视频数据的大量数据的处理的流程。
图24是硬盘驱动器上命令接收处理的流程图。
图25是寻道操作的流程图。
图26图解了硬盘的(传统)结构。
图27图解了一个轨道的(传统)结构。
图28由外到内图解了为磁盘分配逻辑块地址的(传统)方法。
图29图解了连续访问的(传统)操作，其中由外到内地为磁盘的轨道分配逻辑块地址。
图30图解了4轨道寻道的偏移和搜索时间之间的关系。
图31图解了传统的单轨道寻道的访问操作。
具体实施例方式
下面参照附图详细描述本发明的实施例。
A.第一实施例图1根据本发明的第一实施例图解了硬盘驱动器10的完整结构。
如图所示，硬盘驱动器10包含CPU(中央处理单元)11，ROM(只读存储器)12，盘控制器13，缓冲区RAM 14，数据读/写控制器15和伺服控制器16。
CPU 11执行ROM 12中存储的控制代码，从而通常控制驱动器10的操作。
硬盘控制器13从主机(未示出)接收命令，而硬盘控制器13通过接口17连接到主机。CPU 11处理命令，从而指示诸如数据读/写控制器15和伺服控制器16的硬件相应操作。
通过接口17从主机接收的写数据，和从盘21读取并且被传递到主机的数据被临时存储在缓冲区RAM 14中。
数据读/写控制器15通过磁头22执行数据读写操作，写数据的调制处理和读数据的解调处理，其中磁头22扫过作为记录介质的磁盘21的表面。
伺服控制器16同步驱动用于移动承载磁头22的臂部的音圈马达(VCM)23，和用于旋转磁盘的主轴马达(SPM)24，从而控制磁头22到达磁盘21的目标轨道上的期望区域。此外，伺服控制器16在寻道操作中根据磁盘21上的伺服模式(如前所述)将磁头22放置在预定位置上。
在磁盘21上提供大量同心轨道，每个轨道均是用于记录数据的区段。轨道编号0，1，…由外到内地被分配给磁盘21的轨道。每个轨道被分成多个扇区，并且一个扇区是在数据读写中处理的最小单位。
每个扇区具有512字节的固定数据量。除了数据主体之外，记录头信息和纠错码。
硬盘驱动器10使用ZBR(区位记录)方法，其中随着沿径向远离盘中心，每圈的扇区数量变大。更具体地，每个轨道的扇区数量在整个磁盘21上不是均匀的，并且磁盘21沿径向被分成多个区域。在相同区域中扇区数量保持不变。
如果采用区位记录方法，数据传输速度在轨道之间变得不均匀(当磁头径向向内移动时，数据传输速度变低)，同时记录密度在轨道之间基本上均匀。
多个磁盘(盘片)沿着驱动单元的同轴轴线堆叠，虽然它们未被示出。磁盘的具有相同轨道编号的轨道(柱面)被圆柱排列，并且柱面被指定与对应轨道编号相同的柱面号。
在本发明的硬盘驱动器10中，一个轨道的访问操作从磁头22在轨道上(on-track)的扇区开始。相同轨道的扇区号不是固定的，而是通过相对位置表示。访问操作可以在轨道的任意扇区开始。更具体地，将一个轨道处理成访问步骤不需要根据诸如读前操作的不确定因素执行处理。可靠地确定了寻道开始的定时。通过从一个轨道的任意扇区执行访问操作，消除了搜索时间。寻道数量被最小化，并且减少了访问时间。
为了在预定轨道上写入数据，扇区配有相对位置，所述相对位置从已经开始访问操作的扇区开始。
为了读取数据，从访问操作已经开始的扇区读取数据，并且根据相对位置地址将数据展开到缓冲区RAM 14上。为此，读取操作可以在任意扇区开始。
由于如上所述对磁盘21进行格式化，因此不需要搜索时间。结果，减少了对磁盘21上期望扇区的访问时间。
图2根据本发明第一实施例图解了硬盘驱动器10的磁盘21中使用的扇区格式的例子。
如图所示，每个扇区包含表示轨道上每个扇区的相对位置的相对位置数据，数据主体，和用于在扇区的整个区域上执行纠错的ECC(纠错码)。整个区域是纠错范围和记录范围。
通常，每个扇区包含用于记录扇区地址的ID字段。通过记录相对位置而不是绝对位置，降低了ID字段的长度。相应扩大了可用于在扇区中记录数据主体的字段的长度，并且高效利用了扇区的存储区。
当数据被写入轨道时，对距离访问操作已经开始的扇区的相对位置分配扇区。于是产生相对位置和源于初始记录数据的ECC数据。相对位置，数据主体和ECC数据被分别记录在对应扇区的相对位置字段，数据字段和ECC字段中。由于写操作在访问操作已经开始的扇区上开始，因此不需要搜索。
读取操作在轨道上访问操作已经开始的扇区开始，并且根据由相对位置字段获得的扇区位置确定缓冲区RAM 14中的存储位置。无论数据读取操作在任意扇区的何处开始，均根据相对位置在缓冲区RAM 14上重新定位数据。按照初始顺序重构轨道上存储的数据。由于读取操作在访问操作已经开始的扇区开始，不需要搜索扇区。
图3根据本发明第一实施例图解了硬盘驱动器10的磁盘21中使用的扇区格式的另一个例子。
在这种情况下，每个扇区包含表示轨道上每个扇区的相对位置的相对位置数据，数据主体，和用于在扇区的整个区域上执行纠错的ECC(纠错码)。整个区域是纠错范围，但是不同于图2示出的情况，相对位置字段不包含在记录范围内。在排除相对位置字段的情况下，与上述方案相比，扇区中可用于记录数据主体的字段的长度变大，并且更有效地利用了扇区的存储区。
当数据被写入轨道时，对距离访问操作已经开始的扇区的相对位置分配扇区。于是产生相对位置和源于初始记录数据的ECC数据。只有记录数据和ECC数据被记录在扇区上。由于写操作在访问操作已经开始的扇区上开始，因此不需要搜索。
读取操作在轨道上访问操作已经开始的扇区开始，并且使用ECC执行纠错。还原没有写入扇区的相对位置。根据相对位置确定缓冲区RAM 14中的存储位置。无论读取操作在任意扇区的何处开始，在缓冲区RAM 14上按照初始顺序重构轨道上存储的数据。由于读取操作在访问操作已经开始的扇区开始，不需要搜索扇区。
图4图解了使用图2和图3示出的扇区格式的轨道格式的一个例子。
均具有伺服模式的伺服区按照规则间隔排列，以便执行伺服控制，以保持磁头对准轨道中心(如前所述)。当磁头通过盘的数据表面上出现的伺服区，并且汇集所得到的伺服模式信号时，硬盘驱动器10确定磁头是否在轨道上。写入伺服区的是用于定位磁头的信号，即柱面号，头号，伺服编号等等。
在图4示出的轨道格式中，扇区具有固定长度，并且若干扇区中的每个扇区均横跨伺服区。可访问起始扇区是在对目标轨道执行寻道操作之后以没有横跨伺服区的方式记录的第一个扇区。
