JPH06236700A - 読取り／書込みメモリ用列冗長アーキテクチャ - Google Patents
読取り／書込みメモリ用列冗長アーキテクチャInfo
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- JPH06236700A JPH06236700A JP5014568A JP1456893A JPH06236700A JP H06236700 A JPH06236700 A JP H06236700A JP 5014568 A JP5014568 A JP 5014568A JP 1456893 A JP1456893 A JP 1456893A JP H06236700 A JPH06236700 A JP H06236700A
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- For Increasing The Reliability Of Semiconductor Memories (AREA)
- Dram (AREA)
- Static Random-Access Memory (AREA)
- Techniques For Improving Reliability Of Storages (AREA)
Abstract
(57)【要約】
主メモリアレイがブロックの形態で配列され且つ各々が
該ブロックのうちの何れか一つにおける列を置換するこ
との可能な冗長列を有する集積回路メモリが提供され
る。該冗長列は、各列と関連する冗長列デコーダにより
選択される。複数個の冗長センスアンプは、各々、選択
された冗長列と関連している。冗長列デコーダの各々
は、それと関連するどの冗長列が選択されるべきかに応
答して列アドレスを格納する一組のヒューズを有してい
る。各冗長センスアンプの結合は、入力／出力端子の各
々と関連する冗長マルチプレクサにより制御される。各
冗長マルチプレクサは、それに対応する各冗長列デコー
ダから冗長列選択信号を受取り、且つ冗長列が選択され
ると、その入力／出力端子がそれと関連するセンスアン
プと通信状態とされるべきであるか否かを表わすヒュー
ズを有している。
該ブロックのうちの何れか一つにおける列を置換するこ
との可能な冗長列を有する集積回路メモリが提供され
る。該冗長列は、各列と関連する冗長列デコーダにより
選択される。複数個の冗長センスアンプは、各々、選択
された冗長列と関連している。冗長列デコーダの各々
は、それと関連するどの冗長列が選択されるべきかに応
答して列アドレスを格納する一組のヒューズを有してい
る。各冗長センスアンプの結合は、入力／出力端子の各
々と関連する冗長マルチプレクサにより制御される。各
冗長マルチプレクサは、それに対応する各冗長列デコー
ダから冗長列選択信号を受取り、且つ冗長列が選択され
ると、その入力／出力端子がそれと関連するセンスアン
プと通信状態とされるべきであるか否かを表わすヒュー
ズを有している。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明はメモリアレイを有する集
積回路の技術分野に関するものであって、更に詳細に
は、この様な回路における冗長技術に関するものであ
る。
積回路の技術分野に関するものであって、更に詳細に
は、この様な回路における冗長技術に関するものであ
る。
【０００２】
【従来の技術】最近のメモリ集積回路、特に、例えばス
タチックランダムアクセスメモリ（ＳＲＡＭ）及びダイ
ナミックランダムアクセスメモリ（ＤＲＡＭ）などの読
取り／書込み回路は、物理的寸法及びその中でのメモリ
位置の密度が極めて大きなものとなっている。例えば、
２20個のアドレス可能な位置を有するＳＲＡＭ及び２22
個のアドレス可能な位置を有するＤＲＡＭを現在容易に
入手することが可能である。サブミクロンの特徴寸法の
場合であっても、この様なメモリを有する集積回路チッ
プの物理的寸法は、１８０平方ｋｍｉｌの程度の大きさ
のものとなる場合がある。更に、現在の多くの複雑なマ
イクロプロセサは、かなりの量のオンチップメモリを有
しており、例えば６４キロバイト以上のリードオンリー
メモリ及び６４キロバイト以上のランダムアクセスメモ
リなどのメモリを有している。この様な最近のマイクロ
プロセサの幾つかの物理的なチップの寸法は、２５０平
方ｋｍｉｌの程度の大きさとなる場合がある。
タチックランダムアクセスメモリ（ＳＲＡＭ）及びダイ
ナミックランダムアクセスメモリ（ＤＲＡＭ）などの読
取り／書込み回路は、物理的寸法及びその中でのメモリ
位置の密度が極めて大きなものとなっている。例えば、
２20個のアドレス可能な位置を有するＳＲＡＭ及び２22
個のアドレス可能な位置を有するＤＲＡＭを現在容易に
入手することが可能である。サブミクロンの特徴寸法の
場合であっても、この様なメモリを有する集積回路チッ
プの物理的寸法は、１８０平方ｋｍｉｌの程度の大きさ
のものとなる場合がある。更に、現在の多くの複雑なマ
イクロプロセサは、かなりの量のオンチップメモリを有
しており、例えば６４キロバイト以上のリードオンリー
メモリ及び６４キロバイト以上のランダムアクセスメモ
リなどのメモリを有している。この様な最近のマイクロ
プロセサの幾つかの物理的なチップの寸法は、２５０平
方ｋｍｉｌの程度の大きさとなる場合がある。
【０００３】公知の如く、集積回路チップにおける最小
特徴寸法がより小さくなると、故障を発生することの可
能な欠陥寸法（即ち、「壊滅的」欠陥の寸法）も縮小す
る。その結果、特に、大きなチップ寸法の場合には、壊
滅的欠陥の寸法が減少する場合に適切な製造歩留りを達
成することはより困難である。比較的大型の集積回路チ
ップの単一の小さな欠陥に対する影響を減少させるため
に、最近の集積回路では、回路のメモリ部分における欠
陥性の行及び列をそれぞれ置換させるために使用するこ
との可能な予備の行及び列を使用している。予備の行又
は列のうちの一つを置換することは、従来、デコーダ回
路におけるヒューズを開放することにより（又は、場合
により、アンチヒューズを閉成することにより）なされ
ており、従って主メモリアレイ内の欠陥性の行又は列に
対するアドレスを受取った場合に予備の行又は列へのア
クセスがなされる。従来のヒューズは、レーザビームに
より開放状態とさせることの可能なポリシリコンヒュー
ズや、アバランシェ型のヒューズ及びアンチヒューズな
どがある。
特徴寸法がより小さくなると、故障を発生することの可
能な欠陥寸法（即ち、「壊滅的」欠陥の寸法）も縮小す
る。その結果、特に、大きなチップ寸法の場合には、壊
滅的欠陥の寸法が減少する場合に適切な製造歩留りを達
成することはより困難である。比較的大型の集積回路チ
ップの単一の小さな欠陥に対する影響を減少させるため
に、最近の集積回路では、回路のメモリ部分における欠
陥性の行及び列をそれぞれ置換させるために使用するこ
との可能な予備の行及び列を使用している。予備の行又
は列のうちの一つを置換することは、従来、デコーダ回
路におけるヒューズを開放することにより（又は、場合
により、アンチヒューズを閉成することにより）なされ
ており、従って主メモリアレイ内の欠陥性の行又は列に
対するアドレスを受取った場合に予備の行又は列へのア
クセスがなされる。従来のヒューズは、レーザビームに
より開放状態とさせることの可能なポリシリコンヒュー
ズや、アバランシェ型のヒューズ及びアンチヒューズな
どがある。
【０００４】従来の冗長技術を組込んだメモリ装置の例
としては、Ｈａｒｄｅｅ ｅｔ ａｌ．著「欠陥寛容性
３０ｎｓ／３７５ｍＷ１６Ｋ×１ＮＭＯＳスタチックＲ
ＡＭ（Ａ Ｆａｕｌｔ−Ｔｏｌｅｒａｎｔ ３０ ｎｓ
／３７５ ｍＷ １６Ｋ ×１ ＮＭＯＳ Ｓｔａｔｉ
ｃ ＲＡＭ）」、ジャーナル・オブ・ソリッド・ステー
ト・サーキッツ、Ｖｏｌ．ＳＣ−１６、Ｎｏ．５（ＩＥ
ＥＥ、１９８１）、４３５−４３頁及びＣｈｉｌｄｓ
ｅｔ ａｌ．著「１８ｎｓ４Ｋ×４ＣＭＯＳＳＲＡＭ
（Ａｎ １８ ｎｓ ４Ｋ × ４ ＣＭＯＳ ＳＲＡ
Ｍ）」、ジャーナル・オブ・ソリッド・ステート・サー
キッツ、Ｖｏｌ．ＳＣ−１９、Ｎｏ．５（ＩＥＥＥ、１
９８４）５４５−５１頁の文献に記載されている。従来
の冗長デコーダの一例は、本願出願人に譲渡されている
１９８６年２月２５日付で発行された米国特許第４，５
７３，１４６号に記載されている。
としては、Ｈａｒｄｅｅ ｅｔ ａｌ．著「欠陥寛容性
３０ｎｓ／３７５ｍＷ１６Ｋ×１ＮＭＯＳスタチックＲ
ＡＭ（Ａ Ｆａｕｌｔ−Ｔｏｌｅｒａｎｔ ３０ ｎｓ
／３７５ ｍＷ １６Ｋ ×１ ＮＭＯＳ Ｓｔａｔｉ
ｃ ＲＡＭ）」、ジャーナル・オブ・ソリッド・ステー
ト・サーキッツ、Ｖｏｌ．ＳＣ−１６、Ｎｏ．５（ＩＥ
ＥＥ、１９８１）、４３５−４３頁及びＣｈｉｌｄｓ
ｅｔ ａｌ．著「１８ｎｓ４Ｋ×４ＣＭＯＳＳＲＡＭ
（Ａｎ １８ ｎｓ ４Ｋ × ４ ＣＭＯＳ ＳＲＡ
Ｍ）」、ジャーナル・オブ・ソリッド・ステート・サー
キッツ、Ｖｏｌ．ＳＣ−１９、Ｎｏ．５（ＩＥＥＥ、１
９８４）５４５−５１頁の文献に記載されている。従来
の冗長デコーダの一例は、本願出願人に譲渡されている
１９８６年２月２５日付で発行された米国特許第４，５
７３，１４６号に記載されている。
【０００５】勿論、これらの予備の行及び列は、それを
実現するためには付加的なチップ面積を必要とする。勿
論、余りにも多くの予備の行及び列を設けることは、製
造コストを節約するどころか増加させる場合があり、例
えば、予備の要素及びそれらのデコーダのために必要と
されるチップ面積のコストがこれらの予備の要素を使用
することにより得られる歩留りの改善を上回る場合など
である。従って、予備の行及び列の数は、予定される欠
陥密度を考慮して選択されねばならない。予備の要素の
数の選択に加えて、効果的な冗長技術は、発生する可能
性のある欠陥のタイプを考慮せねばならず、従って予備
の要素は予測される欠陥のタイプと一致することとな
る。
実現するためには付加的なチップ面積を必要とする。勿
論、余りにも多くの予備の行及び列を設けることは、製
造コストを節約するどころか増加させる場合があり、例
えば、予備の要素及びそれらのデコーダのために必要と
されるチップ面積のコストがこれらの予備の要素を使用
することにより得られる歩留りの改善を上回る場合など
である。従って、予備の行及び列の数は、予定される欠
陥密度を考慮して選択されねばならない。予備の要素の
数の選択に加えて、効果的な冗長技術は、発生する可能
性のある欠陥のタイプを考慮せねばならず、従って予備
の要素は予測される欠陥のタイプと一致することとな
る。
【０００６】推測される如く、メモリアレイの組織も、
実現すべき予備の要素の数を選択する上で大きなファク
タである。パワーを減少させる目的のために、多くの高
集積度メモリは、現在のところ、サブアレイ即ちブロッ
クの形態に組織化されており、従ってメモリの一部のみ
が与えられたアクセスにおいて付勢されることが必要で
あるに過ぎず、その結果著しくパワーを減少させてい
る。電力散逸は、例えばバッテリ駆動されるポータブル
コンピュータなどの適用において使用することが意図さ
れた集積回路メモリにとっては特に重要な事項である。
本願出願人に譲渡されている１９９０年９月２６日付で
出願された米国特許出願第５８８，６００号は、この様
に区画化したアレイを有するメモリを記載している。
実現すべき予備の要素の数を選択する上で大きなファク
タである。パワーを減少させる目的のために、多くの高
集積度メモリは、現在のところ、サブアレイ即ちブロッ
クの形態に組織化されており、従ってメモリの一部のみ
が与えられたアクセスにおいて付勢されることが必要で
あるに過ぎず、その結果著しくパワーを減少させてい
る。電力散逸は、例えばバッテリ駆動されるポータブル
コンピュータなどの適用において使用することが意図さ
れた集積回路メモリにとっては特に重要な事項である。
本願出願人に譲渡されている１９９０年９月２６日付で
出願された米国特許出願第５８８，６００号は、この様
に区画化したアレイを有するメモリを記載している。
【０００７】この様に区画化したメモリは著しい、且つ
ある場合には、本質的なパワーの減少を提供するが、主
メモリをサブアレイに組織化することは、予備の要素、
特に冗長列の割当てをよりコスト高のものとする。サブ
アレイ即ちブロックの数が増加すると、例えば最大で１
６個又は３２個のブロックに増大すると、各々に対して
予備の列を設けるチップ面積コストは極めて高いものと
なる。その結果、ブロック当りより少ない数の列が設け
られ、そのことは、勿論、予備の列を使用することによ
り修復可能な欠陥の数を減少させることとなる。
ある場合には、本質的なパワーの減少を提供するが、主
メモリをサブアレイに組織化することは、予備の要素、
特に冗長列の割当てをよりコスト高のものとする。サブ
アレイ即ちブロックの数が増加すると、例えば最大で１
６個又は３２個のブロックに増大すると、各々に対して
予備の列を設けるチップ面積コストは極めて高いものと
なる。その結果、ブロック当りより少ない数の列が設け
られ、そのことは、勿論、予備の列を使用することによ
り修復可能な欠陥の数を減少させることとなる。
【０００８】更に、効率的に冗長列を設けることの困難
性を悪化させることとしては、最近のＲＡＭにおいての
複数個の入力／出力端子の共通的な使用がある。多くの
ＲＡＭは８個又は１６個の同時的な出力を与え、例え
ば、上述した米国特許出願第５８８，６００号のメモリ
は、各メモリアドレスで８個のビット（全て同一のブロ
ック内）へアクセスする。ブロック当り入力／出力当り
１個の列の割当ては、必要とされるチップ面積を著しく
増加させる場合があり、一方ブロック当り入力／出力当
り１個の列の割当ては、修復可能性歩留りを制限する場
合がある（即ち、予備の列を使用することにより節約す
ることの可能な構築されたメモリの部分）。
性を悪化させることとしては、最近のＲＡＭにおいての
複数個の入力／出力端子の共通的な使用がある。多くの
ＲＡＭは８個又は１６個の同時的な出力を与え、例え
ば、上述した米国特許出願第５８８，６００号のメモリ
は、各メモリアドレスで８個のビット（全て同一のブロ
ック内）へアクセスする。ブロック当り入力／出力当り
１個の列の割当ては、必要とされるチップ面積を著しく
増加させる場合があり、一方ブロック当り入力／出力当
り１個の列の割当ては、修復可能性歩留りを制限する場
合がある（即ち、予備の列を使用することにより節約す
ることの可能な構築されたメモリの部分）。
【０００９】
【発明が解決しようとする課題】本発明の目的とすると
ころは、冗長列を複数個のブロックアドレスにマップす
ることの可能なメモリ列冗長アーキテクチャを有する集
積回路を提供することである。
ころは、冗長列を複数個のブロックアドレスにマップす
ることの可能なメモリ列冗長アーキテクチャを有する集
積回路を提供することである。
【００１０】本発明の別の目的とするところは、冗長列
