DE69933938T2

DE69933938T2 - Wiedereinschreibungsverfahren und -gerät für datenspeichervorrichtung

Info

Publication number: DE69933938T2
Application number: DE69933938T
Authority: DE
Inventors: E. Thomas Louisville ZACZEK
Original assignee: Exabyte Corp
Current assignee: Exabyte Corp
Priority date: 1998-10-20
Filing date: 1999-10-20
Publication date: 2007-03-01
Anticipated expiration: 2019-10-21
Also published as: WO2000023998A1; DE69933938D1; JP2002528839A; WO2000023998A9; ATE344961T1; US6381706B1; EP1125295B1; AU1129200A; EP1125295A1

Description

Gebiet der Erfindung
Die vorliegende Erfindung bezieht sich allgemein auf Datenaufzeichnungs-/Wiedergewinnungsvorrichtungen und insbesondere auf ein Verfahren zum Neuschreiben von Daten, die einen Prüfen-nach-Schreiben-Test nicht bestehen, um eine Datenintegrität sicherzustellen.
Verwandte Patente
Die vorliegende Erfindung ist mit der ebenfalls anhängigen U.S.-Patentanmeldung mit dem Titel „Variable Speed Recording Method and Apparatus for a Magnetic Tape Drive", deren Erfinder Beavers u. a. sind und die ein internes Aktenzeichen 9086/101 und eine Seriennummer 09/176,079 aufweist, die gleichzeitig mit der vorliegenden am 20. Oktober 1998 eingereicht wurde, und mit der ebenfalls anhängigen U.S.-Patentanmeldung mit dem Titel „Overscan Helical Scan Head for Non-Tracking Tape Subsystems Reading at up to 1 X Speed and Methods for Simulation of Same", deren Erfinder Blatchley u. a. sind und die ein internes Aktenzeichen 9086/104 und eine Seriennummer 09/176,015 aufweist, die gleichzeitig mit der vorliegenden am 20. Oktober 1998 eingereicht wurde, und der ebenfalls anhängigen U.S.-Patentanmeldung mit dem Titel „Multi-level Error Detection and Correction Technique for Data Storage Recording Device", deren Erfinder McAuliffe u. a.sind und die ein internes Aktenzeichen 9086/102 und eine Seriennummer 09/176,014 aufweist, die gleichzeitig mit der vorliegenden am 20. Oktober 1998 eingereicht wurde, die alle eine gemeinsame Eigentümerin besitzen und hierin alle durch Bezugnahme aufgenommen sind, und der ebenfalls anhängigen U.S.-Patentanmeldung mit dem Titel „Method And Apparatus For Logically Rejecting Previously Recorded Track Residue From Magnetic Media", deren Erfinder McAuliffe u. a. sind und die ein internes Aktenzeichen 9086/103 und eine Seriennummer 09/192,794 aufweist, die am 16. November 1998 eingereicht wurde, und der ebenfalls anhängigen U.S.-Patentanmeldung mit dem Titel „Method And System For Monitoring And Adjusting Tape Position Using Control Data Packets", deren Erfinder McAuliffe u. a. sind und die ein internes Aktenzeichen 9086/107 und eine Seriennummer 09/193,030 aufweist, die am 16. November 1998 eingereicht wurde, und der ebenfalls anhängigen U.S.-Patentanmeldung mit dem Titel „Rogue Packet Detection And Correction Method For Data Storage Device", deren Erfinder McAuliffe u. a. sind und die ein internes Aktenzeichen 9086/105 und eine Seriennummer 09/192,809 aufweist, die am 16. November 1998 eingereicht wurde, und der ebenfalls anhängigen U.S.-Patentanmeldung mit dem Titel „A Method Of Reacquiring Clock Synchronization On A Non-Tracking Helical Scan Tape Device", deren Erfinder Blatchley u. a. sind und die ein internes Aktenzeichen 9086/108 und eine Seriennummer 09/192,808 aufweist, die am 16. November 1998 eingereicht wurde, verwandt.
Hintergrund der Erfindung
Datenspeichervorrichtungen, die in sowohl Kurz- als auch Langzeitkapazitäten verwendet werden, sind ein wesentlicher Teil moderner Computersysteme. Während Faktoren, wie z. B. Kosten, Vorrichtungsformfaktor, Speichermediengröße und -kapazität und Aufzeichnungs- und Wiedergewinnzeiten, sehr wichtig sind, ist die Fähigkeit, eine Datenintegrität aufrechtzuerhalten, von größtem Belang.
Entsprechend umfassen viele Bandlaufwerke ein Prüfen-nach-Schreiben-Schema, durch das Daten durch einen Lesekopf verifiziert werden, wenn die Daten auf das Band aufgezeichnet werden. In einem Schrägspurbandlaufwerk z. B., in dem Daten in einem abwechselnd-azimutalen schrägen Muster durch ein Paar abwechselnder azimutaler benachbarter Schreibköp fe, die aus einer sich drehenden Trommel befestigt sind, in Spuren geschrieben werden, werden die neu aufgezeichneten Daten eine halbe Trommeldrehung später durch ein Paar abwechselnder azimutaler Leseköpfe verifiziert, die sich in 180 Grad relativ zu dem Paar von Schreibköpfen befinden.
Jedes mal, wenn ein Prüfung-nach-Schreiben-Fehler auftritt, wird die Schreiboperation ausgesetzt und das Band wird nach hinten neu positioniert, um ausreichend Raum zu erlauben, um wieder auf die Vorwärtsbetriebsgeschwindigkeit zu beschleunigen, und die Spur, die die „fehlerbehafteten" Daten beinhaltet, wird durch eine neue Spur überschrieben, auf die der Versuch eines Neuschreibens der „fehlerbehafteten" Daten unternommen wird. Die fehlerbehafteten Daten mussten aufgrund der Formatanforderung, die eine sequenzgemäße Aufzeichnung erfordert, neu geschrieben werden, bevor Daten, die denselben in einer Adresssequenz folgten, auf das Band aufgezeichnet werden konnten.
Die Rückgreifsequenz des Stands der Technik zum Neuschreiben „falscher" Daten ist problematisch. Erstens erhöht die Zeit, die für einen Rückgreifzyklus erforderlich ist, eine Datenaufzeichnungszeit und verzögert das Host-System, indem eine Unterbrechung bewirkt wird, wenn Daten von dem Host einen „Streaming"-Modus mit maximalem Durchsatz erzielt hatten. Zusätzlich kann die Rückgreifoperation, da ein Rückgreifen extrem hohe Übergangskräfte induziert, die eine Bandabnutzung stark erhöhen und die mechanische Zuverlässigkeit des Laufwerks reduzieren, die Datenzuverlässigkeit ernsthaft beeinträchtigen.
Die Rückgreifsequenz kann durch ein einfaches Neuschreiben von Spuren, die „falsche" Daten beinhalten, weiter unten auf dem Band vermieden werden, ohne den Vorgang zu stoppen. Diese Methodik besitzt jedoch den Nachteil, dass, wenn der Neuschreibzählwert hoch ist, ein wesentlicher Abschnitt des Bands durch doppelte Spuren eingenommen wird, die haupt sächlich redundante „gute" Daten beinhalten, wodurch die Speicherkapazität des Bands reduziert wird.
Entsprechend besteht ein Bedarf nach einem Verfahren zum Neuschreiben „falscher" Daten, ohne auf eine Rückgreifsequenz zurückzugreifen und ohne die Mehraufwandanforderungen eines Neuschreibens vollständiger hauptsächlich redundanter oder hauptsächlich leerer Spuren.