本发明第一实施例的硬盘驱动器10从磁头22在轨道上的扇区开始访问一个轨道。更具体地，以逐个轨道的方式执行访问操作，在轨道上开始访问操作的起始扇区的绝对位置具体在哪里并不重要。紧接在下一伺服区之后执行访问操作，以便优先考虑访问速度。
图5图解了使用图2和图3图解的扇区格式的轨道格式的另一个例子。
如图所示，扇区具有可变长度的轨道格式。每个扇区被设计成不横跨伺服区。可访问起始扇区是在对目标轨道执行寻道操作之后紧临磁头经过的伺服区之后的第一个扇区。
由于数据读取期间磁头的在轨道上定时不同于数据写入期间磁头的在轨道上定时(由于在轨道上检测响应较宽，并且定时根据访问序列改变)，读取操作不能按照执行写操作所基于的顺序执行。为了在与开始处任意伺服区相同的定时读取数据，最好均衡所有伺服区的条件。于是如图5所示，扇区长度被设置成可变的。
图6图解了一个通信例子，其中响应来自主机50的命令写入数据，而本发明第一实施例的硬盘驱动器10通过接口17连接到主机50。
主机50向硬盘驱动器10提交数据写入命令。作为响应，硬盘驱动器10返回一地址区域，该地址区域使当前访问序列中的寻道时间最小。
在接收到来自硬盘驱动器10的应答时，主机50传送与地址区域的指定长度(例如字节数量和扇区数量)一样大的数据内容。硬盘驱动器10以逐个轨道的方式写入接收数据内容。
如上所述，如果相对写操作期间轨道上的访问起始扇区将相对位置信息分配给扇区，主机50既不需要在写操作期间知道诸如柱面号，头号，扇区号的特定写入位置，也不需要指定这些编号。
硬盘驱动器10通知到主机50的地址区域可以象标识主机请求写入的内容的内容编号一样简单。硬盘驱动器10准备内容编号和磁盘21上的物理存储位置之间的转换表。由于在本发明第一实施例中以逐个轨道的方式执行盘访问，内容编号的转换表如下所示。
应当注意，转换表未列出CHS方法的扇区号。在上述相对于写入期间轨道上的访问起始扇区为扇区相对分配相对位置信息的地址结构中，无论轨道上的访问起始扇区如何，在读取操作期间根据扇区的相对位置信息重新定位数据。因此不必在转换表中指定访问起始扇区。
转换表被写入到缓冲区RAM 14中。当主机50接收到写入数据时，在硬盘控制器13或CPU 11执行的软件的控制下执行转换表的写入。
图7图解了一个通信例子，其中响应来自主机50的命令读取数据，而本发明第一实施例的硬盘驱动器10通过接口17连接到主机50。
主机50向硬盘驱动器10提交数据读取命令。数据读取命令指定目标内容的内容编号。
作为响应，硬盘驱动器10根据内容编号从转换表(参见表格1)中识别目标轨道，并且对磁头22执行寻道操作。硬盘驱动器10根据地址区域中对应于数据写入操作的顺序传送磁盘21上的数据。
在数据读取请求期间，主机50简单指定期望内容编号，并且不需要知道诸如柱面号，头号，扇区号，等等的特定位置(PBA)。
如上所述，第一实施例的硬盘驱动器10从磁头22在轨道上对准的扇区访问一个轨道。通过将一个轨道处理成访问单位，消除了读前操作的不确定处理，从而可靠地确定了寻道启动定时。由于访问操作可以从轨道上的任何扇区开始，从紧接在寻道操作之后的任意头位置执行读写操作。于是消除了搜索时间。寻道数量被最小化，并且减少了访问时间。
当硬盘控制器13响应CPU 11提供的命令处理结果指示数据读/写控制器15和伺服控制器16以硬件操作方式执行操作时，或者当CPU 11直接指示数据读/写控制器15和伺服控制器16以硬件操作方式执行操作时，执行这种盘访问操作。
图8图解了硬盘控制器13的内部结构。响应CPU 11提供的命令处理结果，硬盘控制器13指示数据读/写控制器15和伺服控制器16以硬件操作方式执行操作。
如图所示，硬盘控制器13包含微处理器接口31，时钟控制器32，主机控制器33，伺服控制器34，ECC控制器35，盘格式化器36和缓冲区控制器37。
充当CPU 11和ROM 12的连接接口的微处理器接口31传送来自主机的命令，并且从CPU 11接收命令处理结果。
时钟控制器32为盘控制器中的模块提供操作时钟。
主机控制器33通过与之相连的接口17和主机通信。在接收到来自主机的写入数据时，主机控制器33写入转换表(参见表格1)。在这个实施例中，主机不指定访问区域的地址。
伺服控制器34控制用于移动承载磁头22的臂部的音圈马达(VCM)23，和旋转磁盘的主轴线圈马达(SPM)24的操作，从而使用磁头22从磁盘21上的伺服模式中读取伺服信息，并且在寻道操作中执行伺服控制以到达目标轨道。
ECC控制器35对临时存储在缓冲区RAM 14中的数据(扇区数据)执行纠错。更具体地，当数据被写入到磁盘21时，ECC控制器35产生写入数据的ECC，并且将ECC加入到写入数据中。当从磁盘21读取数据时，ECC控制器35使用附加在从磁盘21读取的数据中的ECC码执行纠错，并且还原相对位置(参照前面的讨论和图3)。ECC控制器与任意扇区长度兼容。
盘格式化器36接连在磁盘21的轨道上写入缓冲区RAM 14的数据，或者相反地，从轨道读取数据。原则上以逐个扇区的方式执行针对轨道读写数据的访问操作。
缓冲区控制器37控制缓冲区RAM 14到其它功能模块的数据交换。缓冲区控制器37响应于来自未指明扇区位置的操作。
第一实施例的盘格式化器36采用包含指示轨道上扇区的相对位置的相对位置数据，数据主体和针对整个扇区区域的ECC的扇区格式(参见图2)，或者包含数据主体，以及针对含有扇区相对位置的整个扇区的ECC数据的扇区格式(参见图3)。
在前一种扇区格式中，扇区配有当对轨道执行写操作时从访问操作已经开始的扇区开始的相对位置。相对位置和基于初始写入数据的ECC数据被产生，并且被记录在相对位置字段，数据字段和ECC字段中。由于写入在访问操作已经开始的扇区开始，因此不需要搜索。读取操作在目标轨道上访问操作已经开始的扇区开始。根据从相对位置字段获得的扇区位置确定缓冲区RAM 14中的存储位置。即使读取操作在任意扇区上开始，也按照初始顺序在缓冲区RAM 14中还原轨道上存储的数据。由于磁头22在任意可访问起始扇区上开始，磁头22不进行搜索。
在后一种扇区格式中，扇区配有当对轨道执行写操作时从访问操作已经开始的扇区开始的相对位置。相对位置和基于初始写入数据的ECC数据被产生，并且只有记录数据和ECC数据被记录在扇区中。由于写入在访问操作已经开始的扇区开始，因此不需要搜索。