を幾つかの入力／出力端子のうちの一つへマップするこ
とが可能なその様な回路を提供することである。
を幾つかの入力／出力端子のうちの一つへマップするこ
とが可能なその様な回路を提供することである。
【００１１】本発明の更に別の目的とするところは、冗
長列のアドレス割当てのプログラミングが比較的簡単で
あるその様な回路を提供することである。
長列のアドレス割当てのプログラミングが比較的簡単で
あるその様な回路を提供することである。
【００１２】本発明の更に別の目的とするところは、冗
長列をアクセスする場合の性能ロスが最小であるか又は
取除かれているその様な回路を提供することである。
長列をアクセスする場合の性能ロスが最小であるか又は
取除かれているその様な回路を提供することである。
【００１３】
【課題を解決するための手段】本発明は、各行と関連す
る複数個の冗長列からなるブロックを与えることにより
冗長列を具備するメモリ集積回路に組込むことが可能で
あり、該列の各々は、入力／出力端子の割当てに拘らず
且つブロックアドレスに拘らず、異なった列アドレスに
割当てることが可能である。各冗長列はブロック選択部
分と列選択部分とを有する冗長列デコーダと関連してい
る。複数個の冗長センスアンプが設けられ、従って複数
個の冗長列が、異なった入力／出力端子にマップされた
同一のアドレスでアクセスすることが可能である。ヒュ
ーズでプログラム即ち書込み可能なマルチプレクス回路
が設けられており、従って各冗長列を複数個の入力／出
力端子のうちの何れか一つへマップさせることが可能で
ある。各冗長センスアンプは、選択された冗長列に依存
して、入力／出力端子のうちのいずれか一つへマップす
ることが可能である。
る複数個の冗長列からなるブロックを与えることにより
冗長列を具備するメモリ集積回路に組込むことが可能で
あり、該列の各々は、入力／出力端子の割当てに拘らず
且つブロックアドレスに拘らず、異なった列アドレスに
割当てることが可能である。各冗長列はブロック選択部
分と列選択部分とを有する冗長列デコーダと関連してい
る。複数個の冗長センスアンプが設けられ、従って複数
個の冗長列が、異なった入力／出力端子にマップされた
同一のアドレスでアクセスすることが可能である。ヒュ
ーズでプログラム即ち書込み可能なマルチプレクス回路
が設けられており、従って各冗長列を複数個の入力／出
力端子のうちの何れか一つへマップさせることが可能で
ある。各冗長センスアンプは、選択された冗長列に依存
して、入力／出力端子のうちのいずれか一つへマップす
ることが可能である。
【００１４】
【実施例】次に、図１を参照して、本発明の好適実施例
に基づいて構成された集積回路の一例について説明す
る。この例においては、メモリ１はスタチックランダム
アクセスメモリ（ＳＲＡＭ）であり、複数個のブロック
１０内にそのメモリセルを有しており、それらのブロッ
クは、図１においては、この様なメモリにおけるそれら
の物理的な位置の一例に従って示されている。尚、冗長
列を有するメモリアレイを具備するその他のタイプの集
積回路に対しても本発明を適用することが可能であり、
その様な集積回路は、例えばリードオンリーメモリ、Ｆ
ＩＦＯ、ＤＲＡＭなどのその他のタイプのメモリや、マ
イクロプロセサ及びその他のメモリを組込んだ論理装置
を包含するものである。
に基づいて構成された集積回路の一例について説明す
る。この例においては、メモリ１はスタチックランダム
アクセスメモリ（ＳＲＡＭ）であり、複数個のブロック
１０内にそのメモリセルを有しており、それらのブロッ
クは、図１においては、この様なメモリにおけるそれら
の物理的な位置の一例に従って示されている。尚、冗長
列を有するメモリアレイを具備するその他のタイプの集
積回路に対しても本発明を適用することが可能であり、
その様な集積回路は、例えばリードオンリーメモリ、Ｆ
ＩＦＯ、ＤＲＡＭなどのその他のタイプのメモリや、マ
イクロプロセサ及びその他のメモリを組込んだ論理装置
を包含するものである。
【００１５】従来における如く、メモリ１におけるメモ
リセルは行及び列の形態で配列されている。この例にお
いては、メモリ１は１２８Ｋ×８の行列からなる１Ｍｂ
ｉｔのＳＲＡＭであり、メモリ１は１０２４個の行の各
々に対して１０２４個の列を有している。勿論、本発明
は、メモリの集積度及び機能性に従ってその他の行列の
構成に対しても適用可能なものである。注意すべきこと
であるが、メモリ１における行及び列の指定、特に以下
に説明すべき冗長列アーキテクチャの指定は、複数個の
メモリセルがワード線により選択されるアレイ方向のこ
とを意味するために行という用語を使用する。従来のメ
モリにおいては、選択された行内のメモリセルの各々
が、通常、１本又は相補対のビット線へ結合されてい
る。本明細書においては、列という用語は、選択された
行における一つ又はそれ以上のメモリセルが読取り又は
書込みのアクセスのために選択されるアレイ方向のこと
を意味するために使用される。従来のメモリにおいて
は、このことは、通常、ビット線のうちの一つをセンス
アンプ／書込み回路へ又は内部データバスへ結合するこ
とにより達成される。この様な行及び列の用語の使用
は、当該技術分野における一般的な理解と一貫性を有す
るものである。
リセルは行及び列の形態で配列されている。この例にお
いては、メモリ１は１２８Ｋ×８の行列からなる１Ｍｂ
ｉｔのＳＲＡＭであり、メモリ１は１０２４個の行の各
々に対して１０２４個の列を有している。勿論、本発明
は、メモリの集積度及び機能性に従ってその他の行列の
構成に対しても適用可能なものである。注意すべきこと
であるが、メモリ１における行及び列の指定、特に以下
に説明すべき冗長列アーキテクチャの指定は、複数個の
メモリセルがワード線により選択されるアレイ方向のこ
とを意味するために行という用語を使用する。従来のメ
モリにおいては、選択された行内のメモリセルの各々
が、通常、１本又は相補対のビット線へ結合されてい
る。本明細書においては、列という用語は、選択された
行における一つ又はそれ以上のメモリセルが読取り又は
書込みのアクセスのために選択されるアレイ方向のこと
を意味するために使用される。従来のメモリにおいて
は、このことは、通常、ビット線のうちの一つをセンス
アンプ／書込み回路へ又は内部データバスへ結合するこ
とにより達成される。この様な行及び列の用語の使用
は、当該技術分野における一般的な理解と一貫性を有す
るものである。
【００１６】アドレス端子Ａ0 乃至Ａn は、アクセスさ
れるべきメモリセルの指定に従ってアドレス信号を受取
る。従来の態様においては、アドレス端子Ａ0 乃至Ａn
はアドレスバッファ２８へ接続されており、それは受取
ったアドレス信号をバッファし且つ該アドレス信号のう
ちの一部をバスＲＯＷを介して行デコーダ２４ａ，２４
ｂへ送給し且つ残りの部分をバスＣＯＬを介して列デコ
ーダ２６ａ，２６ｂへ送給する。行デコーダ２４ａ，２
４ｂは、従来の態様で選択したワード線をイネーブル即
ち動作可能状態とさせることにより一行のメモリセルを
選択し、且つ、この例においては、メモリアレイブロッ
ク１０の一側部に沿って位置されている。この例におけ
る列デコーダ２６ａ，２６ｂは、該アドレスの列部分に
従ってセンスアンプ１３により検知されるべき選択され
た行内の８個のメモリセルを選択する。
れるべきメモリセルの指定に従ってアドレス信号を受取
る。従来の態様においては、アドレス端子Ａ0 乃至Ａn
はアドレスバッファ２８へ接続されており、それは受取
ったアドレス信号をバッファし且つ該アドレス信号のう
ちの一部をバスＲＯＷを介して行デコーダ２４ａ，２４
ｂへ送給し且つ残りの部分をバスＣＯＬを介して列デコ
ーダ２６ａ，２６ｂへ送給する。行デコーダ２４ａ，２
４ｂは、従来の態様で選択したワード線をイネーブル即
ち動作可能状態とさせることにより一行のメモリセルを
選択し、且つ、この例においては、メモリアレイブロッ
ク１０の一側部に沿って位置されている。この例におけ
る列デコーダ２６ａ，２６ｂは、該アドレスの列部分に
従ってセンスアンプ１３により検知されるべき選択され
た行内の８個のメモリセルを選択する。
【００１７】この例に基づくメモリ１においては、メモ
リセルは１６個の主アレイブロック１０0 乃至１０15に
グループ化されている。勿論、アレイブロック１０の数
は、メモリ１の所望の機能性に従ってそれぞれの具体的
な実現例により異なることが可能である。このメモリの
１６個の主アレイブロック１０への区画化は、例えばポ
ータブルコンピュータにおいて使用されるような低電力
メモリにおいて特に有益的なものである。なぜならば、
選択されたメモリセルが位置されているブロック１０の
みがサイクル期間中にイネーブル即ち動作可能状態とさ
れることが必要であるに過ぎないからである。この例に
おいては、各主アレイブロック１０は６４個の列を有し
ている。ブロックの選択は、行アドレスビットのうちの
一つ（上側半分か又は下側半分かを表わす）及び列アド
レスビットのうちの４個（選択されるべき１６個の主ア
レイブロック１０のうちの一つを表わす）に基づいて行
なうことが可能である。尚、本願出願人に譲渡されてい
る１９９０年９月２６日付で出願した米国特許出願第５
８８，６０９号に記載される如く、主アレイブロック１
０の間にラッチ型行線リピータを設けることにより活性
電力を更に減少させることが可能である。
リセルは１６個の主アレイブロック１０0 乃至１０15に
グループ化されている。勿論、アレイブロック１０の数
は、メモリ１の所望の機能性に従ってそれぞれの具体的
な実現例により異なることが可能である。このメモリの
１６個の主アレイブロック１０への区画化は、例えばポ
ータブルコンピュータにおいて使用されるような低電力
メモリにおいて特に有益的なものである。なぜならば、
選択されたメモリセルが位置されているブロック１０の
みがサイクル期間中にイネーブル即ち動作可能状態とさ
れることが必要であるに過ぎないからである。この例に
おいては、各主アレイブロック１０は６４個の列を有し
ている。ブロックの選択は、行アドレスビットのうちの
一つ（上側半分か又は下側半分かを表わす）及び列アド
レスビットのうちの４個（選択されるべき１６個の主ア
レイブロック１０のうちの一つを表わす）に基づいて行
なうことが可能である。尚、本願出願人に譲渡されてい
る１９９０年９月２６日付で出願した米国特許出願第５
８８，６０９号に記載される如く、主アレイブロック１
０の間にラッチ型行線リピータを設けることにより活性
電力を更に減少させることが可能である。
【００１８】一方、前記主アレイブロック１０のうちの
一つにおける一つの行の選択は、それに対して動作可能
な主アレイブロック１０を横断して延在する行デコーダ
２４ａ，２４ｂにより発生されるグローバルワード線に
より行なうことが可能である。主アレイブロック１０の
各々におけるメモリセルがそれらのビット線へ接続され
るパスゲートは、この変形配列においては、各行部分に
対しての各主アレイブロック１０内にのみ延在するロー
カルワード線により制御される。この配列においては、
各グローバルワード線とローカルワード線との間に接続
されているパストランジスタは、列アドレスのブロック
部分に基づいてイネーブルされ、従って列アドレスによ
り選択された主アレイブロック１０と関連するローカル
ワード線のみがイネーブルされ、従って各メモリサイク
ルの活性電力散逸を減少させている。この様な配列の一
例は、Ｓａｋｕｒａｉ ｅｔ ａｌ．「ダイナミック二
重ワード線を有する低電力４６ナノ秒２５６キロビット
ＣＭＯＳスタチックＲＡＭ（Ａ Ｌｏｗ Ｐｏｗｅｒ
４６ ｎｓ ２５６ ｋｂｉｔ ＣＭＯＳ Ｓｔａｔｉ
ｃ ＲＡＭ ｗｉｔｈ Ｄｙｎａｍｉｃ Ｄｏｕｂｌｅ
Ｗｏｒｄ Ｌｉｎｅ）」、ＩＥＥＥ・ジャーナル・オ
ブ・ソリッド・ステート・サーキッツ、Ｖｏｌ．ＳＣ−
１９、Ｎｏ．５（ＩＥＥＥ、１９８４年１０月）、５７
８−５８５頁の文献に記載されている。
一つにおける一つの行の選択は、それに対して動作可能
な主アレイブロック１０を横断して延在する行デコーダ
２４ａ，２４ｂにより発生されるグローバルワード線に
より行なうことが可能である。主アレイブロック１０の
各々におけるメモリセルがそれらのビット線へ接続され
るパスゲートは、この変形配列においては、各行部分に
対しての各主アレイブロック１０内にのみ延在するロー
カルワード線により制御される。この配列においては、
各グローバルワード線とローカルワード線との間に接続
されているパストランジスタは、列アドレスのブロック
部分に基づいてイネーブルされ、従って列アドレスによ
り選択された主アレイブロック１０と関連するローカル
ワード線のみがイネーブルされ、従って各メモリサイク
ルの活性電力散逸を減少させている。この様な配列の一
例は、Ｓａｋｕｒａｉ ｅｔ ａｌ．「ダイナミック二
重ワード線を有する低電力４６ナノ秒２５６キロビット
ＣＭＯＳスタチックＲＡＭ（Ａ Ｌｏｗ Ｐｏｗｅｒ
４６ ｎｓ ２５６ ｋｂｉｔ ＣＭＯＳ Ｓｔａｔｉ
ｃ ＲＡＭ ｗｉｔｈ Ｄｙｎａｍｉｃ Ｄｏｕｂｌｅ
Ｗｏｒｄ Ｌｉｎｅ）」、ＩＥＥＥ・ジャーナル・オ
ブ・ソリッド・ステート・サーキッツ、Ｖｏｌ．ＳＣ−
１９、Ｎｏ．５（ＩＥＥＥ、１９８４年１０月）、５７
８−５８５頁の文献に記載されている。
【００１９】最も最近のＳＲＡＭ及びＤＲＡＭの場合に
おける如く、メモリ１は、メモリサイクルにおける特定
の点において例えばあるノード（例えば、ビット線）の
プレチャージ及び平衡化などのある程度の動的動作を包
含している。ＳＲＡＭ１におけるサイクルの開始は、ア
ドレス遷移検知（ＡＴＤ）回路２５により行なわれるア
ドレス遷移の検知により発生する。ＡＴＤ回路２５は、
好適にはアドレスバッファ２８の前において（図示した
如く）、アドレス入力端Ａ0 乃至Ａn の各々へ接続して
おり、且つアドレス入力端Ａ0 乃至Ａn のうちの何れか
一つ又はそれ以上においての遷移の検知に応答してライ
ンＡＴＤ上にパルスを発生する。この様なパルスは、従
来の態様でメモリ１の内部動作を制御する上で有用なも
のである。ＡＴＤ回路２５及びアドレスバッファ２８の
好適な例は、本願出願人に譲渡されている１９９０年１
０月２２日付で出願された米国特許出願第６０１，２８
７号に記載されている。
おける如く、メモリ１は、メモリサイクルにおける特定
の点において例えばあるノード（例えば、ビット線）の
プレチャージ及び平衡化などのある程度の動的動作を包
含している。ＳＲＡＭ１におけるサイクルの開始は、ア
ドレス遷移検知（ＡＴＤ）回路２５により行なわれるア
ドレス遷移の検知により発生する。ＡＴＤ回路２５は、
好適にはアドレスバッファ２８の前において（図示した
如く）、アドレス入力端Ａ0 乃至Ａn の各々へ接続して
おり、且つアドレス入力端Ａ0 乃至Ａn のうちの何れか
一つ又はそれ以上においての遷移の検知に応答してライ
ンＡＴＤ上にパルスを発生する。この様なパルスは、従
来の態様でメモリ１の内部動作を制御する上で有用なも
のである。ＡＴＤ回路２５及びアドレスバッファ２８の