Die EP 0 793 228 A1 offenbart ein Verfahren zum Schreiben von Daten auf ein Magnetbandspeichermedium in der Form von Datenblöcken und Fehlerkorrekturcodeblöcken. Daten werden von einer Datenquelle empfangen und in Daten- und Fehlerkorrekturcodeblöcke formatiert. Datenentitäten werden aus den Daten- und Fehlerkorrekturcodeblöcken erzeugt. Datenhüllen werden definiert, um eine oder mehrere derartige Datenentitäten zu umfassen. Die Datenhüllen werden nachfolgend auf das Magnetbandmedium geschrieben. Blöcke innerhalb von Datenhüllen werden neu geordnet, wenn diese von dem Magnetbandspeichermedium gelesen werden, und fehlende Blöcke werden gemäß herkömmlichen Fehlerwiedergewinnungsschemata wiedergewonnen.
Eine Aufgabe der vorliegenden Erfindung besteht darin, ein verbessertes Konzept zum Aufzeichnen/Wiedergewinnen von Daten auf/von einem Speichermedium bereitzustellen.
Diese Aufgabe wird durch ein Verfahren zum Aufzeichnen von Daten gemäß Anspruch 1, ein Verfahren zum Wiedergewinnen von Daten gemäß Anspruch 2, eine Datenaufzeichnungs-/Wiedergewinnungsvorrichtung gemäß Anspruch 3 und ein Speichermedium gemäß Anspruch 4 gelöst.
Zusammenfassung der Erfindung
Die vorliegende Erfindung ist ein neuartiges Verfahren und eine neuartige Vorrichtung zum Durchführen von Neuschreibe vorgängen auf der Paketebene, indem erlaubt wird, dass Daten in einer beliebigen Adresssequenz auf Spuren auf einem Magnetmedium aufgezeichnet werden. Lokale Paketadressinformationen sind in dem Spurpaket selbst beinhaltet, um es zu erlauben, dass Spurpakete in einer beliebigen Adressierungsreihenfolge an das Speichermedium geschrieben werden. Dies erlaubt es, dass ein einzelnes Paket entlang einer späteren Spur unter anderen Spurpaketen, die gerade das erste Mal aufgezeichnet werden, neu geschrieben wird, wodurch ein Spurneuschreibmehraufwand reduziert wird und die Anforderung nach einer länglichen Rückgreifsequenz beseitigt wird.
Kurze Beschreibung der Zeichnungen
Die Erfindung wird aus einer Durchsicht der folgenden detaillierten Beschreibung in Verbindung mit den Zeichnungen besser verständlich werden, in denen gleiche Bezugszeichen verwendet werden, um gleiche Elemente zu bezeichnen. Es zeigen:
1 ein Systemdiagramm einer Datenaufzeichnungs-/Wiedergewinnungsvorrichtung, in der die Erfindung arbeitet;
2 ein Diagramm, das ein Steuerpaket darstellt;
3 ein darstellendes Ausführungsbeispiel einer Lokalpaketadresse (LPA) gemäß der Erfindung;
4(a) ein Diagramm, das die Beziehung zwischen einer Globalsegmentadresse und einer Lokalpaketadresse darstellt;
4(b) ein Diagramm, das die Beziehung zwischen der Globalsegmentadresse, der Lokalpaketadresse und physischen Segmenten auf einem Speichermedium darstellt;
5 ein Diagramm, das ein Ausführungsbeispiel des Inhalts und der Organisation eines Segments eines Mehrsegment-Datenpuffers darstellt, der gemäß der Erfindung implementiert ist;
6(a) ein Diagramm eines Datenpakets, das vollständig mit Benutzerdaten gefüllt ist;
6(b) ein Diagramm eines Datenpakets, das teilweise mit Benutzerdaten gefüllt und mit Fülldaten aufgefüllt ist;
7(a) bis 7(d) ein Ausführungsbeispiel eines Schlüsselmehrauf wandpakets;
8 ein Diagramm, das ein Ausführungsbeispiel des Inhalts und der Organisation einer Paketstatustabelle darstellt, die dem Segment aus 5 entspricht; und
9 ein Flussdiagramm, das ein Ausführungsbeispiel eines Verfahrens zur Durchführung von Neuschreibvorgängen falscher Pakete gemäß der Erfindung darstellt.
Detaillierte Beschreibung
Eine Technik zum Neuschreiben von Daten, die einen Prüfung-nach-Schreiben-Test nicht bestehen, in einer Datenaufzeichnungs-/Wiedergewinnungsvorrichtung, ohne eine Rückgreifsequenz oder den Mehraufwand eines Neuchreibens gesamter Spuren zu erfordern, ist im Folgenden detailliert beschrieben. Zu Darstellungszwecken ist die Erfindung in dem Zusammenhang eines Magnetbandlaufwerks beschrieben; das Verfah ren der Erfindung könnte jedoch in einer beliebigen Aufzeichnungs-/Wiedergewinnungsvorrichtung eingesetzt werden, die Daten in Spuren auf das Speichermedium schreibt.
1 ist ein darstellendes Ausführungsbeispiel eines Datenspeichersystems, in dem die vorliegende Erfindung arbeitet. Bei der Aufzeichnung von Daten auf ein Speichermedium 50 werden Benutzerdaten 3 typischerweise in Logikblocksätzen 3 mit variabler Länge durch ein Host-System 2 zu und von einer Aufzeichnungs-/Wiedergewinnungsvorrichtung 4 übertragen. Jeder Logikblocksatz (LBS) 3 ist eine Sammlung von Benutzerdatenbytes, die eine variable Anzahl von Logikblöcken beinhaltet (LB0, LB1, ..., LBN). Jeder Logikblock (LB) ist innerhalb seines LBS durch eine eindeutige Logikblockadresse (LBA) definiert.
LBS-Daten 3 werden durch einen Datenpufferverwalter 6 in eine Anzahl von Datenpaketen 30 mit fester Größe partitioniert und innerhalb eines Pufferpakets 15 in einem Datenpuffer 10 platziert, bis sie an das Speichermedium 50 übertragen werden. Wenn die Zeit einer Aufzeichnung eines Pufferpakets 15 oder Steuerpakets 36 auf das Speichermedium 50 kommt, bewirkt ein Schreiblogikverwalter 18, dass ein Paket-CRC-Erzeuger 20 einen zyklischen Redundanzcode (CRC) des Pakets über dem Paket erzeugt und ein Paket-ECC-Erzeuger 22 einen Paket-ECC über dem Paket und dem Paket-CRC erzeugt. Der Schreiblogikverwalter 18 formatiert das Paket, den Paket-CRC und den Paket-ECC, eine Logikpaketadresse (LPA) und Rahmengebungsinformationen in ein Spurpaket 7. Die LPA weist die Adresse des Orts des Pakets in dem Segment 11 auf. Wenn das Paket ein Steuerpaket 36 ist, beinhaltet die LPA Informationen, die zu dem Typ des Steuerpakets, der dasselbe ist, gehören. Ein Spurformatierer 24 empfängt formatierte Spurpakete 7 von dem Schreiblogikverwalter 18 und formatiert dieselben in Spuren. Ein Modulator/Codierer 26 codiert und moduliert die formatierte Spur unter Verwendung von z. B. (1,6)-Lauflängeneingeschränkten (RLL-; RRL = Run Length Limited) Kanalmodulationscode in ein 14-Bit-Codewort. Ein Spursynchronisationssignal wird zu jeder Spur durch einen Spursynchronisationssignalerzeuger 28 hinzugefügt und die Spur wird dann an einen Schreibkanal 30 gesendet, um auf dem Speichermedium 50 aufgezeichnet zu werden.