读取操作在目标轨道上访问操作已经开始的扇区开始。使用ECC执行纠错，并且还原未写在扇区中的相对位置。根据相对位置确定缓冲区RAM 14中的存储位置。无论读取操作在任意扇区的何处开始，按照初始顺序在缓冲区RAM 14中还原轨道上存储的数据。由于磁头22在任意可访问起始扇区上开始，磁头22不存在搜索时间。
无论是使用图2中示出的扇区格式还是图3中示出的扇区格式，访问操作均在任意扇区开始。读写操作在紧临寻道操作之后的任意头位置开始，从而消除搜索时间。
第一实施例中的盘格式化器36可以采用扇区具有固定长度并且若干扇区横跨伺服区的轨道格式(参见图4)，或扇区具有可变长度并且没有扇区横跨伺服区的轨道格式(参见图5)。
在前一种轨道格式中，可访问起始扇区是在对目标轨道执行寻道操作之后以不横跨伺服区的方式记录的第一个扇区。在后一种轨道格式中，可访问起始扇区是紧临自从对目标轨道执行寻道操作，磁头22第一次经过的伺服区之后的扇区。无论采用两个轨道格式中的任意一个，盘格式化器36均将一个轨道处理成访问单位。消除了读前的不确定处理，并且可靠地确定了寻道启动定时。
图9根据本发明第一实施例图解了在硬盘驱动器10中写入数据的盘格式化器13的工作序列。
现在假定在发出涉及内容1的写入请求命令之后，通过接口17连接的主机传送数据。
主机控制器33向缓冲区控制器37传送接收的数据，同时向缓冲区RAM 14写入转换表(参见表格1)，以便向请求方主机应答访问区域。
缓冲区控制器37在缓冲区RAM 14中临时存储传送的写入数据。
ECC控制器35产生缓冲区RAM 14中临时存储的数据的校验，并且向缓冲区RAM 14重写数据。
缓冲区控制器37接连从缓冲区RAM 14读取一个轨道的写入数据，并且将写入数据传送到盘格式化器36。盘格式化器36以逐个轨道的方式在所寻找轨道上写入数据。由于磁头22从所寻找轨道上的可访问起始扇区开始写入，不需要搜索时间。
如果缓冲区RAM 14中仍然存在涉及内容1的写入数据，ECC控制器35从缓冲区RAM 14读取下一写入数据，产生写入数据的校验，并且向缓冲区RAM 14重写写入数据。
当一个轨道的盘写入完成时，向缓冲区控制器37提交写入结束通知。作为响应，缓冲区控制器37接连从缓冲区RAM 14读取一个轨道的写入数据，并且将写入数据传送到盘格式化器36。盘格式化器36在所寻找轨道上以逐个轨道的方式执行盘写入操作(如前所述)。当一个轨道的盘写入完成时，向缓冲区控制器37提交写入结束通知。
当缓冲区RAM 14中写入写入数据的处理完成时，缓冲区控制器37向主机控制器33提交针对该结果的通知。缓冲区控制器37响应通知更新盘访问状态。可以通过接口17将写入结束通知主机。
图10根据本发明第一实施例图解了在硬盘驱动器10中写入数据的盘格式化器13的工作序列。
现在假定通过接口17连接的主机提交涉及内容1的读取请求命令。
在接收到读取请求命令时，主机控制器33搜索转换表(参见表格1)，从而检索请求读取的内容的轨道编号和头号。主机控制器33指示盘格式化器36从对应轨道读取数据。
在磁头22寻找到指定轨道之后，盘格式化器36接连从轨道上访问操作已经开始的扇区读取数据。以逐个轨道的方式执行数据读取。由于从访问操作已经开始的扇区开始执行读取操作，因此不需要搜索时间。
一个轨道的读数据被传送到缓冲区控制器37。缓冲区控制器37指示盘格式化器36读取下一轨道。
缓冲区控制器37向ECC控制器35传送接收的读取数据以进行纠错。当采用图3示出的扇区格式时，通过纠错还原扇区的相对位置。缓冲区控制器37在缓冲区RAM 14中根据相对位置展开扇区的数据，从而按照其初始顺序重构数据。
主机控制器33通过缓冲区控制器37获得在缓冲区RAM 14中展开和读取的数据，并且通过接口17向请求方主机传送数据。
在第一实施例中，当主机请求硬盘驱动器10读写数据时，主机指定期望的内容而无需知道寻道目标的地址。硬盘驱动器10管理提供内容和轨道编号，即寻道目标之间的对应关系的转换表(参见表格1)。CPU 11或主机控制器33获得作为寻道目标的轨道编号。
图11图解了读写操作中硬盘驱动器10的工作序列，其中CPU 11获得寻道目标的轨道编号。
在通过接口17接收到来自主机的读命令时，主机控制器33请求CPU 11以获得内容编号。
CPU 11获得转换表的数据，从而以软件操作的方式执行地址转换，并且产生作为寻道目标的轨道编号。
CPU 11请求伺服控制器16开始寻道操作。伺服控制器16控制音圈马达23的功率，从而使磁头执行寻道操作。
图12图解了读写操作中硬盘驱动器10的工作序列，其中主机控制器33获得寻道目标的轨道编号。
在通过接口17接收到来自主机的读命令时，主机控制器33获得内容编号。主机控制器33从缓冲区控制器37获得转换表的数据，从而以硬件操作的方式执行地址转换，并且获得寻道目标的轨道编号。
接着，主机控制器33请求伺服控制器16开始寻道操作。伺服控制器16控制音圈马达23的功率，从而使磁头执行寻道操作。
图13根据本发明第一实施例的修改图解了盘的存储区的结构。如图所示，磁盘21的存储区被分成第一存储区21A和第二存储区21B。
在第一存储区21A中，根据事先分配的绝对地址，例如柱面号(或轨道编号)，头号和扇区号(CHS方法)执行访问操作。
在第二存储区21B中，相对位置地址被接连分配给写入访问期间从轨道上访问操作已经开始的扇区开始的扇区。访问操作在轨道上变得可访问的起始扇区开始，以访问一个轨道(如前所述)。
总之，图13中示出的磁盘21是混合型硬盘，其中混合了传统访问模式和本发明的访问模式。通过有选择地使用记录区，针对磁盘高效地读写相对轨道而言容量更大的数据(例如音频可视内容)和其它数据(普通计算机文件)。
B.第二实施例如前所述，本发明第一实施例的硬盘驱动器10从磁头22被设置成在轨道上的扇区开始访问一个轨道。更具体地，通过将一个轨道处理成访问单位，不需要读前操作的不确定处理，并且可靠地确定了寻道启动定时。访问操作在一个轨道的任意扇区开始，从而消除了搜索时间。寻道数量被最小化，并且减少了访问时间。
在本发明第一实施例中，主机可以指示硬盘驱动器10使用简单标识信息，例如标识内容的内容编号执行连续访问。换言之，主机在进行数据访问时不使用传统文件系统中使用的LBA(逻辑块地址)。主机访问磁盘，而无需知道例如LBA的扇区级别的逻辑地址空间。硬盘驱动器10难以和使用传统文件系统的主机协作(保证兼容)。