好適な例は、本願出願人に譲渡されている１９９０年１
０月２２日付で出願された米国特許出願第６０１，２８
７号に記載されている。
【００２０】その他の内部的動作機能は、タイミング・
制御回路２９により制御され、該回路は、ラインＡＴＤ
を介してＡＴＤ回路２５から信号を受取り、且つ、更
に、例えば端子ＣＥにおけるチップイネーブル信号や端
子Ｒ／Ｗにおける読取り／書込み選択信号などの幾つか
の外部的制御信号を受取る。タイミング・制御回路２９
は、従来の態様でメモリ１内の種々の機能を制御するた
めに、これらの入力に基づいて種々の制御信号を発生す
る。図１に示した如く、制御バスＣＢＵＳがセンスアン
プ１３及びデータドライバ１５へ接続しており、その他
の機能は、従来の態様でタイミング・制御回路２９によ
り同様に制御される。尚、図面の簡単化のために、それ
らの接続は図１においては図示していない。
制御回路２９により制御され、該回路は、ラインＡＴＤ
を介してＡＴＤ回路２５から信号を受取り、且つ、更
に、例えば端子ＣＥにおけるチップイネーブル信号や端
子Ｒ／Ｗにおける読取り／書込み選択信号などの幾つか
の外部的制御信号を受取る。タイミング・制御回路２９
は、従来の態様でメモリ１内の種々の機能を制御するた
めに、これらの入力に基づいて種々の制御信号を発生す
る。図１に示した如く、制御バスＣＢＵＳがセンスアン
プ１３及びデータドライバ１５へ接続しており、その他
の機能は、従来の態様でタイミング・制御回路２９によ
り同様に制御される。尚、図面の簡単化のために、それ
らの接続は図１においては図示していない。
【００２１】この例におけるメモリ１はバイト幅タイプ
のものであり、そうであるから、それは、８個の入力／
出力端子ＤＱ0 乃至ＤＱ7 を有しており、該端子におい
て、読取り動作期間中に出力データが供給され、且つ書
込み動作期間中に入力データが受取られる。入力／出力
回路２０はデータバス２２と端子ＤＱとの間に接続され
ており、且つそれらに接続されている従来の入力バッフ
ァ及び出力バッファを有している。好適なタイプの出力
バッファは、本願出願人に譲渡されている１９９１年１
２月１７日付で出願された米国特許出願（代理人ドケッ
ト番号９１−Ｃ−１１０）に記載されている。
のものであり、そうであるから、それは、８個の入力／
出力端子ＤＱ0 乃至ＤＱ7 を有しており、該端子におい
て、読取り動作期間中に出力データが供給され、且つ書
込み動作期間中に入力データが受取られる。入力／出力
回路２０はデータバス２２と端子ＤＱとの間に接続され
ており、且つそれらに接続されている従来の入力バッフ
ァ及び出力バッファを有している。好適なタイプの出力
バッファは、本願出願人に譲渡されている１９９１年１
２月１７日付で出願された米国特許出願（代理人ドケッ
ト番号９１−Ｃ−１１０）に記載されている。
【００２２】主アレイブロック１０0 乃至１０15の各々
は、図１に示した如く、対応するグループのセンスアン
プ１３0 乃至１３15と関連している。この例において
は、８個の個別的なセンスアンプ１３が各グループのセ
ンスアンプ１３0 乃至１３15の中に設けられており、主
アレイブロック１０0 乃至１０15の選択された一つから
内部データバス２２を介して送給されるべき８ビットの
各々に対し１個のセンスアンプ１３が設けられている。
データドライバ１５0 乃至１５15のグループは、各々、
データ信号を受取るため且つ内部データバス２２を駆動
するために、対応するグループのセンスアンプ１３0 乃
至１３15と関連しており、個別的なデータドライバ１５
が、各グループ内の個別的なセンスアンプ１３と関連し
ており、データバス２２における各ライン（線）を駆動
するために１個のデータドライバ１５が設けられてい
る。
は、図１に示した如く、対応するグループのセンスアン
プ１３0 乃至１３15と関連している。この例において
は、８個の個別的なセンスアンプ１３が各グループのセ
ンスアンプ１３0 乃至１３15の中に設けられており、主
アレイブロック１０0 乃至１０15の選択された一つから
内部データバス２２を介して送給されるべき８ビットの
各々に対し１個のセンスアンプ１３が設けられている。
データドライバ１５0 乃至１５15のグループは、各々、
データ信号を受取るため且つ内部データバス２２を駆動
するために、対応するグループのセンスアンプ１３0 乃
至１３15と関連しており、個別的なデータドライバ１５
が、各グループ内の個別的なセンスアンプ１３と関連し
ており、データバス２２における各ライン（線）を駆動
するために１個のデータドライバ１５が設けられてい
る。
【００２３】この例においては、メモリアレイは、更
に、半分ずつに分割されており、即ち主アレイブロック
１０0 乃至１０7 がアレイの半分を構成しており且つ主
アレイブロック１０8 乃至１０15が他の半分を構成して
いる。内部データバス２２がこれらのアレイの半分ずつ
の長さ方向に沿って走行しており、且つ図１に示した如
く、それらの半分ずつの間に位置されている。この例に
おいては、データバス２２は８個のデータ導体を有して
おり、各導体は、入力／出力端子ＤＱ0 乃至ＤＱ7 と関
連しており且つ入力／出力回路２０を介してそれへ結合
されている。各個別的なデータ導体は、１６個の主アレ
イブロック１０0 乃至１０15の１６個のデータドライバ
グループ１５0 乃至１５15の各々における対応するデー
タドライバ１５へ接続している。例えばメモリ１などの
読取り／書込みメモリの場合、従来の態様で、選択した
メモリセルへ書込むべき入力データを送給するために別
個の入力データバスを使用することが可能である。一
方、あるメモリ構成の場合に従来使用されている如く、
データバス２２に沿って入力データを送給させることも
可能である。
に、半分ずつに分割されており、即ち主アレイブロック
１０0 乃至１０7 がアレイの半分を構成しており且つ主
アレイブロック１０8 乃至１０15が他の半分を構成して
いる。内部データバス２２がこれらのアレイの半分ずつ
の長さ方向に沿って走行しており、且つ図１に示した如
く、それらの半分ずつの間に位置されている。この例に
おいては、データバス２２は８個のデータ導体を有して
おり、各導体は、入力／出力端子ＤＱ0 乃至ＤＱ7 と関
連しており且つ入力／出力回路２０を介してそれへ結合
されている。各個別的なデータ導体は、１６個の主アレ
イブロック１０0 乃至１０15の１６個のデータドライバ
グループ１５0 乃至１５15の各々における対応するデー
タドライバ１５へ接続している。例えばメモリ１などの
読取り／書込みメモリの場合、従来の態様で、選択した
メモリセルへ書込むべき入力データを送給するために別
個の入力データバスを使用することが可能である。一
方、あるメモリ構成の場合に従来使用されている如く、
データバス２２に沿って入力データを送給させることも
可能である。
【００２４】この例においては、データバス２２は、更
に、好適には、８個のダミーデータ導体を有しており、
その各々は、更に、本願出願人に譲渡されている１９９
１年１２月１７日付で出願した米国特許出願（代理人ド
ケット番号９１−Ｃ−１１１）に記載される如く、電荷
分割によりデータバス２２をプレチャージするために、
１６個の主アレイブロック１０0 乃至１０15の１６個の
データドライバグループ１５0 乃至１５15の各々におけ
る対応するデータドライバ１５へ接続されている。本明
細書において説明する如く、これらのダミーデータ導体
の各々は、好適には、真データ導体の一つと物理的に類
似しており、好適には、実質的に同一の長さ及び断面積
を有しており、且つ同一の物質から形成されており、且
つ、常に、その真データ導体と相対的に相補的な状態に
維持される。
に、好適には、８個のダミーデータ導体を有しており、
その各々は、更に、本願出願人に譲渡されている１９９
１年１２月１７日付で出願した米国特許出願（代理人ド
ケット番号９１−Ｃ−１１１）に記載される如く、電荷
分割によりデータバス２２をプレチャージするために、
１６個の主アレイブロック１０0 乃至１０15の１６個の
データドライバグループ１５0 乃至１５15の各々におけ
る対応するデータドライバ１５へ接続されている。本明
細書において説明する如く、これらのダミーデータ導体
の各々は、好適には、真データ導体の一つと物理的に類
似しており、好適には、実質的に同一の長さ及び断面積
を有しており、且つ同一の物質から形成されており、且
つ、常に、その真データ導体と相対的に相補的な状態に
維持される。
【００２５】図１と図２とを共に参照して説明すると、
メモリ１は、更に、一対の冗長アレイブロック３０ａ，
３０ｂを有しており、その各々は主アレイブロック１０
のアレイ半分の一方と関連している。図２は、図１に示
したレイアウトと関係なしに、ブロック機能形態でメモ
リ１の冗長性アーキテクチャを示している。この実施例
においては、冗長アレイブロック３０ａは、その中に、
８個の冗長列２５0 乃至２５7 を有しており、その各々
は主アレイブロック１０0 乃至１０7 においてメモリセ
ルが選択されるのと同一の行アドレスに対応する行デコ
ーダ２４ａから発生される行線に従って選択することの
可能なメモリセルを有している。同様に、冗長アレイブ
ロック３０ｂは８個の冗長列２５8 乃至２５15をその内
部に有しており、該列の各々は、主アレイブロック１０
8 乃至１０15においてメモリセルが選択されるのと同一
の行アドレスに基づいて行デコーダ２４ｂから発生され
る行線に基づいて選択可能なメモリセルを有している。
以下に更に詳細に説明する如く、冗長アレイブロック３
０ａ，３０ｂの各々における８個の冗長列２５の各々
は、そのアレイ半分における主アレイブロック１０のう
ちの何れか一つにおける一つの列を置換させることが可
能であり（即ち、同一の行デコーダ２４ａ，２４ｂから
の行線により選択可能）、且つ入力／出力端子ＤＱのう
ちの何れか一つと関連することが可能である。
メモリ１は、更に、一対の冗長アレイブロック３０ａ，
３０ｂを有しており、その各々は主アレイブロック１０
のアレイ半分の一方と関連している。図２は、図１に示
したレイアウトと関係なしに、ブロック機能形態でメモ
リ１の冗長性アーキテクチャを示している。この実施例
においては、冗長アレイブロック３０ａは、その中に、
８個の冗長列２５0 乃至２５7 を有しており、その各々
は主アレイブロック１０0 乃至１０7 においてメモリセ
ルが選択されるのと同一の行アドレスに対応する行デコ
ーダ２４ａから発生される行線に従って選択することの
可能なメモリセルを有している。同様に、冗長アレイブ
ロック３０ｂは８個の冗長列２５8 乃至２５15をその内
部に有しており、該列の各々は、主アレイブロック１０
8 乃至１０15においてメモリセルが選択されるのと同一
の行アドレスに基づいて行デコーダ２４ｂから発生され
る行線に基づいて選択可能なメモリセルを有している。
以下に更に詳細に説明する如く、冗長アレイブロック３
０ａ，３０ｂの各々における８個の冗長列２５の各々
は、そのアレイ半分における主アレイブロック１０のう
ちの何れか一つにおける一つの列を置換させることが可
能であり（即ち、同一の行デコーダ２４ａ，２４ｂから
の行線により選択可能）、且つ入力／出力端子ＤＱのう
ちの何れか一つと関連することが可能である。
【００２６】冗長アレイブロック３０ａ，３０ｂと関連
してそれぞれ冗長列選択ブロック３４ａ，３４ｂが設け
られている。冗長列選択ブロック３４ａ，３４ｂの各々
は、それと関連する冗長アレイブロック３０ａ，３０ｂ
における冗長列２５の各々に対し冗長列デコーダ３６を
有している。各冗長列デコーダ３６は、関連する冗長列
２５が対応する列アドレスを選択することの可能なヒュ
ーズを有しており、バスＣＯＬを介して列アドレスを受
取り、且つそれと関連する冗長列２５へラインＲＣＯＬ
を介して選択信号を送給する。冗長列デコーダ３６ａ，
３６ｂの各々は、更に、行デコーダ２４ａ，２４ｂから
それぞれ行選択線ＩＳＥＬ，ＲＳＥＬを受取り、ライン
ＬＳＥＬ，ＲＳＥＬの各々は、選択された行が行デコー
ダ２４ａ，２４ｂと関連するアレイ半分内に存在するか
否かを表わし、従って最大桁行アドレスビットの状態に
対応している。各冗長列デコーダ３６は、バスＣＯＬ上
の列アドレスがそのヒューズの状態により表わされるア
ドレスと一致し且つそれと関連する行選択線ＩＳＥＬ，
ＲＳＥＬ上の選択信号がそのアレイ半分内の一つの行が
選択されることを表わす場合に、冗長性がイネーブルさ
れると、その出力線ＲＣＯＬ上に選択信号を発生すべく
動作することが可能である。冗長列デコーダ３６の動作
については、以下に更に詳細に説明する。本発明のこの
実施例においては二つの冗長検知／書込み回路２３0 ，
２３1 が設けられており、その各々は、読取り動作又は
書込み動作の何れが行なわれるべきかに依存して、冗長
列２５内の選択されたメモリセル内に格納されているデ
ータ状態を検知するかそれにデータを書込むことが可能
である。本発明のこの実施例においては、冗長検知／書
込み回路２３0 ，２３1 は、各々、各冗長アレイブロッ
ク３０ａ，３０ｂ内の４個の冗長列３５と関連してお
り、且つ相補的冗長データバス２１によりそれに接続さ
れている。例えば、冗長検知／書込み回路２３0 は、冗
長アレイブロック３０ａの冗長列３５4 乃至３５7 及び
冗長アレイブロック３０ｂの冗長列３５8 乃至３５11と
関連しており、且つ冗長検知／書込み回路２３1 は冗長
アレイブロック３０ａの冗長列３５0 乃至３５3 及び冗
長アレイブロック３０ｂの冗長列３５12乃至３５15と関
連している。各冗長検知／書込み回路２３は、一対の相
補的データ線ＲＳＮを介して検知した（即ち、読取っ
た）データを入力／出力回路２０へ供給し、且つ冗長マ
ルチプレクサブロック３８ａ，３８ｂからそれぞれ一対
の相補線ＲＤ0 ，ＲＤ1 上の入力（即ち、書込み）デー
タを受取る。
してそれぞれ冗長列選択ブロック３４ａ，３４ｂが設け
られている。冗長列選択ブロック３４ａ，３４ｂの各々
は、それと関連する冗長アレイブロック３０ａ，３０ｂ
における冗長列２５の各々に対し冗長列デコーダ３６を
有している。各冗長列デコーダ３６は、関連する冗長列
２５が対応する列アドレスを選択することの可能なヒュ
ーズを有しており、バスＣＯＬを介して列アドレスを受
取り、且つそれと関連する冗長列２５へラインＲＣＯＬ
を介して選択信号を送給する。冗長列デコーダ３６ａ，
３６ｂの各々は、更に、行デコーダ２４ａ，２４ｂから
それぞれ行選択線ＩＳＥＬ，ＲＳＥＬを受取り、ライン
ＬＳＥＬ，ＲＳＥＬの各々は、選択された行が行デコー
ダ２４ａ，２４ｂと関連するアレイ半分内に存在するか
否かを表わし、従って最大桁行アドレスビットの状態に
対応している。各冗長列デコーダ３６は、バスＣＯＬ上
の列アドレスがそのヒューズの状態により表わされるア
ドレスと一致し且つそれと関連する行選択線ＩＳＥＬ，
ＲＳＥＬ上の選択信号がそのアレイ半分内の一つの行が