Spurpakete 7 werden in Spuren 9 auf ein Speichermedium 50 aufgezeichnet. Es gibt mehrere Spurpakete 7 auf jeder Spur 9. Bei dem exemplarischen Ausführungsbeispiel besitzt jedes Spurpakte 7 eine feste Größe und umfasst Rahmengebungsinformationen 72, ein Lokalpaketadressfeld 74, ein Paketfeld 76, ein Paket-CRC-Feld 78 und ein Paket-ECC-Feld 80.
Während einer Wiedergewinnungssitzung werden Spurpakete 7 durch einen Lesekanal 32 erfasst. Ein Paketrahmensynchronisierer 34 verwendet die Rahmengebungsinformationen 72, um die vordere Kante eines Spurpaketes 7 zu erfassen. Die Rahmengebungsinformationen 72 sind ein eindeutiges Signal, das zwischen Spurpaketen 7 in dem Kanalbereich gesendet wird, um eine Synchronisation für eine Spurpaketerfassung zu schaffen. Dieses Signal unterliegt nicht der Lauflängeneinschränkung des Kanalmodulationscodes und demselben ist kein Bytesymbol zugeordnet, was bedeutet, dass dasselbe nicht durch einen Demodulator/Decodierer 36 zu einem Bytesymbol decodiert wird. Bei dem exemplarischen Ausführungsbeispiel ist das Paketrahmengebungssignal 16 Bitzellen lang und ist ein 4,8,4-Muster.
Ein Demodulator/Decodierer 36 demoduliert und decodiert das Paket 7. Ein Leselogikverwalter verwendet das Lokalpaketadressfeld 74, um zuerst zu bestimmen, ob das Spurpaket 7 ein Steuerpaket beinhaltet. Die Handhabung von Steuerpaketen wird durch einen Steuerpaketprozessor 42 (unten erläutert) durchgeführt. Wenn das Spurpaket 17 kein Steuerpaket beinhaltet, beinhaltet dasselbe entweder ein Datenpaket 30, ein Mehraufwandpaket 32 oder ein Segment-ECC-Paket 34. Ein Leselogikverwalter 38 verwendet die Lokalpaketadresse 74 gemeinsam mit der gegenwärtigen Globalsegmentadresse (unten in Bezug auf Steuerpakete erläutert), um den korrekten Ort des Spurpakets in dem Puffer 10 zu bestimmen. Der Leselogikverwalter 38 in Verbindung mit einem Paket-CRC-Erzeuger/Fehlerdetektor 20 verwendet das Paket-CRC-Feld 78, um zu erfassen, ob das Spurpaket 7 mögliche Fehler beinhaltet. Wenn das Spurpaket 7 mögliche Fehler beinhaltet, verwendet der Leselogikverwalter 38 in Verbindung mit dem Paket-ECC-Erzeuger/Fehlerkorrektor 22 das Paket-ECC-Feld 80, um Fehler des Spurpakets 7 zu erfassen und zu korrigieren. Wenn das Spurpaket 7 gut ist oder korrigiert wurde, extrahiert der Leselogikverwalter 38 den Inhalt des Paketfelds 76 und sendet denselben an seinen ordnungsgemäßen Ort in dem Puffer 10.
Steuerpakete 36 werden währen einer Aufzeichnungssitzung durch einen Steuerpaketprozessor 42 erzeugt und beinhalten Informationen in Bezug auf die Position des Mediums (wie z. B. Medienanfang oder Medienende), den Anfang oder das Ende von Dateien oder Daten (z. B. Dateimarkierungen, Bandmarkierungen, Datenende-Markierungen), Globaladressinformationen (z. B. die Globalsegmentadresse von Daten, die das Steuerpaket umgeben) und Systeminformationen (wie z. B. Vorrichtungssteuercode). Während einer Aufzeichnungssitzung werden Steuerpakete 36 durch einen Steuerpaketprozessor 42 verarbeitet, um die Position des Speichermediums zu bestimmen, sowie den Ort, an dem wiedergewonnene Datenpakete, Puffermehraufwandpakete und Segment-ECC-Pakete in dem Datenpuffer platziert werden sollen.
Bestimmte Steuerpakete, in 2 dargestellt, werden periodisch entlang der Spuren 9 des Speichermediums 50 platziert und beinhalten eine Globalsegmentadresse (GSA) 37. Der Steuerpaketprozessor 42 extrahiert die Globalsegmentadresse 37 aus diesen Steuerpaketen 36 und erhält die gegenwärtige Globalsegmentadresse 37 in einem lokalen Speicher aufrecht. Die GSA 37 wird zusammen mit einer Lokalpaketadresse (LPA), die in dem LPA-Feld 74 jedes Spurpakets 7 beinhaltet ist, verwendet, um den Ort eines Pakets in einem Segment 11 des Puffers 10 zu definieren.
3 ist ein Diagramm, das ein Ausführungsbeispiel der Definition des LPA-Felds 74 gemäß der Erfindung darstellt. Das LPA-Feld 74 ist ein Zwei-Byte-Feld, das anzeigt, ob das Paket ein Daten-/Mehraufwand-/ECC-Paket 30, 32 oder 34 oder ein Steuerpaket 36 ist. Wenn das Paket ein Daten-/Mehraufwand-/ECC-Paket ist, beinhaltet das LPA-Feld 74 die Adresse des Puffersegments 11 für das Paket.
Wie dargestellt ist, ist, wenn das Spurpaket 7 ein Daten-/Mehraufwandpaket 30/32 beinhaltet, die Segmentadresse in Bits 13:11 definiert, die Zeilenadresse ist in Bits 10:6 definiert und die Spaltenadresse ist in Bits 5:1 definiert. Ein Bit 0 zeigt an, ob das Paket ein neu geschriebenes Paket ist. Die Orte der Zeile, Spalte, Diagonale und spezieller ECC-Pakete 34 sind definiert, wie dargestellt ist. Wenn das Spurpaket 7 ein Steuerpaket 36 beinhaltet, beinhalten die Bits 5:1 eine Typdefinition.
Die unteren fünf Bits der gegenwärtigen GSA werden gemeinschaftlich durch die oberen fünf Bits des Lokalpaketadress-(LPA-) Felds 74 eines Spurpakets verwendet. Die oberen beiden Bits 15:14 der LPA sorgen für ein Vier-Segment-Aliasing, wie in 4(a) dargestellt ist. Anders ausgedrückt muss das Band sich physisch um das Äquivalent von vier Speicherpuffern bewegen, bevor LPAs anfangen, sich zu wiederholen.
Die Globalsegmentadresse (GSA) 37 adressiert eine Grenze jedes Segments 11 in dem Datenpuffer 10, die einem physischen Segment 52 auf dem Band 50 entspricht, wie in 4(b) gezeigt ist. Bei dem bevorzugten Ausführungsbeispiel weist, wie im Folgenden erläutert ist, der Datenpuffer 10 sechs Puffersegmente 11 auf. Die GSA 37 ist eine 24-Bit-Zahl, die einen Adressbereich von 2²⁴ Segmenten 11 auf spannt, der die gesamte Spanne des Speichermediums 50 abdeckt.