根据第二实施例，主机象在传统技术中那样使用LBA访问磁盘。
即使在使用LBA时，一个轨道也被处理成访问单位。访问操作在磁头22被设置成在轨道上的扇区开始。通过与第一实施例相同的方式，第二实施例不存在读前的不确定处理，并且可靠地确定了寻道启动定时。通过访问一个轨道的任意扇区，避免了搜索。寻道数量被最小化，并且减少了访问时间。
B-1.逻辑块地址的分配根据本发明，当诸如视频数据的大容量数据被连续写在介质中时，以逐个轨道的方式执行对数据的访问。连续访问被认为是可有效执行的。
连续访问是指根据某种单位(场景，章节，固定时间)对记录数据的系列访问。使用连续逻辑地址排列数据，但是其在磁盘上的物理位置并不重要。在连续访问期间，平均磁盘上各个位置的传输速率差异，并且按照固定传输速率对记录介质执行访问操作。
由于主机不与使用CSH寻址方法的大容量磁盘兼容，采用LBA(逻辑块地址)模式。使用从0开始、被称作LBA的逻辑序号，例如柱面号，头号和扇区号(如前所述)。
在普通盘驱动器中，由外到内地向磁盘数据区中的轨道分配逻辑块地址。图28图解了由外到内向轨道分配逻辑块地址(这里使用两个盘片)。图29图解了连续访问的操作，其中由外到内地为轨道分配逻辑块地址。如图所示，当在目标轨道上完成读取操作或写操作时，磁头22在寻道操作中被移动到具有继续的逻辑块地址的轨道。结果，出现对应于寻道时间的轨道偏移。
如果采用区位记录方法使轨道上的记录密度均匀，则由于主机(通常为文件系统)往往从小到大地使用逻辑块地址，传输速率根据盘驱动器的使用被逐渐降低。
使磁头22到达目标轨道的寻道时间随着寻道距离而增加。寻道时间的变化率取决于寻道距离。图14图解了寻道距离和寻道时间之间的关系。如图所示，寻道时间的增加速率随着寻道距离的增加而减少。
在访问磁盘21上的期望数据区之前，在磁头22到达目标轨道的寻道操作之后，磁头22需要搜索时间以到达目标扇区的正下方。图30图解了当在寻道操作中将磁头22移动4个轨道时的偏移和搜索时间之间的关系。
在第二实施例中，分配逻辑块地址，使得寻道时间覆盖多个轨道的寻道，只要寻道时间不超过搜索时间。更具体地，从经过一个轨道的写操作的伺服帧执行不超过平均搜索时间的寻道操作，并且使用的时间被称作轨道偏移。
不考虑偏移的搜索时间是旋转次数的倒数。平均搜索时间是搜索时间的一半。图15针对图14示出的图表标出了搜索时间和平均搜索时间。
随着盘驱动器中寻道操作的执行和寻道距离的变化，测量寻道时间。得到不超过搜索时问或平均搜索时间的寻道距离，和根据寻道距离确定的寻道时间之间的关系。根据上述关系，在盘驱动器中组织下面的表格。这里，寻道时间被表示成伺服(偏移)数量。
当数据被写入磁盘21时，在考虑到表格2中的轨道偏移的情况下，在磁盘21上排列连续逻辑块地址。于是，当在多个轨道上执行连续访问时，使数据传送速度均匀。
图16根据本发明图解了连续访问的操作概念，其中分配逻辑块地址(使用两个盘片)。如图所示，在写操作期间，连续逻辑块地址被接连分配给一个范围内的轨道，在该范围内寻道时间或轨道偏移不超过预定数值。如果磁头在寻道操作中被定位到任意轨道，则使得连续访问期间对轨道的寻道时间均匀，并且搜索时间最小化。
B-2.逻辑扇区的产生当磁头22通过硬盘驱动器中磁盘21的数据表面上出现的伺服区时，通过汇集来自伺服模式的信号，确定磁头22是否在轨道上(如前所述)。
对磁盘21的读写操作的启动定时位于磁头22通过伺服区的时刻，并且通过在磁头22通过伺服区之后立即执行访问操作，可以实现快速访问。在一个轨道上执行读取或写入，并且磁头通过起始伺服区意味着磁头22已经行进完一个完整的轨道。响应来自伺服模式的信号，可以识别磁头22的在轨道上。通过根据伺服模式验证在轨道上，提前一个伺服执行对下一目标轨道的寻道。
图31图解了传统的单轨道寻道的访问操作。如图所示，在考虑根据寻道时间确定的轨道偏移的情况下定位访问的起始扇区。在其制造阶段，在盘驱动器的初始化中将此固定下来。在访问一个轨道之后，执行寻道操作以到达下一目标轨道(通常是第一个轨道的下一个轨道，并且紧临在第一个轨道内侧)。然而在写入时，必须在出现于访问结束扇区之前的伺服区中执行在轨道上检查。为此，最长导致一个伺服延迟。
轨道上的扇区具有逻辑块地址(LBA)和物理地址的位置信息，例如CHS(柱面，磁头和扇区)。在第二实施例中，LBA和CHS的组合不是单一的，而是在考虑到盘驱动器的个体差异和操作状态的情况下被加以改变。于是实现了适当的扇区方案。
图17图解了本发明第二实施例中轨道寻找的访问操作。如图所示，假定下一目标轨道出现在对一个轨道的访问结束之后向前M个轨道处(M是等于或大于1的整数)。如前面在章节B-1中所述，为了在连续访问中实现均匀的数据传输速度，在考虑到轨道偏移的情况下接连在磁盘21上分配连续逻辑块地址。有时下一个轨道的位置远离M个轨道，而不是紧临在第一轨道内侧(参见图16)。
参照图17，下一个目标轨道上的访问起始扇区是紧临变成在轨道上的伺服区之后的扇区。更具体地，这意味着在写入期间，诸如相距紧临在前轨道的寻道距离的因素改变了轨道格式。
轨道上排列的逻辑块地址指定了一个轨道上出现的扇区地址的范围，并且不指定每个扇区的物理位置。通过之前立即访问的轨道的端点和列表出的轨道偏移(参见表2)确定轨道的逻辑块地址。
图18图解了轨道上的扇区范围和扇区地址的开始位置，其中在轨道上根据本发明进行扇区排列。
如图所示，逻辑块地址2000至2499沿着之前立即访问的轨道N中的圆圈接连排列。参考列表出的轨道偏移(参见表2)，下一个目标轨道被确定为轨道N+M，相隔M个轨道。
逻辑块地址2500至2999被分配给轨道N+M中的扇区，并且在M个轨道的轨道寻找期间起始逻辑地址(2500)的物理扇区位置被位移一个偏移。
B-3.处理空白区在普通文件格式中，参照LBA(逻辑块地址)管理存储空间。以2的幂为单位处理扇区(例如2的8次幂，16次幂，64次幂)。
然而如果在本发明的第二实施例中以逐个轨道的方式执行访问，有时每个轨道的扇区数量不可被访问单位整除，结果出现余数。
现在讨论对剩余扇区(此后被称作″空白区″)的访问方法。
每个轨道的空白区的数量是每个扇区的扇区数量减1。每个轨道的扇区数量因区域的不同而不同。