選択されることを表わす場合に、冗長性がイネーブルさ
れると、その出力線ＲＣＯＬ上に選択信号を発生すべく
動作することが可能である。冗長列デコーダ３６の動作
については、以下に更に詳細に説明する。本発明のこの
実施例においては二つの冗長検知／書込み回路２３0 ，
２３1 が設けられており、その各々は、読取り動作又は
書込み動作の何れが行なわれるべきかに依存して、冗長
列２５内の選択されたメモリセル内に格納されているデ
ータ状態を検知するかそれにデータを書込むことが可能
である。本発明のこの実施例においては、冗長検知／書
込み回路２３0 ，２３1 は、各々、各冗長アレイブロッ
ク３０ａ，３０ｂ内の４個の冗長列３５と関連してお
り、且つ相補的冗長データバス２１によりそれに接続さ
れている。例えば、冗長検知／書込み回路２３0 は、冗
長アレイブロック３０ａの冗長列３５4 乃至３５7 及び
冗長アレイブロック３０ｂの冗長列３５8 乃至３５11と
関連しており、且つ冗長検知／書込み回路２３1 は冗長
アレイブロック３０ａの冗長列３５0 乃至３５3 及び冗
長アレイブロック３０ｂの冗長列３５12乃至３５15と関
連している。各冗長検知／書込み回路２３は、一対の相
補的データ線ＲＳＮを介して検知した（即ち、読取っ
た）データを入力／出力回路２０へ供給し、且つ冗長マ
ルチプレクサブロック３８ａ，３８ｂからそれぞれ一対
の相補線ＲＤ0 ，ＲＤ1 上の入力（即ち、書込み）デー
タを受取る。
【００２７】冗長マルチプレクサブロック３８ａ，３８
ｂは、各々、各入力／出力端子ＤＱと一つずつ関連した
８個の冗長マルチプレクサ３９を有しており、冗長マル
チプレクサブロック３８ａは冗長検知／書込み回路２３
1 と関連しており、且つ冗長マルチプレクサブロック３
８ｂは冗長検知／書込み回路２３0 と関連している。各
冗長マルチプレクサ３９は、それと関連する冗長検知／
書込み回路２３と関連する冗長列デコーダ３６により発
生される全ての８個の冗長列選択信号ＲＣＯＬを受取
る。この例においては、冗長マルチプレクサブロック３
８ａは冗長列選択信号ＲＣＯＬ0 乃至ＲＣＯＬ3 及びＲ
ＣＯＬ12乃至ＲＣＯＬ15を受取り、一方冗長マルチプレ
クサブロック３８ｂは冗長列選択信号ＲＣＯＬ4 乃至Ｒ
ＣＯＬ11を受取る。冗長マルチプレクサ３９の各々は、
その受取った冗長列選択信号ＲＣＯＬのうちのどの一つ
（又はそれ以上のもの）がそれと関連する入力／出力端
子ＤＱに対応するかを決定するヒューズを有しており、
且つその関連する冗長検知／書込み回路２３の出力をそ
の出力線ＲＳＥＬ上の信号によりそれと関連する入力／
出力端子ＤＱ用のドライバへ供給し、更に、各冗長マル
チプレクサ３９は、更に、その中において開放状態とさ
れたヒューズに従って、差動入力データ線ＤＴ，ＤＣを
それと関連する冗長検知／書込み回路２３へ結合させ
る。
ｂは、各々、各入力／出力端子ＤＱと一つずつ関連した
８個の冗長マルチプレクサ３９を有しており、冗長マル
チプレクサブロック３８ａは冗長検知／書込み回路２３
1 と関連しており、且つ冗長マルチプレクサブロック３
８ｂは冗長検知／書込み回路２３0 と関連している。各
冗長マルチプレクサ３９は、それと関連する冗長検知／
書込み回路２３と関連する冗長列デコーダ３６により発
生される全ての８個の冗長列選択信号ＲＣＯＬを受取
る。この例においては、冗長マルチプレクサブロック３
８ａは冗長列選択信号ＲＣＯＬ0 乃至ＲＣＯＬ3 及びＲ
ＣＯＬ12乃至ＲＣＯＬ15を受取り、一方冗長マルチプレ
クサブロック３８ｂは冗長列選択信号ＲＣＯＬ4 乃至Ｒ
ＣＯＬ11を受取る。冗長マルチプレクサ３９の各々は、
その受取った冗長列選択信号ＲＣＯＬのうちのどの一つ
（又はそれ以上のもの）がそれと関連する入力／出力端
子ＤＱに対応するかを決定するヒューズを有しており、
且つその関連する冗長検知／書込み回路２３の出力をそ
の出力線ＲＳＥＬ上の信号によりそれと関連する入力／
出力端子ＤＱ用のドライバへ供給し、更に、各冗長マル
チプレクサ３９は、更に、その中において開放状態とさ
れたヒューズに従って、差動入力データ線ＤＴ，ＤＣを
それと関連する冗長検知／書込み回路２３へ結合させ
る。
【００２８】一例として、冗長マルチプレクサ３９ａ0
は冗長検知／書込み回路２３1 及び入力／出力端子ＤＱ
0 と関連している。冗長マルチプレクサは冗長列選択ブ
ロック３４ａにおける冗長列デコーダ３６0 乃至３６3
から冗長列選択信号ＲＣＯＬ0 乃至ＲＣＯＬ3 を受取
り、且つ冗長列選択ブロック３４ｂ内の冗長列デコーダ
３６12乃至３６15から冗長列選択信号ＲＣＯＬ12乃至Ｒ
ＣＯＬ15を受取る。更に詳細に後述する如く、冗長マル
チプレクサ３９ａ0 内のヒューズは、冗長マルチプレク
サ３９ａ0 内のヒューズパターンと一致する冗長列選択
信号ＲＣＯＬn のうちの一つを受取ると、ラインＲＳＥ
Ｌ１0 上に活性信号を発生する冗長列選択信号ＲＣＯＬ
0 乃至ＲＣＯＬ3 及びＲＣＯＬ12乃至ＲＣＯＬ15のうち
の一つ（又はそれ以上のもの）を選択する。このこと
は、入力／出力回路２０をして入力／出力端子ＤＱ0 を
冗長検知／書込み回路２３1 へ結合させ、従って、適宜
の冗長列デコーダ３６n により選択される一致する冗長
列３５n へ結合させるものであって、データバス２２へ
結合させ従って主アレイブロック１０内の選択されたメ
モリセルへ結合させるものではない。
は冗長検知／書込み回路２３1 及び入力／出力端子ＤＱ
0 と関連している。冗長マルチプレクサは冗長列選択ブ
ロック３４ａにおける冗長列デコーダ３６0 乃至３６3
から冗長列選択信号ＲＣＯＬ0 乃至ＲＣＯＬ3 を受取
り、且つ冗長列選択ブロック３４ｂ内の冗長列デコーダ
３６12乃至３６15から冗長列選択信号ＲＣＯＬ12乃至Ｒ
ＣＯＬ15を受取る。更に詳細に後述する如く、冗長マル
チプレクサ３９ａ0 内のヒューズは、冗長マルチプレク
サ３９ａ0 内のヒューズパターンと一致する冗長列選択
信号ＲＣＯＬn のうちの一つを受取ると、ラインＲＳＥ
Ｌ１0 上に活性信号を発生する冗長列選択信号ＲＣＯＬ
0 乃至ＲＣＯＬ3 及びＲＣＯＬ12乃至ＲＣＯＬ15のうち
の一つ（又はそれ以上のもの）を選択する。このこと
は、入力／出力回路２０をして入力／出力端子ＤＱ0 を
冗長検知／書込み回路２３1 へ結合させ、従って、適宜
の冗長列デコーダ３６n により選択される一致する冗長
列３５n へ結合させるものであって、データバス２２へ
結合させ従って主アレイブロック１０内の選択されたメ
モリセルへ結合させるものではない。
【００２９】本発明のこの実施例においては、冗長マル
チプレクサ３９は、更に、その内部のヒューズの状態及
びラインＲＣＯＬ上の冗長列選択信号に応答して、適宜
の入力／出力端子ＤＱからの入力データを相補線ＲＤ
0 ，ＲＤ1 のそれぞれの上の検知／書込み回路２３0 ，
２３1 へ供給する。
チプレクサ３９は、更に、その内部のヒューズの状態及
びラインＲＣＯＬ上の冗長列選択信号に応答して、適宜
の入力／出力端子ＤＱからの入力データを相補線ＲＤ
0 ，ＲＤ1 のそれぞれの上の検知／書込み回路２３0 ，
２３1 へ供給する。
【００３０】次に、図３を参照して、本発明の好適実施
例として構成した冗長列３５の構成及び動作の一例につ
いて説明する。図３に示した冗長列３５0 ，３５1 は、
本願出願人に譲渡されている１９９０年１２月１４日付
で出願した米国特許出願第６２７，４０３号に記載され
ているものと同様の構成である。図３に示した如く、冗
長列３５0 ，３５1 はＳＲＡＭに対する従来の態様で構
成されており、主アレイブロック１０（及び、勿論、冗
長列３５の他のもの）における列は同様に構成されてい
る。冗長列３５0 は、この実施例においては、２５６個
のメモリセル４０を有しており、その各々は、パスゲー
ト３１により差動ビット線ＲＢＬＴ0 及びＲＢＬＣ0
（それぞれ、真及び補元）へ接続可能であり、２５６個
のメモリセル４０の各々に対するパスゲート３１は関連
する局所的なローカル行線ＲＬにより制御され、従って
２５６個のローカルな行線ＲＬのうちの一つをイネーブ
ルさせること即ち動作可能状態とさせることは、冗長列
３５0 内の一つのみのメモリセル４０に対するパスゲー
ト３１をビット線ＲＢＬＴ0 及びＲＢＬＣ0 へ接続させ
る。ローカルな行線ＲＬは図３に示した冗長列３５0 ，
３５1 に対して共通であり、且つ冗長列アレイブロック
３０ａ内の全ての冗長列３５に対して共通的なものであ
る。
例として構成した冗長列３５の構成及び動作の一例につ
いて説明する。図３に示した冗長列３５0 ，３５1 は、
本願出願人に譲渡されている１９９０年１２月１４日付
で出願した米国特許出願第６２７，４０３号に記載され
ているものと同様の構成である。図３に示した如く、冗
長列３５0 ，３５1 はＳＲＡＭに対する従来の態様で構
成されており、主アレイブロック１０（及び、勿論、冗
長列３５の他のもの）における列は同様に構成されてい
る。冗長列３５0 は、この実施例においては、２５６個
のメモリセル４０を有しており、その各々は、パスゲー
ト３１により差動ビット線ＲＢＬＴ0 及びＲＢＬＣ0
（それぞれ、真及び補元）へ接続可能であり、２５６個
のメモリセル４０の各々に対するパスゲート３１は関連
する局所的なローカル行線ＲＬにより制御され、従って
２５６個のローカルな行線ＲＬのうちの一つをイネーブ
ルさせること即ち動作可能状態とさせることは、冗長列
３５0 内の一つのみのメモリセル４０に対するパスゲー
ト３１をビット線ＲＢＬＴ0 及びＲＢＬＣ0 へ接続させ
る。ローカルな行線ＲＬは図３に示した冗長列３５0 ，
３５1 に対して共通であり、且つ冗長列アレイブロック
３０ａ内の全ての冗長列３５に対して共通的なものであ
る。
【００３１】冗長列３５0 内のビット線ＲＢＬＴ0 及び
ＲＢＬＣ0 は、各々、Ｐチャンネルトランジスタ４９の
ドレインへ接続しており、トランジスタ４９のソースは
プレチャージ電圧へ接続されており、尚この場合にはプ
レチャージ電圧はＶccであり、且つトランジスタ４９の
ゲートはラインＲＣＯＬＣ0 により制御され、それは、
以下に説明する如く、冗長列３５0 と関連する冗長列デ
コーダ３６0 により発生される。トランジスタ４９は、
冗長列３５0 が選択されない場合に発生するラインＲＣ
ＯＬＣ0 が低論理レベルにある場合に、ビット線ＲＢＬ
Ｔ0 及びＲＢＬＣ0 をプレチャージする。Ｐチャンネル
平衡化トランジスタ４４は、そのソース−ドレイン経路
をビット線ＲＢＬＴ0 とＲＢＬＣ0 との間に接続してお
り、そのゲートをラインＲＣＯＬＣ0 へ接続しており、
従って、ラインＲＣＯＬＣ0 が低状態にある間（即ち、
トランジスタ４９を介してのプレチャージ期間中）、ビ
ット線ＲＢＬＴ0 及びＲＢＬＣ0 は同一の電圧（この場
合にはＶcc）へ平衡化される。逆に、冗長列３５0 が選
択されるべき場合には、ラインＲＣＯＬＣ0 が低状態へ
移行することにより表わされ、プレチャージトランジス
タ４９及び平衡化トランジスタ４４はターンオフし、選
択されたメモリセル４０がパスゲート３１を介して差動
信号をビット線ＲＢＬＴ0 ，ＲＢＬＣ0 上へ供給するこ
とを可能とする。
ＲＢＬＣ0 は、各々、Ｐチャンネルトランジスタ４９の
ドレインへ接続しており、トランジスタ４９のソースは
プレチャージ電圧へ接続されており、尚この場合にはプ
レチャージ電圧はＶccであり、且つトランジスタ４９の
ゲートはラインＲＣＯＬＣ0 により制御され、それは、
以下に説明する如く、冗長列３５0 と関連する冗長列デ
コーダ３６0 により発生される。トランジスタ４９は、
冗長列３５0 が選択されない場合に発生するラインＲＣ
ＯＬＣ0 が低論理レベルにある場合に、ビット線ＲＢＬ
Ｔ0 及びＲＢＬＣ0 をプレチャージする。Ｐチャンネル
平衡化トランジスタ４４は、そのソース−ドレイン経路
をビット線ＲＢＬＴ0 とＲＢＬＣ0 との間に接続してお
り、そのゲートをラインＲＣＯＬＣ0 へ接続しており、
従って、ラインＲＣＯＬＣ0 が低状態にある間（即ち、
トランジスタ４９を介してのプレチャージ期間中）、ビ
ット線ＲＢＬＴ0 及びＲＢＬＣ0 は同一の電圧（この場
合にはＶcc）へ平衡化される。逆に、冗長列３５0 が選
択されるべき場合には、ラインＲＣＯＬＣ0 が低状態へ
移行することにより表わされ、プレチャージトランジス
タ４９及び平衡化トランジスタ４４はターンオフし、選
択されたメモリセル４０がパスゲート３１を介して差動
信号をビット線ＲＢＬＴ0 ，ＲＢＬＣ0 上へ供給するこ
とを可能とする。
【００３２】ビット線ＲＢＬＴ0 及びＲＢＬＣ0 は、そ
れぞれ、パスゲート４６Ｔ，４６Ｃへ接続しており、そ
れは、ビット線ＲＢＬＴ0 及びＲＢＬＣ0 の冗長データ
バス２１への結合を制御し、従ってそれと関連する冗長
検知／書込み回路２３1 への結合を制御する。パスゲー
ト４６Ｔ，４６Ｃの各々は、並列接続されたＮチャンネ
ル及びＰチャンネルトランジスタを有しており、Ｎチャ
ンネルトランジスタのゲートはラインＲＣＯＬＴ0 によ
り制御され且つＰチャンネルトランジスタのゲートはラ
インＲＣＯＬＣ0 により制御される。冗長列３５0 が選
択されるべき場合には、それと関連する冗長列デコーダ
３６0 がラインＲＣＯＬＴ0 を高状態へ駆動し且つライ
ンＲＣＯＬＣ0 を低状態へ駆動する。従って、パスゲー
ト４６Ｔ，４６Ｃは、ビット線ＲＢＬＴ0 ，ＲＢＬＣ0
をそれぞれ冗長データバス線２１Ｔ，２１Ｃへ接続さ
せ、選択したメモリセル４０を、この場合には、それら
の間でデータを通信するために、冗長検知／書込み回路
２３1 と通信状態とさせる。この実施例においては、メ
モリ１へ供給される列アドレスが冗長列３５0 により置
換されるべき列のアドレスと一致しない場合には、それ
と関連する冗長列デコーダ３６0 がラインＲＣＯＬＣ0
を高状態へ駆動し且つラインＲＣＯＬＴ0 を低状態へ駆
動する。ラインＲＣＯＬＣ0 が高状態となることに応答
して、ビット線ＲＢＬＴ0 は冗長データバス２１へ接続
されることはなく、且つプレチャージトランジスタ４９
及び平衡化トランジスタ４４はターンオンされる。
れぞれ、パスゲート４６Ｔ，４６Ｃへ接続しており、そ
れは、ビット線ＲＢＬＴ0 及びＲＢＬＣ0 の冗長データ
バス２１への結合を制御し、従ってそれと関連する冗長
検知／書込み回路２３1 への結合を制御する。パスゲー
ト４６Ｔ，４６Ｃの各々は、並列接続されたＮチャンネ
ル及びＰチャンネルトランジスタを有しており、Ｎチャ
ンネルトランジスタのゲートはラインＲＣＯＬＴ0 によ
り制御され且つＰチャンネルトランジスタのゲートはラ
インＲＣＯＬＣ0 により制御される。冗長列３５0 が選
択されるべき場合には、それと関連する冗長列デコーダ
３６0 がラインＲＣＯＬＴ0 を高状態へ駆動し且つライ
ンＲＣＯＬＣ0 を低状態へ駆動する。従って、パスゲー
ト４６Ｔ，４６Ｃは、ビット線ＲＢＬＴ0 ，ＲＢＬＣ0
をそれぞれ冗長データバス線２１Ｔ，２１Ｃへ接続さ
せ、選択したメモリセル４０を、この場合には、それら