Die LPA erlaubt es, dass Daten-/Mehraufwand-/ECC-Pakete 30, 32, 34 eindeutig in dem korrekten Puffersegment 11 innerhalb von vier vollständigen Puffern 10 (aus jeweils sechs Segmenten 11) lokalisiert werden können.
Bei diesem Ausführungsbeispiel ist das Zwei-Byte-LPA-Feld 74 mit der 3-Byte-GSA 37 aus einem zugeordneten Steuerpaket 36 kombiniert, um eindeutig den Ort jedes Daten-/Mehraufwand-/ECC-Pakets 30, 32, 34 in einem Bandvolumen zu identifizieren.
Während Pakete, die bis zu sechs Puffersegmente 11 aufspannen, in einer Spur 9 vorhanden sein könnten, ist der Lokal- und Globalsegmentadressinhalt immer den Datenpaketen des jüngsten Elements in dieser Spur zugeordnet. Die Schreiblogik erlaubt es niemals, dass Zahlen der Lokalpaketadresse 74, die mehr als sechs Segmente 11 überspannen, auf dem Band 50 innerhalb der gleichen Spur 9 vorliegen.
Die Lokalpaketadresse (LPA) 74 muss zu Beginn einer Schreibsitzung initialisiert werden. Ausgangspunkte für Schreibsitzungen müssen die LPA 74 zu der Anfangsadresse eines Puffersegments 11 initialisieren. Zum Initialisieren einer Bandpartition verwendet die Hardware bei dem exemplarischen Ausführungsbeispiel einen Wert von 0 für den Anfangswert. Nachfolgende Schreibsitzungen beinhalten immer eine Spleißungsoperation, die zuerst liest, was die zuletzt verwendete LPA 74 war. Die neuen Schreibdaten nach dem Spleißungspunkt verwenden dann die nächste Adresse, die das nächste Puffersegment 11 beginnt.
Es ist für Fachleute auf dem Gebiet zu erkennen, dass dieses Adressierungsschema, nämlich die Beinhaltung einer Lokalpaketadresse in jedem Paket und die Verfügbarkeit einer zugeordneten Globalsegmentadresse, die periodisch nahe ihrer zugeordneten Pakete geschrieben wird, ein Verfahren zum eindeutigen Anzeigen des korrekten Orts eines Pakets in einem Segment 11 des Datenpuffers 10 bereitstellt.
5 stellt ein Ausführungsbeispiel des Inhalts und der Organisation eines Segments 11 eines Mehrsegment-Datenpuffers 10 dar, der gemäß der Erfindung implementiert ist. Bei diesem Ausführungsbeispiel weist das Segment 11 einen Satz von Pufferpaketen 15 mit fester Größe auf, die jeweils zu entweder einem Daten-/Mehraufwandbereich 104 oder einem Segment-ECC-Bereich 106 gehören. Bei dem exemplarischen Ausführungsbeispiel weist der Daten-/Mehraufwand-Bereich 104 114 Pakete 15 mit jeweils 64 Bytes auf, die in einem 32 × 32-Array angeordnet sind. Die Pakete 15 in dem Daten-/Mehraufwandbereich 104 beinhalten entweder Datenpakete 30 oder Mehraufwandpakete 32. Die Mehraufwandpakete 32 werden verwendet, um die Positionen zu lokalisieren, an denen die LBS 3 in dem Segment 11 anfangen und enden. Üblicherweise wird nur ein Paket 15, das Schlüsselmehraufwandpaket 32 genannt wird, für einen Mehraufwand in einem Segment 11 verwendet, so dass es bei dem exemplarischen Ausführungsbeispiel in dem besten Fall etwa 384 Kilobytes (113 × 64 × 6 = 392.832 Bytes), die in dem Puffer 10 für LBS-Daten 3 verfügbar sind, gibt.
Wie gerade beschrieben wurde, beinhaltet ein Paket 15, das sich in dem Daten-/Mehraufwandbereich 104 des Segments 11 befindet, entweder ein Datenpaket 30 oder ein Mehraufwandpaket 32. Jedes Datenpaket 30 ist entweder vollständig mit LBS-Daten gefüllt, wie in 6(a) dargestellt ist, oder beinhaltet LBS-Daten, gefolgt durch „Füll"-Daten, wie in 6(b) dargestellt ist. Entsprechend wird bei dem exemplarischen Ausführungsbeispiel, wenn die Anzahl von LBS-Daten-Bytes nicht genau durch 64 teilbar ist, das letzte Datenpaket 30 eines bestimmten LBS 3 mit bedeutungslosen „Füll"-Daten aufgefüllt. Jeder LBS 3 beginnt an dem Anfang der Grenze eines Datenpakets 30 und jedes Datenpaket 30 beinhaltet nicht mehr als einen LBS.
Der Daten-/Mehraufwandbereich 104 des Segments 11 beinhaltet außerdem zumindest ein Mehraufwandpaket 32. Mehraufwandpakete 32 beinhalten Mehraufwandinformationen über diejenigen LBS 3, die in dem Segment 11 gespeichert sind. Diese Informationen umfassen den Ort aller Verbindungen zwischen LBS 3, die sich in dem Segment 11 befinden, die Logikblockadresse (LBA) des ersten LBS 3, der in dem Segment 11 beginnt, die Größe und Anzahl von Logikblöcken (LBs) innerhalb jedes LBS 3, der in dem Segment 11 beginnt, die Bandpartition, einen Volumeninitialisierungszählwert, einen Kompressionsmodusindikator, einen Segment-Bündig-Indikator und den Segment-CRC.
Aufgrund der Toleranz variabler LBS-Größen ist die Anzahl von Mehraufwandpaketen 32 in einem bestimmten Segment 11 variabel und hängt von der Anzahl von LBS ab, die sich in dem gleichen Segment befinden. Das variable Mehraufwandschema optimiert den verwendeten Segmentmehraufwandraum. Jedes Segment 11 beinhaltet zumindest ein Mehraufwandpaket 32, das das Schlüsselmehraufwandpaket 32 genannt wird. Bei dem exemplarischen Ausführungsbeispiel nimmt das Schlüsselmehraufwandpaket 32 immer den letzten Paketort des Segments ein (bei dem exemplarischen Ausführungsbeispiel Zeile 31, Spalte 31). Wenn es weniger als sieben LBS-Verbindungen innerhalb des Segments 11 gibt, ist das Schlüsselmehraufwandpaket 32 das einzige Mehraufwandpaket 32 in dem Segment 11 und die LBS-Daten können bis zu dem vorletzten Paketort (Zeile 31, Spalte 30) in Anspruch nehmen. Für jede von bis zu acht zusätzlichen LBS-Verbindungen, die in dem Segment 11 vorliegen, ist ein zusätzliches Mehraufwandpaket 32 in dem Segment 11 vorhanden. Die Mehraufwandpakete 32 wachsen in der Zeile 31 rückwärts, bis die gesamte letzte Zeile des Segments 11 mit Mehraufwandpaketen 32 belegt ist. Entsprechend beträgt bei dem exemplarischen Ausführungsbeispiel die maximale Anzahl von LBS-Verbindungen, die in einem Segment 11 liegen können, 147.