2002年时典型的3.5英寸硬盘驱动器(区位记录类型)在最外部轨道具有大约1000个扇区，在最内部轨道具有大约500个扇区。最多出现500KB的空白区。
在10Mbps数据速率(例如需要实时处理的视频数据)的情况下，这种空白区对应于0.4秒。最好为空白区分配不需要实时处理的数据，例如静止图画或普通计算机文件。
当进行访问以请求在无法保证连续区域的空白区上连续记录时，硬盘驱动器报告空白区不可用，并且报告下一个轨道上的起始逻辑块地址。
B-3-1.不能进行连续访问时的报告和主机处理响应来自主机的写访问请求，不执行连续访问和紧临在前的、其中要处理的扇区数量不超过一个轨道上的扇区数量的写访问处理。以下述方式执行在这种情况下的处理。
如果紧临在前的写处理已经寄存在高速缓存(缓冲区RAM 14)中，如果来自主机的写访问请求具有从在前一个连续的LBA，并且如果一个轨道的写处理与紧临在前的高速缓存数据一起开始，则可以进行连续访问。
如果即使写访问请求具有连续LBA，要处理的扇区数量也不超过一个轨道的扇区数量，则单个周期不能执行一个轨道的写处理。写入高速缓存中已经寄存的数据，并且其余部分变成空区(空白区)。
预计下一次访问的区域是另一个轨道中的扇区(下面例子中的轨道N+M)。通过向主机报告起始LBA，预计下一次访问在该LBA开始。
图19图解了响应不超过一个轨道的扇区数量的写访问请求而执行的写处理。如图所示，轨道N是在其上执行写处理的轨道。
在本发明的第二实施例中，以逐个轨道的方式执行访问。写入数据被寄存在高速缓存(缓冲区RAM 14)中，直到所请求写入的数据的扇区数量达到一个轨道的扇区数量，并且轨道上其余扇区被保留作预计用于以后的访问。
如果没有来自主机的访问请求，则预计用于访问的区域变成空白区。主机的文件系统可以登记这个空白区以便以后对该区域发出访问请求。
接着向主机报告另一个作为预计下一次访问的区域的轨道(图19中的轨道N+M)。预计在轨道N之后用于访问的轨道N+M是具有从轨道N的结尾LBA连续的LBA。
B-3-2.非连续访问中的处理下面讨论当不执行连续访问时产生的空白区的使用。
(1)不同于视频数据的少量数据的访问请求当在主机管理的文件系统中将空白区登记为未用区域时，在该区域执行访问。当发出在空白区上写入不同于视频数据的少量数据(静止图画或普通计算机文件)的写访问请求时，该请求被接收，并且处理正常结束。
图20图解了针对空白区的数据写入操作。主机中的文件系统管理磁盘21上的未用区域。如图所示，假定主机提交写访问请求以访问文件系统中登记的、作为轨道N上空白区的区域。由于要写入的数据是象不同于视频数据的数据那样的少量数据，硬盘驱动器从空白区的起始处开始写入数据，并且正常结束处理。写操作之后剩余的空白区被重新登记在主机的文件系统中。
图21图解了响应少量非连续数据(例如不同于视频数据的数据)的写访问请求而执行的处理的流程。
当从主机提交写访问命令(1)时，硬盘控制器13通过接口17接收写访问命令，并且中断CPU 11。作为响应，CPU 11执行命令接收处理。
当接着从主机发送数据(2)时，硬盘控制器13通过接口17接收数据，并且中断CPU 11。作为响应，CPU 11执行数据接收处理。
当不能访问一个轨道时，写入数据被存储在作为高速缓存的缓冲区RAM 14中。硬盘控制器13向主机提交命令结束报告(正常结束)(1)。
当从主机提交下一个写访问命令(2)时，硬盘控制器13通过接口17接收下一个写访问命令(2)，并且中断CPU 11。作为响应，CPU 11执行命令接收处理。如果写访问请求不连续(即，不从紧临在前写访问的LBA连续)，则硬盘控制器13向主机提交命令错误报告(2)。
响应来自硬盘驱动器的命令错误报告，主机提交写访问请求(2′)＝(2)。硬盘控制器13通过接口17接收写访问请求(2′)，并且中断CPU 11。作为响应，CPU 11执行命令接收处理。由于非连续数据的写访问请求，CPU 11响应写访问命令请求在命令接收处理之后启动盘格式化器36。硬盘控制器13向主机提交命令结束报告(2′)。
响应盘格式化器36的启动，硬盘控制器13产生校验并且在磁盘21上执行数据写入操作。在数据写入之后，硬盘控制器13再次向CPU 11提交中断。
在数据接收处理之后，CPU 11在缓冲区RAM 14中寄存写入数据。
在对磁盘21进行写处理之后，硬盘控制器13再次向CPU 11提交中断。CPU 11启动寻道操作并且向硬盘控制器13报告寻道操作的结果。
(2)诸如视频数据的大量数据的访问请求当在主机管理的文件系统中将空白区登记为未用区域时，在该区域执行访问(如前所述)。
当发出写入诸如视频数据的大量数据的写访问请求时，该请求曾经被拒绝。该区域被预计用于下一次写访问。
与执行上述操作的硬盘驱动器兼容的主机更新LBA到预计访问区域的指定，并且再次发出写访问请求。
与执行上述操作的硬盘驱动器不兼容的主机对相同LBA重复写访问请求，而无论从盘驱动器的报告如何。盘驱动器执行主机所请求的访问操作。
图22图解了在空白区中响应大量数据的写请求而执行的数据写入操作。
主机中的文件系统管理磁盘21中的未用区域。参照图22，假定主机对文件系统中登记的、作为轨道N上空白区的区域提交写访问。由于写访问准备写入诸如视频数据的大量数据，则硬盘驱动器拒绝轨道N的空白区上的写请求。硬盘驱动器接着向主机报告另一个作为预计下一次访问的区域的轨道(如图所示的轨道N+M)。预计在轨道N之后用于访问的轨道N+M是具有从轨道N的结尾LBA连续的LBA。
与执行上述操作的硬盘驱动器兼容的主机更新LBA到预计访问的区域的指定，并且再次发出写访问请求。
图23图解了连续访问诸如视频数据的大量数据的处理的流程。
当从主机提交写访问命令(1)时，硬盘控制器13通过接口17接收写访问命令，并且中断CPU 11。
作为响应，CPU 11执行命令接收处理。
当接着从主机发送数据(1)时，硬盘控制器13通过接口17接收数据，并且中断CPU 11。作为响应，CPU 11执行数据接收处理。
当不能访问一个轨道时，写入数据被存储在作为高速缓存的缓冲区RAM 14中。硬盘控制器13向主机提交命令结束报告(正常结束)(1)。
当在连续LBA中执行写访问请求和数据传送时，重复执行高速缓存中的相同寄存，只要缓冲区RAM 14中寄存的数据量没有达到一个轨道的访问要求。