の間でデータを通信するために、冗長検知／書込み回路
２３1 と通信状態とさせる。この実施例においては、メ
モリ１へ供給される列アドレスが冗長列３５0 により置
換されるべき列のアドレスと一致しない場合には、それ
と関連する冗長列デコーダ３６0 がラインＲＣＯＬＣ0
を高状態へ駆動し且つラインＲＣＯＬＴ0 を低状態へ駆
動する。ラインＲＣＯＬＣ0 が高状態となることに応答
して、ビット線ＲＢＬＴ0 は冗長データバス２１へ接続
されることはなく、且つプレチャージトランジスタ４９
及び平衡化トランジスタ４４はターンオンされる。
【００３３】次に、図４を参照して、読取り経路と書込
み経路の両方を具備する冗長検知／書込み回路２３の一
例の構成について説明する。冗長検知／書込み回路２３
のこの実施例の構成及び動作に関してのさらなる詳細は
上述した米国特許出願第６２７，４０３号に記載されて
いる。勿論、図４に示したものの代わりにその他の従来
のセンスアンプ及び書込みドライバ構成のものを使用す
ることが可能であり、冗長検知／書込み回路２３のこの
実施例はここにおいては単に例示的なものとして示すも
のに過ぎないことを理解すべきである。
み経路の両方を具備する冗長検知／書込み回路２３の一
例の構成について説明する。冗長検知／書込み回路２３
のこの実施例の構成及び動作に関してのさらなる詳細は
上述した米国特許出願第６２７，４０３号に記載されて
いる。勿論、図４に示したものの代わりにその他の従来
のセンスアンプ及び書込みドライバ構成のものを使用す
ることが可能であり、冗長検知／書込み回路２３のこの
実施例はここにおいては単に例示的なものとして示すも
のに過ぎないことを理解すべきである。
【００３４】差動冗長データバス線２１Ｔ，２１Ｃは、
各々、Ｐチャンネルプレチャージトランジスタ４２のド
レインへ接続しており、トランジスタ４２のソースは、
両方とも、この場合にはＶccである冗長データバス線２
１Ｔ，２１Ｃ用のプレチャージ電圧へ接続されている。
冗長データバス線２１Ｔ，２１Ｃは、更に、Ｐチャンネ
ル平衡化トランジスタ４１により互いに接続されてい
る。トランジスタ４１及び４２のゲートはラインＩＯＥ
Ｑ_へ接続しており、それはＡＴＤ回路２５により検知
されるアドレス遷移に応答して、又はそれに応答して平
衡化が所望されるサイクル期間中のその他のイベントに
応答して、タイミング・制御回路２９により発生され
る。
各々、Ｐチャンネルプレチャージトランジスタ４２のド
レインへ接続しており、トランジスタ４２のソースは、
両方とも、この場合にはＶccである冗長データバス線２
１Ｔ，２１Ｃ用のプレチャージ電圧へ接続されている。
冗長データバス線２１Ｔ，２１Ｃは、更に、Ｐチャンネ
ル平衡化トランジスタ４１により互いに接続されてい
る。トランジスタ４１及び４２のゲートはラインＩＯＥ
Ｑ_へ接続しており、それはＡＴＤ回路２５により検知
されるアドレス遷移に応答して、又はそれに応答して平
衡化が所望されるサイクル期間中のその他のイベントに
応答して、タイミング・制御回路２９により発生され
る。
【００３５】冗長検知／書込み回路２３1 の読取り側に
関しては、冗長データバス線２１Ｔ，２１Ｃは、各々、
Ｐチャンネルパストランジスタ４３へ接続しており、該
トランジスタのゲートはラインＩＳＯ上の分離信号によ
り制御される。従って、冗長データバス線２１Ｔ，２１
Ｃは、ラインＩＳＯが高論理レベルにあることにより読
取り回路から分離され、且つラインＩＳＯが低論理レベ
ルにあることによりそれへ接続させることが可能であ
る。冗長データバス線２１Ｔ，２１Ｃからのパストラン
ジスタ４３の両側における相補線は、図４においては、
それぞれ、検知ノードＲＳＮＴ及びＲＳＮＣとして示さ
れている。図１及び２に示した如く、検知ノードＲＳＮ
Ｔ，ＲＳＮＣは冗長センスアンプ２３0 ，２３1 の各々
から入力／出力回路２０へ通信される。
関しては、冗長データバス線２１Ｔ，２１Ｃは、各々、
Ｐチャンネルパストランジスタ４３へ接続しており、該
トランジスタのゲートはラインＩＳＯ上の分離信号によ
り制御される。従って、冗長データバス線２１Ｔ，２１
Ｃは、ラインＩＳＯが高論理レベルにあることにより読
取り回路から分離され、且つラインＩＳＯが低論理レベ
ルにあることによりそれへ接続させることが可能であ
る。冗長データバス線２１Ｔ，２１Ｃからのパストラン
ジスタ４３の両側における相補線は、図４においては、
それぞれ、検知ノードＲＳＮＴ及びＲＳＮＣとして示さ
れている。図１及び２に示した如く、検知ノードＲＳＮ
Ｔ，ＲＳＮＣは冗長センスアンプ２３0 ，２３1 の各々
から入力／出力回路２０へ通信される。
【００３６】検知ノードＲＳＮＴ及びＲＳＮＣは、更
に、好適には、サイクルの適宜の部分においてプレチャ
ージされ且つ平衡化される。なぜならば、冗長検知／書
込み回路２３1 内のセンスアンプ４８は、以下に説明す
る如く、動的態様で動作するからである。Ｐチャンネル
プレチャージトランジスタ４６の各々は、それらのソー
ス−ドレイン経路をＶccと検知ノードＲＳＮＴ及びＲＳ
ＮＣのそれぞれの間に接続している。平衡化トランジス
タ４５はＰチャンネルトランジスタであり、そのソース
−ドレイン経路を検知ノードＲＳＮＴとＲＳＮＣとの間
に接続している。トランジスタ４５及び４６のゲートは
ラインＲＳＡＥＱ_により制御され、それは、低論理レ
ベルにある場合に、ビット線ＲＢＬＴ，ＲＢＬＣ及び冗
長データバス線２１Ｔ，２１Ｃに関して上述したのと同
様の態様で、検知ノードＲＳＮＴ及びＲＳＮＣをプレチ
ャージし且つ平衡化させる。
に、好適には、サイクルの適宜の部分においてプレチャ
ージされ且つ平衡化される。なぜならば、冗長検知／書
込み回路２３1 内のセンスアンプ４８は、以下に説明す
る如く、動的態様で動作するからである。Ｐチャンネル
プレチャージトランジスタ４６の各々は、それらのソー
ス−ドレイン経路をＶccと検知ノードＲＳＮＴ及びＲＳ
ＮＣのそれぞれの間に接続している。平衡化トランジス
タ４５はＰチャンネルトランジスタであり、そのソース
−ドレイン経路を検知ノードＲＳＮＴとＲＳＮＣとの間
に接続している。トランジスタ４５及び４６のゲートは
ラインＲＳＡＥＱ_により制御され、それは、低論理レ
ベルにある場合に、ビット線ＲＢＬＴ，ＲＢＬＣ及び冗
長データバス線２１Ｔ，２１Ｃに関して上述したのと同
様の態様で、検知ノードＲＳＮＴ及びＲＳＮＣをプレチ
ャージし且つ平衡化させる。
【００３７】センスアンプ４８は従来のＣＭＯＳラッチ
であり、それはその中に設けられた交差結合されたイン
バータから構成されており、該交差結合されたラッチの
入力端及び出力端は従来の態様で検知ノードＲＳＮＴ及
びＲＳＮＣへ接続されている。Ｎチャンネルプルダウン
トランジスタ４７は、そのソース−ドレイン経路をセン
スアンプ４８内のＮチャンネルトランジスタのソースと
接地との間に接続しており、且つそのゲートはラインＲ
ＳＣＬＫ1 により制御される。
であり、それはその中に設けられた交差結合されたイン
バータから構成されており、該交差結合されたラッチの
入力端及び出力端は従来の態様で検知ノードＲＳＮＴ及
びＲＳＮＣへ接続されている。Ｎチャンネルプルダウン
トランジスタ４７は、そのソース−ドレイン経路をセン
スアンプ４８内のＮチャンネルトランジスタのソースと
接地との間に接続しており、且つそのゲートはラインＲ
ＳＣＬＫ1 により制御される。
【００３８】プルダウントランジスタ４７は、センスア
ンプ４８の動的制御を与え、従ってセンスノードＲＳＮ
Ｔ及びＲＳＮＣの検知動作は動的態様で実施される。ダ
イナミックＲＡＭにおいて公知の如く、この構成におい
ての動的検知動作は、パストランジスタ４３が検知ノー
ドＲＳＮＴ及びＲＳＮＣをそれぞれ入力／出力線２１Ｔ
及び２１Ｃへ接続する時にトランジスタ４７が初期的に
オフの状態で制御され、このサイクルの部分の期間中
に、センスアンプ４８は検知ノードＲＳＮＴとＲＳＮＣ
との間に小さな差電圧が提供される。この小さな差電圧
を発生した後に、ラインＲＳＣＬＫ1 が高状態へ駆動さ
れ、従ってセンスアンプ４８内のプルダウントランジス
タのソースは接地へプルされる。このことは、センスア
ンプ４８をしてセンスノードＲＳＮＴ及びＲＳＮＣ上に
大きな差信号を発生させ、且つ検知ノードＲＳＮＴ及び
ＲＳＮＣの検知された状態をラッチする。
ンプ４８の動的制御を与え、従ってセンスノードＲＳＮ
Ｔ及びＲＳＮＣの検知動作は動的態様で実施される。ダ
イナミックＲＡＭにおいて公知の如く、この構成におい
ての動的検知動作は、パストランジスタ４３が検知ノー
ドＲＳＮＴ及びＲＳＮＣをそれぞれ入力／出力線２１Ｔ
及び２１Ｃへ接続する時にトランジスタ４７が初期的に
オフの状態で制御され、このサイクルの部分の期間中
に、センスアンプ４８は検知ノードＲＳＮＴとＲＳＮＣ
との間に小さな差電圧が提供される。この小さな差電圧
を発生した後に、ラインＲＳＣＬＫ1 が高状態へ駆動さ
れ、従ってセンスアンプ４８内のプルダウントランジス
タのソースは接地へプルされる。このことは、センスア
ンプ４８をしてセンスノードＲＳＮＴ及びＲＳＮＣ上に
大きな差信号を発生させ、且つ検知ノードＲＳＮＴ及び
ＲＳＮＣの検知された状態をラッチする。
【００３９】以下に更に詳細に説明する如く、本発明の
この実施例において、制御信号ＲＳＣＬＫ1 が制御さ
れ、従って両方の冗長検知／書込み回路２３がイネーブ
ルされてアドレス値に関係なく各サイクルの開始時に検
知を行なうことが望ましい。メモリ１により受取られ且
つデコードされたアドレスがそれと関連する冗長列３５
の一つにより置換されるべき列の何れとも対応しない場
合には、制御信号ＩＳＯ，ＲＳＡＥＱ_，ＲＳＣＬＫ1
は、好適には、冗長検知／書込み回路２３をディスエー
ブルさせるべく制御される。この様に、冗長検知／書込
み回路２３のイネーブル動作はアドレスに依存するもの
ではないので、冗長列３５内のメモリセル４０に対する
アクセス時間は、冗長列デコーダ３６の付加的なデコー
ド動作により主アレイブロック１０内のメモリセルへの
アクセスと比較して遅滞化されることはない。ディスエ
ーブル即ち動作不能状態とされると（即ち、ラインＩＳ
Ｏを高状態に維持し且つラインＲＳＡＥＱ_及びＲＳＣ
ＬＫ1 を低状態へ維持することにより）、検知／書込み
回路２３内の検知ノードＲＳＮＴ及びＲＳＮＣは平衡化
され且つＶccへプレチャージされたままとなる。
この実施例において、制御信号ＲＳＣＬＫ1 が制御さ
れ、従って両方の冗長検知／書込み回路２３がイネーブ
ルされてアドレス値に関係なく各サイクルの開始時に検
知を行なうことが望ましい。メモリ１により受取られ且
つデコードされたアドレスがそれと関連する冗長列３５
の一つにより置換されるべき列の何れとも対応しない場
合には、制御信号ＩＳＯ，ＲＳＡＥＱ_，ＲＳＣＬＫ1
は、好適には、冗長検知／書込み回路２３をディスエー
ブルさせるべく制御される。この様に、冗長検知／書込
み回路２３のイネーブル動作はアドレスに依存するもの
ではないので、冗長列３５内のメモリセル４０に対する
アクセス時間は、冗長列デコーダ３６の付加的なデコー
ド動作により主アレイブロック１０内のメモリセルへの
アクセスと比較して遅滞化されることはない。ディスエ
ーブル即ち動作不能状態とされると（即ち、ラインＩＳ
Ｏを高状態に維持し且つラインＲＳＡＥＱ_及びＲＳＣ
ＬＫ1 を低状態へ維持することにより）、検知／書込み
回路２３内の検知ノードＲＳＮＴ及びＲＳＮＣは平衡化
され且つＶccへプレチャージされたままとなる。
【００４０】冗長検知／書込み回路２３1 内の書込み回
路５４は、図１及び２に関して上述した如く、冗長マル
チプレクサ３０ａ，３０ｂからラインＲＤＴ，ＲＤＣ上
の入力データを受取り、且つ、更に、タイミング・制御
回路２９からの書込み制御信号ＷＲＳＥＬを受取る。上
述した如く、書込み動作期間中、ラインＩＳＯは高状態
へ駆動され、従ってトランジスタ４３はオフであり、従
って冗長データバス線２１上に供給される入力データは
センスアンプ４８により検知されることはない。書込み
回路５４は、ラインＷＲＳＥＬによりイネーブルされる
場合に、ラインＲＤＴ，ＲＤＣ上の差動データに対応し
て冗長データバス線２１Ｔ，２１Ｃ上の差動信号を提供
するために従来の書込みドライバを有している。上述し
た米国特許出願第６２７，４０３号はこの様な書込み回
路の好適な実施例について記載している。
路５４は、図１及び２に関して上述した如く、冗長マル
チプレクサ３０ａ，３０ｂからラインＲＤＴ，ＲＤＣ上
の入力データを受取り、且つ、更に、タイミング・制御
回路２９からの書込み制御信号ＷＲＳＥＬを受取る。上
述した如く、書込み動作期間中、ラインＩＳＯは高状態
へ駆動され、従ってトランジスタ４３はオフであり、従
って冗長データバス線２１上に供給される入力データは
センスアンプ４８により検知されることはない。書込み
回路５４は、ラインＷＲＳＥＬによりイネーブルされる
場合に、ラインＲＤＴ，ＲＤＣ上の差動データに対応し
て冗長データバス線２１Ｔ，２１Ｃ上の差動信号を提供
するために従来の書込みドライバを有している。上述し
た米国特許出願第６２７，４０３号はこの様な書込み回
路の好適な実施例について記載している。
【００４１】次に、図５を参照して、冗長列デコーダ３
６のうちの一つの構成について詳細に説明する。冗長列
デコーダ３６0 が図５に示されており且つ一例として以
下に説明するが、冗長列デコーダ３６1 乃至３６15は、
勿論、同様に構成されているものである。上述した如
く、冗長列デコーダ３６の各々は、ヒューズを有してお
り、それにより、冗長がそれと関連する冗長列３５に対
してイネーブルされ、且つそれにより、その際に置換さ
れるべき主列の列アドレスが特定される。本発明のこの
実施例においては、該ヒューズは、好適には、例えばポ
リシリコンヒューズなどの従来のヒューズであり、且
つ、好適には、レーザ、電気的なオーバーストレス又は
その他の従来の技術により開放状態とさせるものである
ことが望ましい。勿論、その他のタイプのヒューズ、及
びアンチヒューズ及びその他の永久的にプログラム即ち
書込み可能な選択技術をこの様なヒューズに対する別の
実施形態として使用することが可能である。
６のうちの一つの構成について詳細に説明する。冗長列
デコーダ３６0 が図５に示されており且つ一例として以
下に説明するが、冗長列デコーダ３６1 乃至３６15は、
勿論、同様に構成されているものである。上述した如
く、冗長列デコーダ３６の各々は、ヒューズを有してお
り、それにより、冗長がそれと関連する冗長列３５に対
してイネーブルされ、且つそれにより、その際に置換さ
れるべき主列の列アドレスが特定される。本発明のこの
実施例においては、該ヒューズは、好適には、例えばポ
リシリコンヒューズなどの従来のヒューズであり、且
つ、好適には、レーザ、電気的なオーバーストレス又は
その他の従来の技術により開放状態とさせるものである
ことが望ましい。勿論、その他のタイプのヒューズ、及