7(a) stellt ein Ausführungsbeispiel eines Schlüsselmehraufwandpakets 32 dar. Bei diesem Ausführungsbeispiel nimmt das Schlüsselmehraufwandpaket 32 64 Bytes ein und weist neun separate Felder auf. Diese Felder umfassen ein Hauptschlüsselfeld 202, das Segment-CRC-Feld 204, ein erstes LBS-Attributefeld 206 und sechs LBS-Grenzfelder 208a – 208f. Jedes Feld 202, 204, 206 und 208a – 208f umfasst einen Acht-Bit-CRC, der denselben zugeordnet ist, zur Fehlererfassung über deren Feld.
Für ein beliebiges Segment 11, das LBS-Daten beinhaltet, sind der Segment-CRC 204 und das Hauptschlüsselfeld 202 und das erste LBS-Attributefeld 206 immer gültig. Die Informationen in dem Hauptschlüsselfeld 202 bestimmen, welche der anderen Mehraufwandfelder in dem Schlüsselmehraufwandpaket 32 gültig sind.
7(b) stellt ein Ausführungsbeispiel des Hauptschlüsselfelds 202 in dem Schlüsselmehraufwandpaket 32 dar. Das Hauptschlüsselfeld 202 nimmt vier Bytes ein, einschließlich eines nicht verwendeten Bytes 210, eines Segmentschlüssels 212, des Orts der letzten LBS-Grenze 214 und des Hauptschlüsselfeld-CRC 216.
Der Segmentschlüssel 212 umfasst Bits AUSLASSEN, SYS-DATEN, LBS-ENDE, LBS-ANFANG und BÜNDIG, die zum Befördern von Schlüsselinformationen über die LBS verwendet werden, die in dem Segment 11 gespeichert sind. Normalerweise ist das letzte verwendete Mehraufwandpaket 32 benachbart zu dem letzten Datenpaket 30 in dem Segment 11, mit Ausnahme davon, wenn das Segment 11 bündig gemacht ist oder wenn ein einzelnes nicht verwendetes Paket 15 ausgelassen wird. Das AUSLASSEN-BIT wird gesetzt, um den letzteren Fall anzuzeigen. SYS-DATEN wird gesetzt, um anzuzeigen, dass die LBS-Daten in diesem Segment 11 keine Benutzerlogikblockdaten, sondern vielmehr Systemdaten sind. Die Systemdaten könnten Daten umfassen, die durch das Laufwert erzeugt werden, die verwendet werden, um Steuerinformationen zu speichern, wie z. B. Orte von Dateimarkierungen, Verzeichnisstruktur und Logikformatinformationen, wie durch eine Software gesteuert wird. Das LBS-ENDE-Bit wird nur gesetzt, wenn zumindest ein LBS 3 einen Endpunkt aufweist, der sich in diesem Segment 11 befindet. Das LBS-ANFANG-Bit wird nur gesetzt, wenn zumindest ein LBS 3 einen Anfangspunkt in diesem Segment 11 aufweist. Das BÜNDIG-Bit wird gesetzt, um anzuzeigen, dass das Segment 11 bündig gemacht wurde, wie unten beschrieben ist.
Wieder Bezug nehmend auf 7(b) umfasst das Hauptschlüsselfeld 202 auch einen letzten LBS-Grenzfeldort 214. Dies ist ein Acht-Bit-Wert, der den letzten LBS-Grenzfeldort innerhalb des Mehraufwandbereichs des Segments 11 lokalisiert. Fünf Bits werden verwendet, um anzuzeigen, in welcher Spalte der Zeile 31 sich das Mehraufwandpaket 32 befindet, das dieses Feld beinhaltet. Die verbleibenden drei Bits sind Intrapaket- (IPK-) Bits, die verwendet werden, um eine von acht Anfangsadressen innerhalb des 64-Byte-Datenpakets zu spezifizieren, wo das letzte LBS-Grenzfeld beginnt.
Das Hauptschlüsselfeld 302 umfasst ein 8-Bit-CRC-Feld 216, das verwendet wird, um den CRC zu speichern, der über dem Hauptschlüsselfeld 202 berechnet wird. Bei dem exemplarischen Ausführungsbeispiel beträgt das CRC-Polynom: X[8] + X[7] + X[2] + X[0].
Das Schlüsselmehraufwandpaket 200 in 7(a) umfasst außerdem ein Segment-CRC-Feld 204. Bei dem exemplarischen Ausführungsbeispiel ist der Segment-CRC 204 ein 4-Byte-CRC, der zum Speichern der Segment-Nach-Korrektur-Fehlererfassung verwendet wird, und ist unten erläutert.
Das Schlüsselmehraufwandpaket 200 umfasst außerdem ein erstes LBS-Attributefeld 206. Ein Ausführungsbeispiel, in 7(c) dargestellt, umfasst ein Vier-Byte-Feld 220, das die Logikblockadresse (LBA) des ersten LBS 3 beinhaltet, der einen Anfangspunkt in diesem Segment 11 aufweist, ein Zwei-Byte-Feld 222, das den Bandinitialisierungszählwert beinhaltet, ein Einzelbyte-Feld 224, das die Bandpartitionszahl beinhaltet, und ein 8-Bit-CRC-Feld 226, das zur Fehlererfassung über dem gesamten ersten LBS-Attributefeld 206 verwendet wird. Das CRC-Polynom beträgt bei dem exemplarischen Ausführungsbeispiel: X[8] + X[7] + X[2] + x[0].
Das Schlüsselmehraufwandpaket 23 könnte außerdem eines und bis zu sechs LBS-Grenzfelder 208a – 308f umfassen. 7(d) stellte ein Ausführungsbeispiel des Formats eines LBS-Grenzfelds 208 dar, das ein Logikblockgrößenfeld 230, ein Feld 232 einer Anzahl von Logikblöcken pro LBS, einen Logikblockkompressionsmodus- (LBSC-) Indikator 234, einen LBS-Endpunktort 236, 238, 240, einen Auslassen-Indikator 242, einen Bündig-Indikator 244, einen Endpunkt-Gültig-Indikator 246 und einen LBS-Grenzfeld-CRC 248 umfasst. Das Logikblockgrößenfeld 230 nimmt bei dem exemplarischen Ausführungsbeispiel 18 Bits ein und spezifiziert die Größe der Logikblocks (LB) 104, die innerhalb des Logikblocksatzes (LBS) 3 gespeichert sind. Das Feld 232 der Anzahl von Logikblöcken pro LBS nimmt 13 Bits ein und spezifiziert, wie viele LBs 104 innerhalb des LBS 3 gespeichert sind. Der Logikblockkompressionsmodus- (LBSC-) Indikator 234 wird nur gesetzt, wenn der LBS 3 durch eine Komprimierungshardware 116 komprimiert wurde. Der Ort eines gültigen LBS-Endpunkts wird unter Verwendung eines 6-Bit-LBS-Endpunkt-Byte-Felds 236, eines 5-Bit-LBS-Endpunkt-Spalte-Felds 238 und eines 5-Bit-LBS-Endpunkt-Zeile-Felds 240 in Kombination mit einem Endpunktgültigkeitsindikator GÜLTIGES ENDE 246 bestimmt. Nur wenn der GÜLTIGES-ENDE-Indikator 246 gesetzt ist, ist der Endpunktort gültig. Ein Beispiel eines gültigen LBS-Grenzfelds 208 mit einem ungültigen Endpunkt wäre für einen LBS 3, der in diesem Segment 11 begonnen hat, jedoch in dem nächsten Segment endete. Der Auslassen-Indikator 242 ist nur gesetzt, wenn es ein einzelnes nicht verwendetes Paket 15 nach dem Endpunkt gibt. Der LBS-Grenzfeld-CRC 248 beinhaltet den CRC, der über dem gesamten 8-Byte-LBS-Grenzfeld 208 unter Verwendung des folgenden Polynoms berechnet wird: X[8] + X[7] + X[2] + X[0].