当缓冲区RAM 14中寄存的数据量通过具有连续LBA的写访问请求(2)和数据传送(2)的连续操作而达到一个轨道的访问要求时，CPU 11在命令接收处理之后响应写访问请求命令，并且在数据接收处理之后响应数据传送而启动盘格式化器36。硬盘控制器13向主机提交命令结束报告(正常结束)(2)。
响应盘格式化器36的启动，硬盘控制器13产生校验并且对磁盘21执行数据写入操作。在写入结束之后，硬盘控制器13再次中断CPU 11。CPU 11执行寻道操作，并且向硬盘控制器13通知寻道操作的结果。
CPU 11在前面的工作序列中确定是否可以访问一个轨道，因为盘驱动器不支持主机的文件系统。主机文件系统的访问可以被用来进行检查以确定轨道是否处于访问范围内。
B-3-3.硬盘驱动器的操作图21和23中图解的工作序列中硬盘驱动器的操作在CPU 11读取和执行ROM 12中存储的微代码时由硬盘驱动器中的CPU 11实际完成，或者在硬盘控制器13执行内置逻辑时由硬盘控制器13实际完成。
现在讨论第二实施例中硬盘驱动器的内部操作。
响应来自主机的写访问请求命令，硬盘驱动器执行命令接收处理。在命令接收处理中，硬盘驱动器确定连续访问和空区(空白区)。如果缓冲区RAM 14中当前出现的高速缓存数据有效，并且如果接收命令的请求范围指示继命令之后的LBA，则访问被确定为连续访问。
图24是硬盘驱动器上命令接收处理的流程图。
硬盘驱动器检查通过高速缓存执行写入是否有效(针对磁盘21的写操作)(步骤S1)。
如果高速缓存有效，硬盘驱动器进行检查以确定接收命令的请求范围是否指示继高速缓存之后的LBA(步骤S2)。
如果写请求范围从高速缓存连续，则硬盘驱动器进行检查以确定访问范围是否超过一个轨道(步骤S3)。
如果访问范围不超过一个轨道，则硬盘驱动器在作为高速缓存的缓冲区RAM 14中寄存所请求写入的数据(步骤S5)，并且结束处理例程。如果访问范围超过一个轨道，则硬盘控制器13设置启动盘格式化器36(步骤S4)，并且结束处理例程。
如果硬盘驱动器确定高速缓存不有效，则硬盘控制器13设置启动盘格式化器36(步骤S9)，以和传统硬盘驱动器相同的方式(参见图20)执行数据写入操作，并且结束处理例程。
如果硬盘驱动器在步骤S2确定接收命令的请求范围没有指示连续LBA，换言之确定了非连续访问，则硬盘驱动器检查是否第二次发出相同写请求(步骤S6)。如果确定第二次发出相同写请求，则主机被认为与本发明的硬盘驱动器不兼容。硬盘控制器13设置启动盘格式化器36(步骤S9)，以和传统硬盘驱动器相同的方式(参见图20)执行数据写入操作，并且结束处理例程。
如果没有第二次发出相同写请求，则硬盘驱动器检查写入数据是否在空白区的范围内(步骤S7)。如果确定写入数据在空白区的范围内，则硬盘控制器13设置启动盘格式化器36(步骤S9)，以和传统硬盘驱动器相同的方式(参见图20)执行数据写入操作，并且结束处理例程。
如果在步骤S7确定写入数据不在空白区的范围内，则硬盘驱动器向主机报告预计下一次访问的区域(参见图19和图20)(步骤S8)，并且结束处理例程。
CPU 11响应校验的产生和针对磁盘21的数据写入操作的结束而启动寻道操作。在寻道操作期间，参考轨道偏移表(参见表2)，并且确定下一访问起始扇区的物理位置。从格式化器启动开始数据被写入盘片的定时位于响应下一写请求成为可能而访问一个轨道的时刻。寻道时间通常占主要部分，并且在寻道操作之后写入一个轨道的数据。不必事先准备所有数据。在写操作中间准备所有数据便足够了。
图25是寻道操作的流程图。
寻道操作被启动(步骤S11)，并且计算下一次要访问的扇区的物理位置(步骤S12)。
通过将起始访问的伺服区号加到轨道偏移表上，确定扇区的物理位置。
在硬盘控制器13中设置起始扇区的物理位置(步骤S13)，并且处理例程结束。
附录已经参照特定实施例讨论了本发明。显然，本领域的技术人员可以在不偏离本发明的范围的前提下对本发明的实施例进行修改和改变。前面对本发明实施例的讨论仅用于示例性目的，不被用来限制本发明的范围。本发明的范围仅受所附权利要求书的限制。
工业实用性本发明提供了极好的数据访问控制装置，数据访问控制方法，控制器和计算机程序，用于减少对期望数据存储位置的访问时间。
本发明还提供极好的数据访问控制装置，数据访问控制方法，控制器和计算机程序，其中没有产生搜索时间，和无用读前操作造成的寻道启动延迟。
本发明提供了极好的随机访问控制装置，随机访问控制方法，控制器和计算机程序，用于通过改进作为介质的磁盘上的数据结构和盘访问方法，减少随机访问期间的寻道时间和搜索时间。
本发明提供了极好的数据访问控制装置，数据访问控制方法，控制器和计算机程序，其中通过向扇区分配逻辑块地址以使寻道时间覆盖一范围内的多个轨道寻找，并且该范围内寻道时间不超过搜索时间，使得连续访问操作期间的轨道寻道时间均匀，并且使搜索时间最小。
本发明提供了极好的数据访问控制装置，数据访问控制方法，控制器和计算机程序，其中通过根据盘驱动器个体差异和驱动操作状态改变轨道上的扇区排列，实现了适当的扇区排列。
权利要求
1.用于控制对盘型记录介质的访问的数据访问控制装置，所述盘型记录介质包含多个基本上同心的轨道，其中每个轨道被分成多个扇区，所述数据访问控制装置包括寻找目标轨道的寻道装置，和按照从一个所寻找轨道上变得可访问的起始扇区开始的顺序访问所寻找轨道的扇区的数据访问装置。
2.如权利要求1所述的数据访问控制装置，其中在写访问期间，数据访问装置按照从访问操作已经开始的扇区开始的顺序接连为轨道上的扇区分配相对位置地址。
3.如权利要求2所述的数据访问控制装置，其中在读取访问期间，数据访问装置根据相对位置地址重新定位从轨道上的扇区读取的数据，从而还原写入数据。
4.如权利要求2所述的数据访问控制装置，还包括产生用于对数据进行纠错的纠错码并且根据纠错码对数据进行纠错的纠错装置，其中在写访问期间，数据访问装置在每个扇区上写入相对位置地址，数据主体，和在其纠错范围内覆盖相对位置地址，数据主体和差错代码的纠错码。
5.如权利要求2所述的数据访问控制装置，还包括产生用于对数据进行纠错的纠错码并且根据纠错码对数据进行纠错的纠错装置，其中在写访问期间，数据访问装置在每个扇区上写入数据主体，和在其纠错范围内覆盖数据主体和差错代码的纠错码。