びアンチヒューズ及びその他の永久的にプログラム即ち
書込み可能な選択技術をこの様なヒューズに対する別の
実施形態として使用することが可能である。
【００４２】本発明の好適実施例によれば、冗長列デコ
ーダ３６0 はブロック選択部５０0及び列選択部５２0
を有している。列選択部５２0 は、ラインＣＡＴ，ＣＡ
Ｃを介して、真及び補元信号を受取り、それらは、この
実施例においては、アドレスバッファ２８により受取ら
れるアドレスの４個の最小桁列アドレスビットに対応し
ている。そのうちの３個の最大桁列アドレスビットＣＡ
4 乃至ＣＡ6 は、バッファした後に、８個の主アレイブ
ロック１０0 乃至１０7 のうちの一つを選択するために
使用されるのと同様の態様で、列プレデコーダ５６（例
えば、列デコーダ２６ａ，２６ｂ内に位置されている）
によりデコードされる。この特定の冗長列デコーダ３６
0 の例は３個の最大桁列アドレスビットに対しプレデコ
ードされた信号を使用して列アドレスをデコードするも
のであるが、勿論、本発明の技術的範囲を逸脱すること
なしにその他の変形例を使用することも可能である。し
かしながら、最良の効率を得るためには、冗長列デコー
ド動作が主アレイブロック１０内の列をデコードする場
合に使用されるものと一致するものであることが望まし
い。この実施例においては、各主アレイブロック１０が
１２８個の列（それらのうちの８個は各列アドレス値に
よりアクセスされる）を有しているので、各主アレイブ
ロック１０内には１６個の列アドレスが位置されてい
る。従って、冗長列デコーダ３６の各々は、更に、１対
１６列選択部分５２を有するものであり、従ってバスＢ
ＬＫ内のブロック選択線を直接的に使用可能であること
が望ましい。
ーダ３６0 はブロック選択部５０0及び列選択部５２0
を有している。列選択部５２0 は、ラインＣＡＴ，ＣＡ
Ｃを介して、真及び補元信号を受取り、それらは、この
実施例においては、アドレスバッファ２８により受取ら
れるアドレスの４個の最小桁列アドレスビットに対応し
ている。そのうちの３個の最大桁列アドレスビットＣＡ
4 乃至ＣＡ6 は、バッファした後に、８個の主アレイブ
ロック１０0 乃至１０7 のうちの一つを選択するために
使用されるのと同様の態様で、列プレデコーダ５６（例
えば、列デコーダ２６ａ，２６ｂ内に位置されている）
によりデコードされる。この特定の冗長列デコーダ３６
0 の例は３個の最大桁列アドレスビットに対しプレデコ
ードされた信号を使用して列アドレスをデコードするも
のであるが、勿論、本発明の技術的範囲を逸脱すること
なしにその他の変形例を使用することも可能である。し
かしながら、最良の効率を得るためには、冗長列デコー
ド動作が主アレイブロック１０内の列をデコードする場
合に使用されるものと一致するものであることが望まし
い。この実施例においては、各主アレイブロック１０が
１２８個の列（それらのうちの８個は各列アドレス値に
よりアクセスされる）を有しているので、各主アレイブ
ロック１０内には１６個の列アドレスが位置されてい
る。従って、冗長列デコーダ３６の各々は、更に、１対
１６列選択部分５２を有するものであり、従ってバスＢ
ＬＫ内のブロック選択線を直接的に使用可能であること
が望ましい。
【００４３】本発明のこの実施例においては、列プレデ
コーダ５６からの出力は６個のブロック選択線ＢＺ０乃
至ＢＺ５を有しており、それらはバスＢＬＫを介してブ
ロック選択部５０0 へ供給される。８個のブロックのう
ちの一つの選択は、ブロック線ＢＺ４又はＢＺ５の何れ
かが高状態で四つのブロック選択線ＢＺ０乃至ＢＺ３の
うちの一つが高状態である組合わせにより行なわれる。
これら８個のブロックは以下の表１の真理値表に従って
選択される。
コーダ５６からの出力は６個のブロック選択線ＢＺ０乃
至ＢＺ５を有しており、それらはバスＢＬＫを介してブ
ロック選択部５０0 へ供給される。８個のブロックのう
ちの一つの選択は、ブロック線ＢＺ４又はＢＺ５の何れ
かが高状態で四つのブロック選択線ＢＺ０乃至ＢＺ３の
うちの一つが高状態である組合わせにより行なわれる。
これら８個のブロックは以下の表１の真理値表に従って
選択される。
【００４４】 表１ ブロック ＢＺ５ ＢＺ４ ＢＺ３ ＢＺ２ ＢＺ１ ＢＺ０ ０ ０ １ ０ ０ ０ １ １ ０ １ ０ ０ １ ０ ２ ０ １ ０ １ ０ ０ ３ ０ １ １ ０ ０ ０ ４ １ ０ ０ ０ ０ １ ５ １ ０ ０ ０ １ ０ ６ １ ０ ０ １ ０ ０ ７ １ ０ １ ０ ０ ０ この様なデコード動作は、当業者により容易に拡張する
ことが可能である。例えば、付加的な列アドレスビット
をプレデコードすることによりアレイ半分毎に１６個の
ブロックを補足することが可能であり、その結果二つの
付加的な線ＢＺ６，ＢＺ７が得られ、従って１６個のブ
ロックのうちの一つは、ラインＢＺ４乃至ＢＺ７のうち
の一つが高状態でありラインＢＺ０乃至ＢＺ３のうちの
一つが高状態である組合わせにより選択される。勿論、
当業者にとって明らかなその他の従来のプレデコード技
術を使用することも可能である。
ことが可能である。例えば、付加的な列アドレスビット
をプレデコードすることによりアレイ半分毎に１６個の
ブロックを補足することが可能であり、その結果二つの
付加的な線ＢＺ６，ＢＺ７が得られ、従って１６個のブ
ロックのうちの一つは、ラインＢＺ４乃至ＢＺ７のうち
の一つが高状態でありラインＢＺ０乃至ＢＺ３のうちの
一つが高状態である組合わせにより選択される。勿論、
当業者にとって明らかなその他の従来のプレデコード技
術を使用することも可能である。
【００４５】図５に示したブロック選択部５０0 は、そ
れと関連する冗長列３５0 を主アレイブロック１０内の
列と置換させるべきイベントにおいてその動作をイネー
ブルさせ且つそうでない場合にはその動作をディスエー
ブルさせるイネーブル回路５５を有している。イネーブ
ル回路５５ｂは、ＶccとＮチャンネルトランジスタ５２
のドレインとの間に接続したヒューズ５１を有してお
り、トランジスタ５２のソースは接地へ接続している。
トランジスタ５２のドレインはインバータ５３の入力端
へ接続しており、該インバータはその出力端においてラ
インＲＥＮＴを駆動する。インバータ５３の出力端は、
更に、トランジスタ５２のゲートへ接続すると共にイン
バータ５７の入力端へ接続しており、尚インバータ５７
はその出力端においてラインＲＥＮＣを駆動する。従っ
て、ヒューズ５１が不変のままである場合（即ち、冗長
がイネーブルされない場合）、Ｖccがインバータ５３の
入力端へ供給され、該インバータはその出力端において
ラインＲＥＮＴ上に低論理レベルを供給し、トランジス
タ５２をオフ状態に維持し、ラインＲＥＮＣはインバー
タ５７により高状態へ駆動される。ヒューズ５１が開放
状態とされると（即ち、冗長がイネーブルされる場
合）、トランジスタ５２は究極的にターンオンする。な
ぜならば、インバータ５３への入力がトランジスタ５２
を介しての接合リークにより接地へリークするからであ
る。次いで、ラインＲＥＮＴにおいて高論理レベルが表
われ、トランジスタ５２をオン状態に維持し且つインバ
ータ５３の入力端を接地状態に維持し、且つラインＲＥ
ＮＣを介してインバータ５７の出力端において低論理レ
ベルを駆動する。
れと関連する冗長列３５0 を主アレイブロック１０内の
列と置換させるべきイベントにおいてその動作をイネー
ブルさせ且つそうでない場合にはその動作をディスエー
ブルさせるイネーブル回路５５を有している。イネーブ
ル回路５５ｂは、ＶccとＮチャンネルトランジスタ５２
のドレインとの間に接続したヒューズ５１を有してお
り、トランジスタ５２のソースは接地へ接続している。
トランジスタ５２のドレインはインバータ５３の入力端
へ接続しており、該インバータはその出力端においてラ
インＲＥＮＴを駆動する。インバータ５３の出力端は、
更に、トランジスタ５２のゲートへ接続すると共にイン
バータ５７の入力端へ接続しており、尚インバータ５７
はその出力端においてラインＲＥＮＣを駆動する。従っ
て、ヒューズ５１が不変のままである場合（即ち、冗長
がイネーブルされない場合）、Ｖccがインバータ５３の
入力端へ供給され、該インバータはその出力端において
ラインＲＥＮＴ上に低論理レベルを供給し、トランジス
タ５２をオフ状態に維持し、ラインＲＥＮＣはインバー
タ５７により高状態へ駆動される。ヒューズ５１が開放
状態とされると（即ち、冗長がイネーブルされる場
合）、トランジスタ５２は究極的にターンオンする。な
ぜならば、インバータ５３への入力がトランジスタ５２
を介しての接合リークにより接地へリークするからであ
る。次いで、ラインＲＥＮＴにおいて高論理レベルが表
われ、トランジスタ５２をオン状態に維持し且つインバ
ータ５３の入力端を接地状態に維持し、且つラインＲＥ
ＮＣを介してインバータ５７の出力端において低論理レ
ベルを駆動する。
【００４６】イネーブル回路５５ｂからのラインＲＥＮ
Ｔ、ＲＥＮＣは、ブロック選択部５０0 内の複数個のパ
スゲート６１へ接続しており、パスゲート６１の各々は
並列なＮチャンネル及びＰチャンネルトランジスタを有
している。Ｎチャンネルトランジスタの各々のゲートは
ラインＲＥＮＴを受取り且つＰチャンネルトランジスタ
の各々のゲートはラインＲＥＮＣを受取る。パスゲート
６１の各々は、一方の側において、列プレデコーダ５６
からのラインＢＬＫのブロック線のうちの一つを受取
り、且つその他方の側においてヒューズ６２へ接続して
いる。ブロック選択線ＢＺ０乃至ＢＺ３と関連する４個
のヒューズ６２はノードＭＬにおいて共通接続されてお
り、該ノードはＮＡＮＤゲート７４の第一入力端へ接続
している。プルダウンＮチャンネルトランジスタ６６
は、そのソース／ドレイン経路をノードＭＬと接地との
間に接続しており、且つそのゲートはラインＲＥＮＣに
より制御され、従ってトランジスタ６６は、冗長がイネ
ーブルされない場合にはオンであり、且つ従ってトラン
ジスタ６６は、冗長がイネーブルされる場合にはオフで
ある。ブロック選択線ＢＺ４，ＢＺ５と関連する２個の
ヒューズ６２はノードＭＨにおいて共通接続されており
且つＮＡＮＤゲート７４の第二入力端へ接続しており、
Ｎチャンネルトランジスタ６８は、同様に、ノードＭＨ
と接地との間に接続しており、そのゲートはトランジス
タ６６におけるのと同一の態様でラインＲＥＮＣにより
制御される。
Ｔ、ＲＥＮＣは、ブロック選択部５０0 内の複数個のパ
スゲート６１へ接続しており、パスゲート６１の各々は
並列なＮチャンネル及びＰチャンネルトランジスタを有
している。Ｎチャンネルトランジスタの各々のゲートは
ラインＲＥＮＴを受取り且つＰチャンネルトランジスタ
の各々のゲートはラインＲＥＮＣを受取る。パスゲート
６１の各々は、一方の側において、列プレデコーダ５６
からのラインＢＬＫのブロック線のうちの一つを受取
り、且つその他方の側においてヒューズ６２へ接続して
いる。ブロック選択線ＢＺ０乃至ＢＺ３と関連する４個
のヒューズ６２はノードＭＬにおいて共通接続されてお
り、該ノードはＮＡＮＤゲート７４の第一入力端へ接続
している。プルダウンＮチャンネルトランジスタ６６
は、そのソース／ドレイン経路をノードＭＬと接地との
間に接続しており、且つそのゲートはラインＲＥＮＣに
より制御され、従ってトランジスタ６６は、冗長がイネ
ーブルされない場合にはオンであり、且つ従ってトラン
ジスタ６６は、冗長がイネーブルされる場合にはオフで
ある。ブロック選択線ＢＺ４，ＢＺ５と関連する２個の
ヒューズ６２はノードＭＨにおいて共通接続されており
且つＮＡＮＤゲート７４の第二入力端へ接続しており、
Ｎチャンネルトランジスタ６８は、同様に、ノードＭＨ
と接地との間に接続しており、そのゲートはトランジス
タ６６におけるのと同一の態様でラインＲＥＮＣにより
制御される。
【００４７】ＮＡＮＤゲート７４の出力端は、それぞ
れ、２個及び３個のインバータ７５を介して、ラインＲ
ＣＯＬＣ0 ，ＲＣＯＬＴ0 上に信号を供給し、それらは
上述した如くに冗長列３５0 へ送給される。従って、本
発明のこの実施例においては、冗長列３５0 は、ＮＡＮ
Ｄゲート７４の出力が低状態である場合にのみ選択さ
れ、そのことは、それに対する全ての３個の入力（即
ち、ノードＭＨ，ＭＬ，ＲＤＳＥＬ）が高状態である場
合にのみ発生する。
れ、２個及び３個のインバータ７５を介して、ラインＲ
ＣＯＬＣ0 ，ＲＣＯＬＴ0 上に信号を供給し、それらは
上述した如くに冗長列３５0 へ送給される。従って、本
発明のこの実施例においては、冗長列３５0 は、ＮＡＮ
Ｄゲート７４の出力が低状態である場合にのみ選択さ
れ、そのことは、それに対する全ての３個の入力（即
ち、ノードＭＨ，ＭＬ，ＲＤＳＥＬ）が高状態である場
合にのみ発生する。
【００４８】ラインＲＤＳＥＬ上のＮＡＮＤゲート７４
の第三入力は列選択部５２0 内のＮＯＲゲート７２によ
り発生される。ＮＯＲゲート７２はＮＡＮＤゲート７０
からラインＮＤＯＵＴを介して入力を受取り、更に、行
デコーダ２４ａからラインＬＳＥＬＣを介して入力を受
取り（冗長列デコーダ３６0 と関連するアレイ半分内に
おける一つの行が選択されていることを低論理レベルで
表わしている）、且つラインＣＥＣを介して入力を受取
る（それが低論理レベルにあることによりメモリ１がイ
ネーブルされていることを表わす）。
の第三入力は列選択部５２0 内のＮＯＲゲート７２によ
り発生される。ＮＯＲゲート７２はＮＡＮＤゲート７０
からラインＮＤＯＵＴを介して入力を受取り、更に、行
デコーダ２４ａからラインＬＳＥＬＣを介して入力を受
取り（冗長列デコーダ３６0 と関連するアレイ半分内に
おける一つの行が選択されていることを低論理レベルで
表わしている）、且つラインＣＥＣを介して入力を受取
る（それが低論理レベルにあることによりメモリ１がイ
ネーブルされていることを表わす）。
【００４９】列選択部５２0 は、同様に、イネーブル回
路５５ｃを有しており、それはイネーブル回路５５ｂと
同様に構成されると共に動作し、即ち上述した如くにラ
インＲＥＮＴ，ＲＥＮＣ上に信号を発生する。列選択部
５２0 は、バスＣＯＬ（図１及び２参照）から８本のラ
インを受取り、該バスを介して四つの最小桁列アドレス
ビットＣＡ0 乃至ＣＡ4 の各々に対する真及び補元信号
が送給される。バスＣＯＬからのラインの各々はパスゲ
ート６１の一方の側へ接続され、且つヒューズ６２へ接
続され、パスゲート６１は上述したブロック選択部５０
0 内におけるのと同様の態様で、ラインＲＥＮＴ，ＲＥ
ＮＣへ接続されると共にそれらにより制御される。
路５５ｃを有しており、それはイネーブル回路５５ｂと
同様に構成されると共に動作し、即ち上述した如くにラ
インＲＥＮＴ，ＲＥＮＣ上に信号を発生する。列選択部
５２0 は、バスＣＯＬ（図１及び２参照）から８本のラ
インを受取り、該バスを介して四つの最小桁列アドレス
ビットＣＡ0 乃至ＣＡ4 の各々に対する真及び補元信号
が送給される。バスＣＯＬからのラインの各々はパスゲ