Nicht alle LBS-Grenzfelder 208a – 308f sind in einem bestimmten Mehraufwandpaket 32 gültig. Das Hauptschlüsselfeld 202 in dem Mehraufwandpaket 32 zeigt auf das letzte gültige LBS-Grenzfeld 208 innerhalb des Mehraufwandpakets 32. Außerdem sind, wenn ein LBS 3 in einem Segment 11 beginnt, jedoch nicht in dem gleichen Segment 11 endet, die letzten vier Bytes des Endpunkts nicht gültig, sonder die ersten vier Bytes sind gültig. Das ERSTES-GÜLTIG-Bit in dem Segmentschlüsselfeld 212 in dem Hauptschlüsselfeld 202 des Schlüsselmehraufwandpakets 32 zeigt an, dass der erste LBS, der in dem Segment beginnt, an dem allerersten Ort des Segments beginnt (z. B. Adresse 0).
Wieder Bezug nehmend auf 5 weist ein Segment 11 einen Satz von Paketen 15 auf, die in einen Segment-ECC-Bereich 106 organisiert sind. Der Segment-ECC-Bereich 106 umfasst Paare P und Q von Zeile-ECC-Paketen 152, 153, Spalte-ECC-Paketen 154, 155, Diagonal-ECC-Paketen 156, 157 mit unterschiedlichem Redundanzcode und einen Satz „spezieller" ECC-Pakete 158. Die Zeile-, Spalte-, Diagonal- und speziellen ECC-Pakete in dem Segment-ECC-Bereich 106 werden verwendet, um einen Vier-Ebenen-Fehlerkorrekturschutz über dem gesamten Segment 11 bereitzustellen. Während einer Aufzeichnungssitzung wird der Inhalt der Pakete 152 – 158 in dem Segment-ECC-Bereich 106 unter der Steuerung eines Segmentkorrekturprozessors (SCP) 8 aus den Datenpaketen 30 und Mehraufwandpaketen 32 erzeugt, die sich in dem Segmentdatenbereich 104 befinden, und sorgt für eine Korrektur der Datenbereichspakete 30 während einer Wiedergewinnungssitzung.
Bei dem exemplarischen Ausführungsbeispiel verwendet jedes Puffersegment 11 einen 32-Bit- (4-Byte-) CRC zur Fehlererfassung und ein Mehrfachschicht-Read-Solomon-Schema zur Fehlerkorrektur. Wie zuvor beschrieben wurde, wird ein 32-Bit-CRC, der für eine Segment-Nach-Korrektur-Fehlererfassung verwendet wird, in dem Segment-CRC-Feld 204 des Segmentschlüsselmehraufwandpakets 32 gespeichert. Alle Datenpakete 30, die sich in dem Segmentdaten-/Mehraufwandbereich 104 eines Segments 11 befinden, werden durch ein CRC-Erzeugerpolynom, das in dem CRC-Erzeuger 14 implementiert ist, unterteilt, um den 4-Byte-CRC zu erzeugen. Das letzte Datenpaket 30 des Segments 11 (das Fülldaten beinhalten könnte, wenn ein LBS in demselben endet) wird immer als ein vollständiges Segment bei dieser Berechnung verwendet. Mehraufwandpakete 32 und ausgelassene Pakete 15 sind in der CRC-Berechnung nicht beinhaltet. Bei dem exemplarischen Ausführungsbeispiel ist das zur Berechnung des Segment-CRC 304 verwendete Polynom: X[32] + X[26] + X[23] + X[22] + X[16] + X[12] + X[11] + X[10] + X[8] + X[7] + X[5] + X[4] + X[2] + X[1] + X[0].
Eine Mehrschichtredundanz wird durch Paare P und Q redundanter Codes bereitgestellt, die über einer Mehrzahl von Strukturen von Paketen 15 eines Segments 11 eines Puffers 10 erzeugt werden. Bei dem exemplarischen Ausführungsbeispiel umfasst die Mehrzahl von Strukturen Zeilen, Spalten und Diagonalen. Andere Strukturen könnten verwendet werden. Zusätzlich wird eine Fehlerkorrektur über allen der ersten redundanten Codes P für sowohl Zeile- als auch Spalte-ECC-Codes und allen der zweiten redundanten Codes Q für sowohl Zeile- als auch Spalte-ECC-Codes durchgeführt, um spezielle ECC-Codes 158 zu erzeugen.
Der Segment-ECC-Erzeuger 16 umfasst eine Reed-Solomon-Syndrom-Erzeuger- und Korrekturschaltung, die für eine Ein- oder Zwei-Paket-Korrektur in einer beliebigen Zeile, Spalte oder Diagonale des Daten-/Mehraufwandbereichs 104 des Seg ments 11 durch ein Verwenden von Löschzeigern sorgt. Ein Löschzeiger ist ein Zeiger auf einen Ort eines fehlenden Pakets, der behandelt wird, als ob er gelöscht wurde, derart, dass die Daten alle Nullen sind. Löschzeiger werden durch den SCP 8 gesetzt. Löschzeiger resultieren aus fehlenden oder nicht korrigierbaren Daten-/Mehraufwand-/Segment-ECC-Paketen 30, 32, 34. Zusätzlich können Zeile-ECC-Pakete 152, 153 und Spalte-ECC-Pakete 154, 155 durch eine vierte Korrekturebene korrigiert werden, der in „speziellen" ECC-Paketen 158 vorgesehen ist. Entsprechend treten vier Fehlerkorrekturebenen auf der Segmentebene auf.
Eine Zeilenredundanz wird durch Zeile-ECC-Pakete P 152 und Q 153 für jede Zeile (0 bis 31) des Daten-/Mehraufwandbereichs 104 des Puffersegments 11 bereitgestellt. Bei dem exemplarischen Ausführungsbeispiel wird der gesamte 32-Pakete-mal-32-Pakete-Daten-/Mehraufwandbereich 104 des Puffersegments 11 verwendet, um eine Zeile-ECC-Redundanz zu erzeugen. Jede der 32 Zeilen von Paketen 30 in dem Daten-/Mehraufwandbereich 104 wird verwendet, um zwei eindeutige Redundanz-Code-Zeile-ECC-Pakete P 152 und Q 153 zu erzeugen. Ein Segment-ECC-Erzeuger 16 erzeugt ein Byte in jedem der beiden Zeile-ECC-Pakete P 152 und Q 153 aus den zugeordneten Bytes aller Gleiche-Zeile-Pakete 30. Eine Byteadresse 0 jedes Zeile-ECC-Pakete P 152 und Q 153 für die Zeile 5 z. B. wird aus allen Byteadresse-Null-Orten der Datenpakete 30 in der Zeile 5 erzeugt.
Ähnlich wird eine Spaltenredundanz durch Spalte-ECC-Pakete P 154 und Q 155 für jede Spalte (0 bis 31) des Daten-/Mehraufwandbereichs 104 des Puffersegments 11 bereitgestellt. Bei dem exemplarischen Ausführungsbeispiel wird der gesamte 32-Pakete-mal-32-Pakete-Daten-/Mehraufwandbereich 104 des Puffersegments 11 verwendet, um eine Spalte-ECC-Redundanz zu erzeugen. Jede der 32 Spalten von Paketen 30 in dem Daten-/Mehraufwandbereich 104 wird verwendet, um zwei eindeutige redundante Codes in den Spalte-ECC-Paketen P 154 und Q 155 zu erzeugen.