6.如权利要求5所述的数据访问控制装置，其中在读取访问期间，数据访问装置根据相对位置地址重新定位数据，其中当数据被还原时，纠错装置对从每个扇区读取的数据纠错以得到相对位置地址。
7.如权利要求1所述的数据访问控制装置，其中在轨道上按照预定间隔排列伺服区，每个扇区具有固定长度，并且若干扇区的每个横跨伺服区，其中数据访问装置将所寻找轨道上以不横跨伺服区的方式提供的扇区处理成可访问起始扇区。
8.如权利要求1所述的数据访问控制装置，其中在轨道上按照预定间隔排列伺服区，每个扇区具有可变长度，并且没有扇区被设计成横跨伺服区，其中数据访问装置将所寻找轨道上紧临伺服区之后的扇区处理成可访问起始扇区。
9.如权利要求1所述的数据访问控制装置，其中采用区位记录方法，该方法使得每个轨道的扇区数量随着跨过记录介质的径向位置发生改变。
10.如权利要求1所述的数据访问控制装置，还包括根据轨道和扇区的绝对位置地址访问扇区的第二数据访问装置，其中盘型记录介质的存储区被分成两个分区，在一个分区中，数据访问装置按照从变得可访问的起始扇区开始的顺序访问所寻找轨道的扇区，而在另一个分区中，第二数据访问装置根据轨道和扇区的绝对位置地址访问扇区。
11.用于控制对盘型记录介质的访问的数据访问控制装置，所述盘型记录介质包含多个基本上同心的轨道，其中每个轨道被分成多个扇区，所述数据访问控制装置包括寻找目标轨道的寻道装置，访问所寻找轨道上的扇区的数据访问装置，确定要被数据访问装置访问的轨道的寻道时间和寻道距离之间的关系的确定装置，和数据写控制装置，通过考虑寻道时间和寻道距离之间的关系，在数据写入期间为扇区分配逻辑块地址，使得寻道时间覆盖一个范围内的多个轨道寻找，其中在该范围内寻道时间不超过搜索时间。
12.如权利要求11所述的数据访问控制装置，其中用于确定寻道时间和寻道距离之间的关系的确定装置在寻道距离发生改变的情况下在盘驱动器上执行寻道操作，并且测量寻道时间，从而确定寻道时间和寻道距离之间的关系。
13.用于控制对盘型记录介质的访问的数据访问控制装置，所述盘型记录介质包含多个基本上同心的轨道，其中每个轨道被分成多个扇区，所述数据访问控制装置包括寻找目标轨道的寻道装置，在所寻找轨道上执行访问操作的数据访问装置，和在数据写入期间将紧临在轨道上伺服区之后的扇区处理成访问起始扇区的数据写控制装置。
14.用于控制对盘型记录介质的访问的数据访问控制装置，所述盘型记录介质包含多个基本上同心的轨道，其中每个轨道被分成多个扇区，所述数据访问控制装置包括寻找目标轨道的寻道装置，按照从所寻找轨道上变得可访问的起始扇区开始的顺序访问所寻找轨道的扇区的数据访问装置，接收写入请求命令的命令接收装置，接收写入数据的数据接收装置，临时存储接收数据的高速缓存，和控制向记录介质写入数据的写操作的数据写控制装置，其中如果所请求写入的数据的区域是从高速缓存中存储的数据连续，并且如果访问范围超过一个轨道，数据写控制装置使得数据访问装置启动一个轨道的写访问。
15.如权利要求14所述的数据访问控制装置，其中如果所请求写入的数据的区域是从高速缓存中存储的数据连续，但是访问范围不超过一个轨道，数据写控制装置在高速缓存中寄存所请求写入的数据。
16.如权利要求14所述的数据访问控制装置，其中如果所请求写入的数据的区域不是从高速缓存中存储的数据连续，则数据写控制装置响应相同写入请求命令的第二次发出而写入数据。
17.如权利要求14所述的数据访问控制装置，其中如果所请求写入的数据的区域不从高速缓存中存储的数据连续，并且如果写入数据没有在所请求写入的数据的区域内，数据写控制装置向写请求源报告预计下一次访问的区域。
18.用于控制对盘型记录介质的访问的数据访问控制方法，所述盘型记录介质包含多个基本上同心的轨道，其中每个轨道被分成多个扇区，所述数据访问控制方法包括寻找目标轨道的寻道步骤，和按照从所寻找轨道上变得可访问的起始扇区开始的顺序访问所寻找轨道的扇区的数据访问步骤。
19.如权利要求18所述的数据访问控制方法，其中在写访问期间，数据访问步骤包括按照从访问操作已经开始的扇区开始的顺序接连为轨道上的扇区分配相对位置地址。
20.如权利要求19所述的数据访问控制方法，其中在读取访问期间，数据访问步骤包括根据相对位置地址重新定位从轨道上的扇区读取的数据，以还原写入数据。
21.如权利要求19所述的数据访问控制方法，还包括产生覆盖扇区的相对位置地址，数据主体和纠错范围内的纠错码的纠错码的差错代码产生步骤，其中在写访问期间，数据访问步骤在每个扇区上写入相对位置地址，数据主体和纠错码。
22.如权利要求19所述的数据访问控制方法，还包括产生覆盖扇区的相对位置地址，数据主体和纠错范围内的纠错码的纠错码的差错代码产生步骤，其中在写访问期间，数据访问步骤在每个扇区上写入数据主体和纠错码。
23.如权利要求22所述的数据访问控制方法，其中在读取访问期间，数据访问步骤包括根据相对位置地址重新定位数据，其中当数据被还原时，纠错步骤对从每个扇区读取的数据进行校正以得相对位置地址。
24.如权利要求18所述的数据访问控制方法，其中在轨道上按照预定间隔排列伺服区，每个扇区具有固定长度，并且若干扇区的每个横跨伺服区，其中数据访问步骤包括将所寻找轨道上以不横跨伺服区的方式提供的扇区处理成可访问起始扇区。
25.如权利要求18所述的数据访问控制方法，其中在轨道上按照预定间隔排列伺服区，每个扇区具有可变长度，并且没有扇区被设计成横跨伺服区，其中数据访问步骤包括将所寻找轨道上紧临伺服区之后的扇区处理成可访问起始扇区。
26.如权利要求18所述的数据访问控制方法，其中采用区位记录方法，该方法使得每个轨道的扇区数量随着跨过记录介质的径向位置发生改变。
27.如权利要求18所述的数据访问控制方法，还包括根据轨道和扇区的绝对位置地址访问扇区的第二数据访问步骤，其中盘型记录介质的存储区被分成两个分区，在一个分区中，数据访问步骤按照从变得可访问的起始扇区开始的顺序访问所寻找轨道的扇区，而在另一个分区中，第二数据访问步骤根据轨道和扇区的绝对位置地址访问扇区。