ート６１の一方の側へ接続され、且つヒューズ６２へ接
続され、パスゲート６１は上述したブロック選択部５０
0 内におけるのと同様の態様で、ラインＲＥＮＴ，ＲＥ
ＮＣへ接続されると共にそれらにより制御される。
【００５０】列選択部５２0 において、同一のアドレス
ビットに対する真及び補元線ＣＡＴ，ＣＡＣと関連する
一対のヒューズ６２は共通接続され且つＮＡＮＤゲート
７０の入力端へ接続されている。例えば、真及び補元列
アドレス線ＣＡＴ3 ，ＣＡＣ3 は、それぞれ、パスゲー
ト６１及びヒューズ６２を介して、共通ノードＭ３へ及
びＮＡＮＤゲート７０の入力端へ接続している。Ｎチャ
ンネルプルダウントランジスタ６４3 は、そのソース／
ドレイン経路をノードＭ３と接地との間に接続してお
り、且つそのゲートをラインＲＥＮＣへ接続しており、
従って、冗長がイネーブルされない場合には、トランジ
スタ６４3 はターンオンされ、且つ冗長がイネーブルさ
れる場合にはトランジスタ６４3 がターンオフされる。
ノードＭ０乃至Ｍ２は、更に、ＮＡＮＤゲート７０へ入
力を供給し、且つ、各々は、それらの真及び補元列アド
レス信号にそれぞれ関連する一対のヒューズ６２へ接続
している。以下の説明から明らかになる如く、冗長列３
５0 の選択は、ノードＭ０乃至Ｍ３の３個の全てが高状
態であることを必要とし、従って、ＮＡＮＤゲート７０
の出力が低状態である場合に、ＮＯＲゲート７２の出力
端を高状態へイネーブルさせ、ＮＡＮＤゲート７４の出
力端を低状態へイネーブルさせる。
ビットに対する真及び補元線ＣＡＴ，ＣＡＣと関連する
一対のヒューズ６２は共通接続され且つＮＡＮＤゲート
７０の入力端へ接続されている。例えば、真及び補元列
アドレス線ＣＡＴ3 ，ＣＡＣ3 は、それぞれ、パスゲー
ト６１及びヒューズ６２を介して、共通ノードＭ３へ及
びＮＡＮＤゲート７０の入力端へ接続している。Ｎチャ
ンネルプルダウントランジスタ６４3 は、そのソース／
ドレイン経路をノードＭ３と接地との間に接続してお
り、且つそのゲートをラインＲＥＮＣへ接続しており、
従って、冗長がイネーブルされない場合には、トランジ
スタ６４3 はターンオンされ、且つ冗長がイネーブルさ
れる場合にはトランジスタ６４3 がターンオフされる。
ノードＭ０乃至Ｍ２は、更に、ＮＡＮＤゲート７０へ入
力を供給し、且つ、各々は、それらの真及び補元列アド
レス信号にそれぞれ関連する一対のヒューズ６２へ接続
している。以下の説明から明らかになる如く、冗長列３
５0 の選択は、ノードＭ０乃至Ｍ３の３個の全てが高状
態であることを必要とし、従って、ＮＡＮＤゲート７０
の出力が低状態である場合に、ＮＯＲゲート７２の出力
端を高状態へイネーブルさせ、ＮＡＮＤゲート７４の出
力端を低状態へイネーブルさせる。
【００５１】本発明のこの実施例に基づく冗長列デコー
ダ３６0 の動作について詳細に説明する。最初に注意す
べきことであるが、冗長列３５のうちの一つを使用する
ことは、全ての冗長列３５の使用を必要とするものでは
ない。なぜならば、列デコーダ３６は、その中のイネー
ブル回路５５ｂ，５５ｃにより個別的にイネーブルされ
るからである。この実施例において、冗長列３５0 が主
列を置換させるべきでない場合には、イネーブル回路５
５ｂ，５５ｃ内のヒューズ５１は、両方とも、不変のま
まである。上述した如く、このことは、イネーブル回路
５５ｂ，５５ｃの各々の出力端においてラインＲＥＮＴ
を強制的に低状態とさせ、全てのパスゲート６１をオフ
状態に維持する。トランジスタ６４0 乃至６４3 ，６
６，６８は、全て、オン状態に維持され、ＮＡＮＤゲー
ト７０，７４の両方の出力端を高状態とさせる。ＮＡＮ
Ｄゲート７４の出力端における高レベルは、ラインＲＣ
ＯＬＣ0 を介して高レベルとして且つラインＲＣＯＬＴ
0 を介して低レベルとして冗長列３５0 へ送給され、そ
の中のパスゲート４６Ｔ，４６Ｃをターンオフし（図３
参照）、且つ冗長列３５0 を分離してアクセスされない
ようにする。
ダ３６0 の動作について詳細に説明する。最初に注意す
べきことであるが、冗長列３５のうちの一つを使用する
ことは、全ての冗長列３５の使用を必要とするものでは
ない。なぜならば、列デコーダ３６は、その中のイネー
ブル回路５５ｂ，５５ｃにより個別的にイネーブルされ
るからである。この実施例において、冗長列３５0 が主
列を置換させるべきでない場合には、イネーブル回路５
５ｂ，５５ｃ内のヒューズ５１は、両方とも、不変のま
まである。上述した如く、このことは、イネーブル回路
５５ｂ，５５ｃの各々の出力端においてラインＲＥＮＴ
を強制的に低状態とさせ、全てのパスゲート６１をオフ
状態に維持する。トランジスタ６４0 乃至６４3 ，６
６，６８は、全て、オン状態に維持され、ＮＡＮＤゲー
ト７０，７４の両方の出力端を高状態とさせる。ＮＡＮ
Ｄゲート７４の出力端における高レベルは、ラインＲＣ
ＯＬＣ0 を介して高レベルとして且つラインＲＣＯＬＴ
0 を介して低レベルとして冗長列３５0 へ送給され、そ
の中のパスゲート４６Ｔ，４６Ｃをターンオフし（図３
参照）、且つ冗長列３５0 を分離してアクセスされない
ようにする。
【００５２】冗長列３５0 が主アレイブロック１０のう
ちの一つにおける主列を置換させるべきである場合に
は、冗長列デコーダ３６内の選択されたヒューズが、例
えば、レーザビームにより開放状態とされる。置換され
るべきアドレスに拘らずに、両方のイネーブル回路５５
ｂ，５５ｃにおけるヒューズ５１が開放状態とされ、各
々においてラインＲＥＮＴを高状態とさせ且つラインＲ
ＥＮＣを低状態とさせ、全てのパスゲート６１をターン
オンし且つ全てのトランジスタ６４0 乃至６４3，６
６，６８をターンオフさせる。列選択部５２0 及びブロ
ック選択部５２0 がイネーブルされて、入力される列ア
ドレス値をヒューズ６２を焼切することにより特定され
る値と比較する。
ちの一つにおける主列を置換させるべきである場合に
は、冗長列デコーダ３６内の選択されたヒューズが、例
えば、レーザビームにより開放状態とされる。置換され
るべきアドレスに拘らずに、両方のイネーブル回路５５
ｂ，５５ｃにおけるヒューズ５１が開放状態とされ、各
々においてラインＲＥＮＴを高状態とさせ且つラインＲ
ＥＮＣを低状態とさせ、全てのパスゲート６１をターン
オンし且つ全てのトランジスタ６４0 乃至６４3，６
６，６８をターンオフさせる。列選択部５２0 及びブロ
ック選択部５２0 がイネーブルされて、入力される列ア
ドレス値をヒューズ６２を焼切することにより特定され
る値と比較する。
【００５３】置換されるべき列のアドレスが、置換され
るべき列のアドレスの４個の最小桁ビットに対応するこ
とのないヒューズ６２を焼切することにより列選択部５
２0内にプログラム即ち格納される。例えば、置換され
るべき列のアドレスの４個の最小桁ビットが０１１０
（それぞれ、アドレスＣＡ3 ，ＣＡ2 ，ＣＡ1 ，Ｃ
Ａ0）である場合には、ラインＣＡＴ3 ，ＣＡＣ2 ，Ｃ
ＡＣ1 ，ＣＡＴ0 と関連するヒューズ６２が開放状態と
される。この列アドレスの４個の最小桁ビットが０１１
０である場合にのみ、全てのノードＭ０乃至Ｍ３が高状
態であり、且つＮＡＮＤゲート７０の出力が低状態であ
る。上述した如く、ＮＡＮＤゲート７０の出力は、冗長
列３５0 が選択されるためには低状態でなければならな
い。その他の何れの４ビットの値は、ノードＭ０乃至Ｍ
３のうちの少なくとも一つを低状態とさせ、ＮＡＮＤゲ
ート７０の出力を高状態とさせ、冗長列３５0 の選択を
阻止する。
るべき列のアドレスの４個の最小桁ビットに対応するこ
とのないヒューズ６２を焼切することにより列選択部５
２0内にプログラム即ち格納される。例えば、置換され
るべき列のアドレスの４個の最小桁ビットが０１１０
（それぞれ、アドレスＣＡ3 ，ＣＡ2 ，ＣＡ1 ，Ｃ
Ａ0）である場合には、ラインＣＡＴ3 ，ＣＡＣ2 ，Ｃ
ＡＣ1 ，ＣＡＴ0 と関連するヒューズ６２が開放状態と
される。この列アドレスの４個の最小桁ビットが０１１
０である場合にのみ、全てのノードＭ０乃至Ｍ３が高状
態であり、且つＮＡＮＤゲート７０の出力が低状態であ
る。上述した如く、ＮＡＮＤゲート７０の出力は、冗長
列３５0 が選択されるためには低状態でなければならな
い。その他の何れの４ビットの値は、ノードＭ０乃至Ｍ
３のうちの少なくとも一つを低状態とさせ、ＮＡＮＤゲ
ート７０の出力を高状態とさせ、冗長列３５0 の選択を
阻止する。
【００５４】ブロックデコード部５０0 は、イネーブル
回路５５ｂ内のヒューズ５１を開放させることにより且
つ冗長列３５0 により置換されるべき列の所望のブロッ
ク選択コードに対応することのないヒューズを開放状態
とさせることにより同様にプログラムされる。例えば、
置換されるべき列が主アレイブロック１０3 であり０１
１０００のブロック選択コードに対応する場合（表１参
照）、ブロック選択線ＢＺ５，ＢＺ２，ＢＺ１，ＢＺ０
に対応するヒューズ６２が開放状態とされる。その結
果、ノードＭＨ及びＭＬは両方とも高状態であり、その
列アドレスが主アレイブロック１０3 に対応する場合に
のみ冗長列３５0 の選択を可能とし、その場合に、ライ
ンＢＺ３及びＢＺ４は両方とも高レベルにある。
回路５５ｂ内のヒューズ５１を開放させることにより且
つ冗長列３５0 により置換されるべき列の所望のブロッ
ク選択コードに対応することのないヒューズを開放状態
とさせることにより同様にプログラムされる。例えば、
置換されるべき列が主アレイブロック１０3 であり０１
１０００のブロック選択コードに対応する場合（表１参
照）、ブロック選択線ＢＺ５，ＢＺ２，ＢＺ１，ＢＺ０
に対応するヒューズ６２が開放状態とされる。その結
果、ノードＭＨ及びＭＬは両方とも高状態であり、その
列アドレスが主アレイブロック１０3 に対応する場合に
のみ冗長列３５0 の選択を可能とし、その場合に、ライ
ンＢＺ３及びＢＺ４は両方とも高レベルにある。
【００５５】メモリ１により受取られた列アドレスが冗
長列デコーダ３６0 内のヒューズ６２によりプログラム
されているブロック及び列アドレスに対応し、且つメモ
リ１により受取られた行アドレスが冗長列３５0 により
貢献されるアレイの半分と関連するもののうちの一つ
（ＮＯＲゲート７２へ供給されるラインＬＳＥＬＣが低
状態）である場合には、ＮＡＮＤゲート７４への全ての
入力は高論理レベルにある。従って、ＮＡＮＤゲート７
４は、ラインＲＣＯＬＴ0 上に高論理レベルを供給し且
つラインＲＣＯＬＣ0 上に低論理レベルを供給し、冗長
列３５0 に対するパスゲート４６Ｔ，４６Ｃをターンオ
ンし、且つ受取った行アドレスに対応してその中のメモ
リセル４０へのアクセスを可能とする。
長列デコーダ３６0 内のヒューズ６２によりプログラム
されているブロック及び列アドレスに対応し、且つメモ
リ１により受取られた行アドレスが冗長列３５0 により
貢献されるアレイの半分と関連するもののうちの一つ
（ＮＯＲゲート７２へ供給されるラインＬＳＥＬＣが低
状態）である場合には、ＮＡＮＤゲート７４への全ての
入力は高論理レベルにある。従って、ＮＡＮＤゲート７
４は、ラインＲＣＯＬＴ0 上に高論理レベルを供給し且
つラインＲＣＯＬＣ0 上に低論理レベルを供給し、冗長
列３５0 に対するパスゲート４６Ｔ，４６Ｃをターンオ
ンし、且つ受取った行アドレスに対応してその中のメモ
リセル４０へのアクセスを可能とする。
【００５６】従って、冗長列デコーダ３６0 内のヒュー
ズ５１，６２のプログラミングは、それと関連する冗長
列３５0 により置換されるべき列を決定する。冗長列デ
コーダ３６の各々が同様に構成されているので、このメ
モリ１の実施例においては、メモリ１の各メモリ半分に
おける最大で８個の冗長列３５が、置換されるべき列が
位置されている主アレイブロック１０に拘らず、一つの
列を置換させるためにプログラムすることが可能であ
る。その結果、本発明により提供される列冗長性アーキ
テクチャは、列の置換における柔軟性を与え、従って比
較的少ない数の列に対して高いレベルの修復可能性を提
供している。
ズ５１，６２のプログラミングは、それと関連する冗長
列３５0 により置換されるべき列を決定する。冗長列デ
コーダ３６の各々が同様に構成されているので、このメ
モリ１の実施例においては、メモリ１の各メモリ半分に
おける最大で８個の冗長列３５が、置換されるべき列が
位置されている主アレイブロック１０に拘らず、一つの
列を置換させるためにプログラムすることが可能であ
る。その結果、本発明により提供される列冗長性アーキ
テクチャは、列の置換における柔軟性を与え、従って比
較的少ない数の列に対して高いレベルの修復可能性を提
供している。
【００５７】冗長列デコーダ３６のこの構成は、特に、
行及び列の両方にとって、従来の冗長デコーダと比較し
て有益的なものである。従来の冗長デコーダは、デコー
ダ内の真及び補元アドレス対の各々に対して、上述した
如きイネーブル回路５５などのインバータ回路を有して
おり、且つ、例えば回路５５などのイネーブル回路を有
しており、この様な従来のデコーダにおいては、例えば
ＮＡＮＤなどの論理ゲートが真／補元アドレス線の各々
から、且つイネーブル回路自身から入力を受取ってい
た。これと対照的に、パスゲート６１は、イネーブル回
路５５により制御され、従って出力論理ゲート（即ち、
ＮＡＮＤ７０，７４）の入力端は、イネーブル回路へ接
続することは必要ではない。このことは、内部ＮＡＮＤ
スタック即ち積層体から直列装置のうちの一つを取除い
ており、従ってスイッチング速度を改善している。
行及び列の両方にとって、従来の冗長デコーダと比較し
て有益的なものである。従来の冗長デコーダは、デコー
ダ内の真及び補元アドレス対の各々に対して、上述した
如きイネーブル回路５５などのインバータ回路を有して
おり、且つ、例えば回路５５などのイネーブル回路を有
しており、この様な従来のデコーダにおいては、例えば
ＮＡＮＤなどの論理ゲートが真／補元アドレス線の各々
から、且つイネーブル回路自身から入力を受取ってい
た。これと対照的に、パスゲート６１は、イネーブル回
路５５により制御され、従って出力論理ゲート（即ち、
ＮＡＮＤ７０，７４）の入力端は、イネーブル回路へ接
続することは必要ではない。このことは、内部ＮＡＮＤ
スタック即ち積層体から直列装置のうちの一つを取除い
ており、従ってスイッチング速度を改善している。
【００５８】更に、本発明のこの実施例に基づく冗長列
デコーダ３６は、真及び補元アドレス線に対して減少さ
れ且つよりバランスされた負荷を提供する。例えば、冗
長がイネーブルされない場合には、全てのパスゲート６
１はターンオフされ、真及び補元アドレス線は、負荷と
して、ターンオフされたトランジスタの接合容量を有す
るものに過ぎず、従来のデコーダにおいては、真／補元
アドレス線対の一つは、接合容量のみならず、パスゲー
トの導通状態にあるゲート容量＋下流側の論理ゲートの
ゲート容量が関与し、従ってその負荷は、その相補的な
対となる線より一層大きく且つアンバランスしたものと