Eine Diagonalredundanz wird durch Diagonal-ECC-Pakete P 156 und Q 156 für jede Diagonale (0 bis 31) des Daten-/Mehraufwandbereichs 104 des Puffersegments 11 bereitgestellt. Die Diagonalen sind definiert, um jeweils 32 Pakete zu umfassen. Bei einem Ausführungsbeispiel beginnt eine bestimmte Diagonale N bei einer Spalte 0 und einer Zeile N und das nächste Element der Diagonale wird durch ein Inkrementieren von sowohl der gegenwärtigen Spaltenzahl als auch der gegenwärtigen Zeilenzahl, Modulo 32, gefunden. Tabelle 1 stellt die Berechnung der Diagonalen für dieses Ausführungsbeispiel dar.
Tabelle 1
Vier spezielle ECC-Pakete 158 werden aus den 64 Spalte-ECC-Paketen erzeugt. Diese vier speziellen ECC-Pakete 158 werden verwendet, um fehlende Zeile-ECC-Pakete 152, 153 oder Spalte-ECC-Pakete 154, 155 zu korrigieren.
Wenn Datenpakete wiedergewonnen und in den Datenpuffer 10 platziert werden, aktualisiert der Datenpufferverwalter 6 eine Paketstatustabelle (PST) 12. Jedes Segment 11 weist eine entsprechende PST 12 auf, die einen Eintrag beinhaltet, der jedem Pufferpaket 15 in dem Segment 11 entspricht. Jeder PST-Eintrag zeigt Folgendes an: (1) ob das Paket empfangen wurde und gut ist; (2) ob das Paket durch eine Paketkorrektur korrigiert wurde; (3) ob das Paket durch eine Segmentkorrektur korrigiert wurde; und (4) ob das Paket unter Verwendung von entweder Zeile-, Spalte- oder Diago nal-ECC korrigiert wurde. Zusätzlich beinhaltet jede PST 12 einen Paketzählwert, der die Gesamtzahl guter Pakete beinhaltet, die für jede Instanz jeder Struktur empfangen wurden (d. h. jede Zeilen, Spalte und Diagonale). Jede PST 12 beinhaltet außerdem einen Gesamtzählwert, der die Gesamtzahl guter Pakete anzeigt, die in dem Segment 11 vorhanden sind. Die Zählwerte werden durch den SCP 8 verwendet, um zu bestimmen, wann eine Korrektur auf das Segment anzuwenden ist. Der SCP 8 verwaltet alle Segmentkorrekturaktivitäten.
8 ist ein Diagramm einer PST 12, die dem Segment 11 aus 5 entspricht. Jede Zelle 502 der PST 12 weist ein Byte auf. Bits jedes Zellbytes werden verwendet, um das Vorliegen eines guten Pakets an diesem Ort anzuzeigen, sowie die unterschiedlichen Möglichkeiten des Wegs, auf dem dieses korrigiert wurde. Zeile-, Spalte- und Diagonal-Paket-Gut-Zählwerte 504 werden für jede Zeile, Spalte und Diagonale beibehalten. Fehlendes-Paket-Zeiger 506 für jede Zeile, Spalte und Diagonale werden für jede Zeile, Spalte und Diagonale beibehalten.
Während einer Wiedergewinnsitzung wird der Segmentkorrekturprozessor (SCP) eingeschaltet (durch die Erfassung einer neuen GSA), um Pakete zu rekonstruieren, die noch aus dem Puffer „fehlen", wenn diese rekonstruierbar werden. Zum Beispiel ist, wenn sich ein Segment 11 zu füllen beginnt, wenn eine Zeile, Spalte oder Diagonale voll minus einem oder zwei „fehlenden" Paketen wird, der ECC-Erzeuger in der Lage, die fehlenden Pakete zu rekonstruieren. Da jedes Paket in einer Zeile, Spalte und Diagonale liegt, könnte die Rekonstruktion eines oder zweier fehlender Pakete entlang eines der drei unterschiedlichen Strukturen zumindest eine der anderen beiden Strukturen ausreichend ausfüllen, derart, dass die fehlenden Pakete, die sich in dieser Struktur befinden, dann rekonstruiert werden könnten. Wenn z. B. einer Zeile nur ein einzelnes Paket fehlt, wird eine Fehlerkorrektur an der gesamten Zeile unter Verwendung der beiden eindeutigen Redundanzcode-Zeile-ECC-Pakete P 152 und Q 153 durchgeführt, um das fehlende Paket zu rekonstruieren. Die Rekonstruktion des fehlenden Pakets könnte die Diagonale, in der das rekonstruierte Paket liegt, ausreichend ausfüllen, dass ihm nur ein einzelnes anderes Paket fehlt. Eine Fehlerkorrektur wird dann an der Diagonalen des rekonstruierten Pakets durchgeführt, um das fehlende Paket in der Diagonale zu rekonstruieren. Dieser Vorgang wird fortgesetzt, bis alle Pakete in dem Segment wiedergewonnen oder rekonstruiert sind.
Aufgrund des Adressierungsschemas (d. h. der Kombination einer Globalsegmentadresse und einer Paketebene-Lokaladresse), das eindeutig die korrekte Position eines bestimmten Pakets in dem Datenpuffer anzeigt, können Spurpakete, die den Prüfen-nach-Schreiben-Test nicht bestehen, auf einer späteren Spur auf einer Paket-für-Paket-Basis neu geschrieben werden. Anders ausgedrückt könnte, da die Adressreihenfolge von Paketen, die auf das Band geschrieben werden, nicht mehr sich aus einer Bestimmung deren Position in dem Datenpuffer ergebend ist, ein einzelnes Spurpaket, das den Prüfung-nach-Schreiben-Test nicht besteht, in einem späteren Paket gemeinsam mit anderen Spurpaketen, die gerade das erste Mal geschrieben werden, neu geschrieben werden. Entsprechend beinhaltet die spätere Spur, wenn diese vollständig mit neuen Daten und/oder Spurpaketneuschreibungen gefüllt ist, keine redundanten Informationen. Außerdem verhindert, da die Leselogik des Laufwerks es nur erlaubt, dass „gute" Daten an den Datenpuffer gesendet werden, die Erfassung eines „falschen" Datenpakets auf der ersten angetroffenen Spur, dass dasselbe in dem Puffer platziert wird. Dann bewirkt auf eine Erfassung eines „guten" Datenpakets hin, das der gleichen Pufferadresse zugeordnet ist, auf die auf einer späteren Spur getroffen wird, dies, dass das gute Paket in dem Puffer platziert wird. Entsprechend werden „falsche" Spurpakete im Wesentlichen ignoriert und dieselben werden entweder durch den Segmentfehlerkorrekturprozessor rekonstruiert oder werden aus einer späteren Spur als ein Neuschreiben wiedergewonnen, was auch immer zuerst auftritt.
9 ist ein Flussdiagramm, das ein Ausführungsbeispiel des Paketneuschreibverfahrens der Erfindung darstellt.