28.用于控制对盘型记录介质的访问的数据访问控制方法，所述盘型记录介质包含多个基本上同心的轨道，其中每个轨道被分成多个扇区，所述数据访问控制方法包括寻找目标轨道的寻道步骤，访问所寻找轨道的扇区的数据访问步骤，确定在数据访问步骤中被访问的轨道的寻道时间和寻道距离之间的关系的确定步骤，和数据写控制步骤，用于通过考虑寻道时间和寻道距离之间的关系，在数据写入期间为扇区分配逻辑块地址，使得寻道时间覆盖一个范围内的多个轨道寻找，其中在该范围内寻道时间不超过搜索时间。
29.如权利要求28所述的数据访问控制方法，其中确定寻道时间和寻道距离之间的关系的确定步骤包括在寻道距离发生改变的情况下在盘驱动器上执行寻道操作，并且测量寻道时间，以确定寻道时间和寻道距离之间的关系。
30.用于控制对盘型记录介质的访问的数据访问控制方法，所述盘型记录介质包含多个基本上同心的轨道，其中每个轨道被分成多个扇区，所述数据访问控制方法包括寻找目标轨道的寻道步骤，在所寻找轨道上执行访问操作的数据访问步骤，和数据写控制步骤，用于在数据写入期间将紧临在轨道上伺服区之后的扇区处理成访问起始扇区。
31.用于控制对盘型记录介质的访问的数据访问控制方法，所述盘型记录介质包含多个基本上同心的轨道，其中每个轨道被分成多个扇区，所述数据访问控制方法包括寻找目标轨道的寻道步骤，按照从所寻找轨道上变得可访问的起始扇区开始的顺序访问所寻找轨道的扇区的数据访问步骤，接收写入请求命令的命令接收步骤，接收写入数据的数据接收步骤，在高速缓存中临时存储接收数据的存储步骤，和控制向记录介质写入数据的写操作的数据写控制步骤，其中数据写控制步骤包括，如果所请求写入的数据的区域是从高速缓存中存储的数据连续，并且如果访问范围超过一个轨道，启动一个轨道的写访问。
32.如权利要求31所述的数据访问控制方法，其中数据写控制步骤包括，如果所请求写入的数据的区域是从高速缓存中存储的数据连续，但是访问范围不超过一个轨道，在高速缓存中寄存所请求写入的数据。
33.如权利要求31所述的数据访问控制方法，其中数据写控制步骤包括，如果所请求写入的数据的区域不是从高速缓存中存储的数据连续，则响应相同写入请求命令的第二次发出而写入数据。
34.如权利要求31所述的数据访问控制方法，其中数据写控制步骤包括，如果所请求写入的数据的区域不从高速缓存中存储的数据连续，并且如果写入数据没有在所请求写入的数据的区域内，向写请求源报告预计下一次访问的区域。
35.用于控制盘型记录设备的操作的控制器，所述控制器寻找轨道以访问盘的数据表面上的数据，所述盘具有多个基本上同心的轨道，其中每个轨道被分成多个扇区，所述控制器包括用于提交寻找目标轨道的命令的装置，和用于提交按照从所寻找轨道上变得可访问的起始扇区开始的顺序访问所寻找轨道的扇区的命令的装置。
36.用于控制盘型记录设备的操作的控制器，所述控制器寻找轨道以访问盘的数据表面上的数据，所述盘具有多个基本上同心的轨道，其中每个轨道被分成多个扇区，所述控制器包括用于提交寻找目标轨道的命令的装置，用于提交访问所寻找轨道上的数据的命令的装置，用于确定轨道的寻道时间和寻道距离之间的关系的装置，和数据写控制装置，通过考虑寻道时间和寻道距离之间的关系，在数据写入期间为扇区分配逻辑块地址，使得寻道时间覆盖一个范围内的多个轨道寻找，其中在该范围内寻道时间不超过搜索时间。
37.用于控制盘型记录设备的操作的控制器，所述控制器寻找轨道以访问盘的数据表面上的数据，所述盘具有多个基本上同心的轨道，其中每个轨道被分成多个扇区，所述控制器包括用于提交寻找目标轨道的命令的装置，用于提交访问所寻找轨道上的数据的命令的装置，和在数据写入期间将紧临在轨道上伺服区之后的扇区处理成访问起始扇区的数据写控制装置。
38.用于控制盘型记录设备的操作的控制器，所述控制器寻找轨道以访问盘的数据表面上的数据，所述盘具有多个基本上同心的轨道，其中每个轨道被分成多个扇区，所述控制器包括接收写入请求命令的命令接收装置，接收写入数据的数据接收装置，临时存储接收数据的高速缓存，和如果所请求写入的数据的区域是从高速缓存中存储的数据连续，并且如果访问范围超过一个轨道，提交针对一个轨道的写访问命令的装置。
39.使计算机系统控制对盘型记录介质的访问的计算机程序，所述盘型记录介质包含多个基本上同心的轨道，其中每个轨道被分成多个扇区，所述计算机程序包括寻找目标轨道的寻道步骤，和按照从所寻找轨道上变得可访问的起始扇区开始的顺序访问一个轨道的扇区的访问步骤。
40.使计算机系统控制对盘型记录介质的访问的计算机程序，所述盘型记录介质包含多个基本上同心的轨道，其中每个轨道被分成多个扇区，所述计算机程序包括寻找目标轨道的寻道步骤，访问所寻找轨道上的数据的访问步骤，确定轨道的寻道时间和寻道距离之间的关系的确定步骤，和数据写控制步骤，用于通过考虑寻道时间和寻道距离之间的关系，在数据写入期间为扇区分配逻辑块地址，使得寻道时间覆盖一个范围内的多个轨道寻找，其中在该范围内寻道时间不超过搜索时间。
41.使计算机系统控制对盘型记录介质的访问的计算机程序，所述盘型记录介质包含多个基本上同心的轨道，其中每个轨道被分成多个扇区，所述计算机程序包括寻找目标轨道的寻道步骤，访问所寻找轨道上的数据的访问步骤，和数据写控制步骤，用于在数据写入期间将紧临在轨道上伺服区之后的扇区处理成访问起始扇区。
42.使计算机系统控制对盘型记录介质的访问的计算机程序，所述盘型记录介质包含多个基本上同心的轨道，其中每个轨道被分成多个扇区，所述计算机程序包括接收写入请求命令的命令接收步骤，接收写入数据的数据接收步骤，在高速缓存中临时存储接收数据的存储步骤，和控制向记录介质写入数据的写操作的数据写控制步骤，其中数据写控制步骤包括，如果所请求写入的数据的区域是从高速缓存中存储的数据连续，并且如果访问范围超过一个轨道，启动针对一个轨道的写访问命令。
全文摘要
磁头按照从一个扇区开始的顺序访问一个轨道的扇区，在该扇区中磁头被设置到在轨道上状态。通过以逐个轨道的方式进行访问，可靠地确定寻道启动定时，其中消除读前操作的不确定处理。通过访问一个轨道内的任何扇区，消除了搜索时间。结果，寻道数量被最小化，并且减少了访问时间。扇区格式被用来以逐个轨道的方式执行访问操作。在这个方案中，在随机访问期间降低了寻道时间和搜索时间中的每个，并且保证盘驱动器的数据传输速度。
文档编号G11B5/55GK1503972SQ0280842
公开日2004年6月9日 申请日期2002年10月10日 优先权日2002年2月20日
发明者江藤博昭, 长原大三, 菊地章浩, 三, 浩 申请人:索尼株式会社