Wie aus der obigen detaillierten Beschreibung der Erfindung zu erkennen ist, treten Spurneuschreibvorgänge mit einer viel feineren Granularität auf, als in Systemen des Stands der Technik bereitgestellt wurde. Aufgrund des eindeutigen Adressierungsschemas ist der korrekte Ort in dem Datenpuffer für jedes wiedergewonnene Spurpaket bestimmbar und deshalb müssen Spurpakete auf dem Speichermedium in keiner bestimmten Reihenfolge aufgezeichnet werden. Entsprechend können, da die Aufzeichnungsreihenfolge von Spurpaketen irrelevant ist, einzelne Spurpakete gemeinsam mit anderen das erste Mal aufgezeichneten Spurpaketen neu geschrieben werden, wodurch die Menge an Raum, die zum Neuschreiben eines einzelnen Paketfehlers erforderlich ist, reduziert wird.

Claims

Ein Verfahren zum Aufzeichnen von Daten auf ein Speichermedium (50), das folgende Schritte aufweist: Empfangen eines Datenpakets (15) in einen Ort in einem Datenpuffer 10, der eine Mehrzahl von Segmenten (11) aufweist, wobei das Datenpaket (15) eine zugeordnete Lokalpaketadresse (74) aufweist, die eine Adresse des Orts des Datenpakets (15) in einem Segment (11) in dem Puffer (10) aufweist, und eine Segmentadresse des Segments (11) unter der Mehrzahl von Segmenten (11) des Datenpuffers (10) aufweist, in dem sich der Ort des Datenpakets (15) befindet, wobei das Segment (11) eine zugeordnete Globalsegmentadresse (37) aufweist, die das Segment (11) von Daten, die aufgezeichnet werden sollen, in einem Globalsegmentadressbereich adressiert, der eine gesamte Spanne des Speichermediums (15) abdeckt, und eine Segmentzahl des Segments (11) unter der Mehrzahl von Segmenten (11) in dem Datenpuffer (10) aufweist; Formatieren (902) des Datenpakets (15) und der zugeordneten Lokalpaketadresse in ein Spurpaket (7); Aufzeichnen (904) des Spurpakets (7) entlang einer Spur (9) auf das Speichermedium (50); periodisches Aufzeichnen von Globalsegmentadressen auf das Speichermedium (50) nahe zugeordneter Spurpakete (7); Wiedergewinnen des aufgezeichneten Spurpakets (7) aus dem Speichermedium (50); Durchführen (906) eines Prüfen-nach-Schreiben-Tests an dem wiedergewonnenen Spurpaket (7); und erneutes Aufzeichnen des Spurpakets (7) gemeinsam mit anderen Spurpaketen (7), die gerade das erste Mal geschrieben werden, wenn das Spurpaket (7) den Prüfen-nach-Schreiben-Test nicht besteht (908).
Ein Verfahren zum Wiedergewinnen von Daten aus einem Speichermedium (50), das folgende Schritte aufweist: Wiedergewinnen (32) eines Spurpakets (7) aus dem Speichermedium (50); Extrahieren (36) eines Datenpakets (15) und einer zugeordneten lokalen Paketadresse (74) aus dem Spurpaket (15), wobei die zugeordnete Lokalpaketadresse (74) eine Adresse des Orts des Datenpakets (15) in einem Segment (11) in einem Datenpuffer (10) aufweist, das eine Mehrzahl von Segmenten (11) aufweist, und eine Segmentadresse des Segments (11) unter der Mehrzahl von Segmenten (11) des Datenpuffers (10) aufweist, in dem sich der Ort des Datenpakets (15) befindet; Wiedergewinnen (32) einer Globalsegmentadresse aus dem Speichermedium (50), die ein Segment (11) von Daten in einem Globalsegmentadressbereich adressiert, der eine gesamte Spanne des Speichermediums (50) bedeckt, und eine Segmentzahl des Segments (11) unter der Mehrzahl von Segmenten (11) in dem Datenpuffer (10) aufweist; Bestimmen (38) eines Orts des Datenpakets (15) in einem Segment (11) des Datenpuffers unter Verwendung der Lokalpaketadresse (74) und der Globalsegmentadresse (37); Bestimmen (38, 20), ob das Datenpaket einen Fehler beinhaltet; und Platzieren (38) des Pakets (15) in dem Datenpuffer (10) an dem bestimmten Ort, wenn das Datenpaket keinen Fehler beinhaltet.
Eine Datenaufzeichnungs-/Wiedergewinnungsvorrichtung, die folgende Merkmale aufweist: einen Datenpuffer (10), der eine Mehrzahl von Segmenten (11) aufweist; einen Lesekanal (32) zum Wiedergewinnen eines aufgezeichneten Spurpakets (7) und einer zugeordneten Globalsegmentadresse (37) aus einem Speichermedium (50), wobei die Globalsegmentadresse (37) ein Segment (11) von Daten in einem Globalsegmentadressbereich adressiert, der eine gesamte Spanne des Speichermediums (50) abdeckt, und eine Segmentzahl des Segments (11) unter der Mehrzahl von Segmenten (11) in dem Datenpuffer (10) aufweist; einen Spurpaket-Demodulator/Decodierer (36) zum Extrahieren eines Datenpakets (15) und einer zugeordneten Lokalpaketadresse (74) aus dem wiedergewonnenen Spurpaket (7), wobei die Lokalpaketadresse (74) eine Adresse des Orts des Datenpakets (15) in einem Segment (11) in dem Datenpuffer (10) aufweist, und eine Segmentadresse des Segments (11) unter der Mehrzahl von Segmenten (11) des Datenpuffers (10) aufweist, in dem sich der Ort des Datenpakets (15) befindet; und einen Prüfen-nach-Schreiben-Prozessor (40) zum Bestimmen, ob das wiedergewonnene Spurpaket einen Prüfen-nach-Schreiben-Test besteht, und zum Bewirken, dass das wiedergewonnene Spurpaket (7) erneut gemeinsam mit anderen Spurpaketen (7) aufgezeichnet wird, die gerade das erste Mal geschrieben werden, wenn das wiederge wonnene Spurpaket den Prüfen-nach-Schreiben-Test nicht besteht.
Ein Speichermedium (50), das folgende Merkmale aufweist: eine Mehrzahl von Spurpaketen (7), wobei jedes Spurpaket (7) ein Datenpaket (15) und eine zugeordnete Lokalpaketadresse (74) aufweist, wobei die Lokalpaketadresse (74) eine Adresse des Orts des Datenpakets (15) in einem Segment (11) in einem Datenpuffer (10) einer Datenaufzeichnungs-/Wiedergewinnungsvorrichtung aufweist, wobei der Datenpuffer (10) eine Mehrzahl von Segmenten (11) aufweist, wobei die Lokalpaketadresse ferner eine Segmentadresse des Segments (11) unter der Mehrzahl von Segmenten (11) des Datenpuffers (10) aufweist, in dem sich der Ort des Datenpakets (15) befindet; eine Globalsegmentadresse, die nahe an zugeordneten Spurpaketen auf das Speichermedium (50) geschrieben ist, wobei die Globalsegmentadresse (37) ein Segment (11) von Daten in einem Globalsegmentadressbereich adressiert, der eine gesamte Spanne des Speichermediums (50) abdeckt, und eine Segmentzahl des Segments (11) unter der Mehrzahl von Segmenten (11) in dem Datenpuffer (10) aufweist; und ein neu geschriebenes Spurpaket, das ein Datenpaket (15) und eine zugeordnete Lokalpaketadresse (74) aufweist, das gerade gemeinsam mit anderen Spurpaketen (7), die gerade das erste Mal geschrieben werden, auf das Speichermedium (50) geschrieben wird.