なる。従って、メモリ１の性能は、本明細書に記載した
冗長デコーダにより改善され、特にその修復されていな
い状態において改良されている。
デコーダ３６は、真及び補元アドレス線に対して減少さ
れ且つよりバランスされた負荷を提供する。例えば、冗
長がイネーブルされない場合には、全てのパスゲート６
１はターンオフされ、真及び補元アドレス線は、負荷と
して、ターンオフされたトランジスタの接合容量を有す
るものに過ぎず、従来のデコーダにおいては、真／補元
アドレス線対の一つは、接合容量のみならず、パスゲー
トの導通状態にあるゲート容量＋下流側の論理ゲートの
ゲート容量が関与し、従ってその負荷は、その相補的な
対となる線より一層大きく且つアンバランスしたものと
なる。従って、メモリ１の性能は、本明細書に記載した
冗長デコーダにより改善され、特にその修復されていな
い状態において改良されている。
【００５９】冗長列デコーダ３６は、更に、従来の冗長
デコーダよりも少ない数のトランジスタで実現すること
が可能である。この様な構成はより多くのヒューズの犠
牲において達成されるが、本発明に基づく冗長列デコー
ダ３６に対して必要とされるレイアウト面積は、ほとん
どの適用における従来のデコーダのものから減少された
ものである。更に、本発明のこの実施例に基づく場合に
はより多くのヒューズが必要であるが、各場合において
焼切されるヒューズの最悪の場合の数は同じであり、従
って、本発明によりテスト時間のペナルティが課される
ことはない。
デコーダよりも少ない数のトランジスタで実現すること
が可能である。この様な構成はより多くのヒューズの犠
牲において達成されるが、本発明に基づく冗長列デコー
ダ３６に対して必要とされるレイアウト面積は、ほとん
どの適用における従来のデコーダのものから減少された
ものである。更に、本発明のこの実施例に基づく場合に
はより多くのヒューズが必要であるが、各場合において
焼切されるヒューズの最悪の場合の数は同じであり、従
って、本発明によりテスト時間のペナルティが課される
ことはない。
【００６０】勿論、冗長行が設けられる場合に、本発明
に基づいて冗長列デコーダ３６として冗長行デコーダを
同様に構成することが可能である。更に、上述した説明
から明らかな如く、本発明のこの実施例に基づく冗長デ
コーダ技術は、真／補元アドレスライン対と共に、且つ
プレデコードした選択線と共に（ブロック選択部５０0
の場合における如く）使用することが可能である。
に基づいて冗長列デコーダ３６として冗長行デコーダを
同様に構成することが可能である。更に、上述した説明
から明らかな如く、本発明のこの実施例に基づく冗長デ
コーダ技術は、真／補元アドレスライン対と共に、且つ
プレデコードした選択線と共に（ブロック選択部５０0
の場合における如く）使用することが可能である。
【００６１】上述した如く、二つの検知／書込み回路２
３が、任意のアクセスにおいて冗長列３５に対して使用
可能である（各アレイ半分における四つの冗長列３５は
検知／書込み回路２３の各々に割当てられている）。こ
のことは、同一のアレイ半分における二つの冗長列デコ
ーダ３６を同一の列アドレスでプログラム即ち書込むこ
とを可能としており、その場合に同一のアクセスで冗長
列３５のうちの二つをアクセスすることを可能とする。
なぜならば、本発明は、各プログラムした冗長列デコー
ダに対し、冗長検知／書込み回路２３の各々が割当てら
れるべきどの入力／出力端子ＤＱの選択を可能とするか
らである。このことは、冗長マルチプレクサ３９により
達成され、その一例を図６に示してある。
３が、任意のアクセスにおいて冗長列３５に対して使用
可能である（各アレイ半分における四つの冗長列３５は
検知／書込み回路２３の各々に割当てられている）。こ
のことは、同一のアレイ半分における二つの冗長列デコ
ーダ３６を同一の列アドレスでプログラム即ち書込むこ
とを可能としており、その場合に同一のアクセスで冗長
列３５のうちの二つをアクセスすることを可能とする。
なぜならば、本発明は、各プログラムした冗長列デコー
ダに対し、冗長検知／書込み回路２３の各々が割当てら
れるべきどの入力／出力端子ＤＱの選択を可能とするか
らである。このことは、冗長マルチプレクサ３９により
達成され、その一例を図６に示してある。
【００６２】図６における冗長マルチプレクサ３９ａ0
は、図１及び２の冗長マルチプレクサブロック３８ａ内
の冗長マルチプレクサ３９ａのうちの一つである。従っ
て、冗長マルチプレクサ３９ａ0 は冗長検知／書込み回
路２３1 と関連しており且つ冗長検知／書込み回路２３
0 とは関連しておらず、且つ冗長検知／書込み回路２３
1 により検知されるか又はそれに対して書込みが行なわ
れる冗長列３５と関連している。従って、図６の冗長マ
ルチプレクサ３９ａ0 は、入力として、冗長列選択ブロ
ック３４ａ内の冗長列デコーダ３６0 乃至３６3 から冗
長列選択線ＲＣＯＬＴ0 乃至ＲＣＯＬＴ3 を受取り、且
つ、更に、冗長列選択ブロック３４ｂ内の冗長列デコー
ダ３６12乃至３６15から冗長列選択線ＲＣＯＬＴ12乃至
ＲＣＯＬＴ15を受取る。
は、図１及び２の冗長マルチプレクサブロック３８ａ内
の冗長マルチプレクサ３９ａのうちの一つである。従っ
て、冗長マルチプレクサ３９ａ0 は冗長検知／書込み回
路２３1 と関連しており且つ冗長検知／書込み回路２３
0 とは関連しておらず、且つ冗長検知／書込み回路２３
1 により検知されるか又はそれに対して書込みが行なわ
れる冗長列３５と関連している。従って、図６の冗長マ
ルチプレクサ３９ａ0 は、入力として、冗長列選択ブロ
ック３４ａ内の冗長列デコーダ３６0 乃至３６3 から冗
長列選択線ＲＣＯＬＴ0 乃至ＲＣＯＬＴ3 を受取り、且
つ、更に、冗長列選択ブロック３４ｂ内の冗長列デコー
ダ３６12乃至３６15から冗長列選択線ＲＣＯＬＴ12乃至
ＲＣＯＬＴ15を受取る。
【００６３】冗長列選択線ＲＣＯＬＴの各々は関連する
Ｎチャンネルトランジスタ７９のゲートにおいて受取ら
れ、該トランジスタは、そのドレインを関連するヒュー
ズ７８へ接続しており且つそのソースを接地へ接続して
いる。前述した如く、冗長列選択線ＲＣＯＬＴは、それ
の関連する冗長列３５が列アドレス（及び、この例にお
いては、行アドレスのうちの１ビット）により選択され
る場合に、それの関連する冗長列デコーダ３６により高
論理レベルへ駆動される。ヒューズ３８の各々は、それ
の関連するトランジスタ７９のドレインとノード７７と
の間に接続されている。Ｐチャンネルプルアップトラン
ジスタ７６は、そのソース／ドレイン経路をノード７７
とＶcc電源との間に接続しており、且つそのゲートを接
地へバイアスしており、トランジスタ７６は、好適に
は、比較的小型のトランジスタであり、従ってノード７
７がトランジスタ７９のうちの一つにより低状態へプル
される場合に、それを介して過剰なＤＣ電流が引出され
ることはなく、一方、それがトランジスタ７９のうちの
何れかにより低状態によりプルされない場合には、ノー
ド７７を高状態へプルすることが可能である。ノード７
７の状態は、インバータ８１，８３を介して、ラインＲ
ＳＥＬ１0 上の信号として送給される。
Ｎチャンネルトランジスタ７９のゲートにおいて受取ら
れ、該トランジスタは、そのドレインを関連するヒュー
ズ７８へ接続しており且つそのソースを接地へ接続して
いる。前述した如く、冗長列選択線ＲＣＯＬＴは、それ
の関連する冗長列３５が列アドレス（及び、この例にお
いては、行アドレスのうちの１ビット）により選択され
る場合に、それの関連する冗長列デコーダ３６により高
論理レベルへ駆動される。ヒューズ３８の各々は、それ
の関連するトランジスタ７９のドレインとノード７７と
の間に接続されている。Ｐチャンネルプルアップトラン
ジスタ７６は、そのソース／ドレイン経路をノード７７
とＶcc電源との間に接続しており、且つそのゲートを接
地へバイアスしており、トランジスタ７６は、好適に
は、比較的小型のトランジスタであり、従ってノード７
７がトランジスタ７９のうちの一つにより低状態へプル
される場合に、それを介して過剰なＤＣ電流が引出され
ることはなく、一方、それがトランジスタ７９のうちの
何れかにより低状態によりプルされない場合には、ノー
ド７７を高状態へプルすることが可能である。ノード７
７の状態は、インバータ８１，８３を介して、ラインＲ
ＳＥＬ１0 上の信号として送給される。
【００６４】以下に更に詳細に説明する如く、ラインＲ
ＳＥＬ１0 は、低論理レベルにある場合に、入力／出力
端子ＤＱ0 へ印加されるべき冗長検知／書込み回路２３
1 からの冗長データの選択を可能とする。更に、ライン
ＲＳＥＬ１0 はパスゲート８０Ｔ，８０Ｃ内のＰチャン
ネルトランジスタのゲートへ接続されており、一方イン
バータ８１の出力端からのその補元はパスゲート８０
Ｔ，８０Ｃ内のＮチャンネルトランジスタのゲートへ接
続される。従って、ノード７７における低論理レベル
は、入力／出力端子ＤＱ0 からの入力データ線ＤＴ0 ，
ＤＣ0 を冗長検知／書込み回路２３1 の書込み回路５４
へ接続されている冗長入力データ線ＲＤＴ1，ＲＤＣ1
へ結合させる。
ＳＥＬ１0 は、低論理レベルにある場合に、入力／出力
端子ＤＱ0 へ印加されるべき冗長検知／書込み回路２３
1 からの冗長データの選択を可能とする。更に、ライン
ＲＳＥＬ１0 はパスゲート８０Ｔ，８０Ｃ内のＰチャン
ネルトランジスタのゲートへ接続されており、一方イン
バータ８１の出力端からのその補元はパスゲート８０
Ｔ，８０Ｃ内のＮチャンネルトランジスタのゲートへ接
続される。従って、ノード７７における低論理レベル
は、入力／出力端子ＤＱ0 からの入力データ線ＤＴ0 ，
ＤＣ0 を冗長検知／書込み回路２３1 の書込み回路５４
へ接続されている冗長入力データ線ＲＤＴ1，ＲＤＣ1
へ結合させる。
【００６５】動作について説明すると、冗長列デコーダ
３６内のヒューズを開放状態とさせることにより冗長が
イネーブルされる場合には、各選択された冗長列３５が
関連されるべき入力／出力端子ＤＱの選択は、冗長マル
チプレクサ３９内の選択したヒューズ３８を開放状態と
させることにより行なわれる。この例においては、置換
されるべき主アレイ列が検知される場合に冗長がイネー
ブルされると、テストプログラムが使用されるべき各冗
長列３５と置換したアドレスに対してそれが関連する入
力／出力端子ＤＱとの間の関連性を決定せねばならな
い。アクセスされるべき各冗長列３５に対して、そのヒ
ューズ７８は冗長列３５が通信を行なうことのない入力
／出力端子と関連する各冗長マルチプレクサ３９内にお
いて開放状態とされ、その入力／出力端子と関連する冗
長マルチプレクサ３９内において、冗長列３５に対する
ヒューズ７８は不変のまま維持される。冗長マルチプレ
クサ３９のプログラミングが完了すると、アクセスされ
るべき各冗長列３５に対して、そのヒューズ７８のうち
の一つのみが不変のままとされ、即ち動作可能な入力／
出力端子ＤＱと関連する冗長マルチプレクサ３９内のヒ
ューズ７８のみが不変のままに維持される。注意すべき
ことであるが、冗長マルチプレクサ３９はそのヒューズ
７８のうちの１個を超えたものを不変のままとすること
が可能である。なぜならば、冗長列３５の複数個のもの
（勿論、異なった列アドレス値に対応している）が同一
の入力／出力端子ＤＱと関連している場合があるからで
ある。例えば、選択された場合に入力／出力端子ＤＱ0
と通信状態となる冗長列３５が３５2 及び３５12である
場合には、冗長マルチプレクサ３９ａ0 内のヒューズ７
８0 ，７８1 ，７８3 ，７８5 ，７８6 ，７８7 が全て
開放状態とされ、且つヒューズ７８2 及び７８4 は不変
のまま維持される。他方の冗長マルチプレクサ３９ａ内
の対応するヒューズ７８2 及び７８4 は開放状態とされ
る。なぜならば、冗長列３５2 及び３５12は、端子ＤＱ
0 以外の入力／出力端子ＤＱの何れとも通信状態となる
ことがないからである。
３６内のヒューズを開放状態とさせることにより冗長が
イネーブルされる場合には、各選択された冗長列３５が
関連されるべき入力／出力端子ＤＱの選択は、冗長マル
チプレクサ３９内の選択したヒューズ３８を開放状態と
させることにより行なわれる。この例においては、置換
されるべき主アレイ列が検知される場合に冗長がイネー
ブルされると、テストプログラムが使用されるべき各冗
長列３５と置換したアドレスに対してそれが関連する入
力／出力端子ＤＱとの間の関連性を決定せねばならな
い。アクセスされるべき各冗長列３５に対して、そのヒ
ューズ７８は冗長列３５が通信を行なうことのない入力
／出力端子と関連する各冗長マルチプレクサ３９内にお
いて開放状態とされ、その入力／出力端子と関連する冗
長マルチプレクサ３９内において、冗長列３５に対する
ヒューズ７８は不変のまま維持される。冗長マルチプレ
クサ３９のプログラミングが完了すると、アクセスされ
るべき各冗長列３５に対して、そのヒューズ７８のうち
の一つのみが不変のままとされ、即ち動作可能な入力／
出力端子ＤＱと関連する冗長マルチプレクサ３９内のヒ
ューズ７８のみが不変のままに維持される。注意すべき
ことであるが、冗長マルチプレクサ３９はそのヒューズ
７８のうちの１個を超えたものを不変のままとすること
が可能である。なぜならば、冗長列３５の複数個のもの
（勿論、異なった列アドレス値に対応している）が同一
の入力／出力端子ＤＱと関連している場合があるからで
ある。例えば、選択された場合に入力／出力端子ＤＱ0
と通信状態となる冗長列３５が３５2 及び３５12である
場合には、冗長マルチプレクサ３９ａ0 内のヒューズ７
８0 ，７８1 ，７８3 ，７８5 ，７８6 ，７８7 が全て
開放状態とされ、且つヒューズ７８2 及び７８4 は不変
のまま維持される。他方の冗長マルチプレクサ３９ａ内
の対応するヒューズ７８2 及び７８4 は開放状態とされ
る。なぜならば、冗長列３５2 及び３５12は、端子ＤＱ
0 以外の入力／出力端子ＤＱの何れとも通信状態となる
ことがないからである。
【００６６】冗長列デコーダ３６による列アドレスのデ
コード動作が完了する前に、全てのラインＲＣＯＬＴは
低論理レベルにある。このことは、ノード７７をしてト
ランジスタ７６を介して高レベルに残存させ、従って、
冗長マルチプレクサ３９ａ0の出力端におけるラインＲ
ＳＥＬ１0 はインバータ８１，８３を介して高レベルへ
プルされる。冗長列デコーダ３６によりデコードされる
列アドレスが、対応するヒューズ７８が不変のまま残存
する冗長列３５の何れかに対応しない場合には、ノード
７７はトランジスタ７９と不変のままのヒューズ７８の
組合わせを介して低状態へプルされる。しかしながら、
冗長列デコーダ３６によりデコードされる列アドレス
が、それの対応するヒューズ７８が不変のままである冗
長列３５のアドレスと一致する場合には、関連するトラ
ンジスタ７９をターンオンすると、不変のままのヒュー
ズ７８を介してノード７７を低状態へプルする。次い
で、ラインＲＳＥＬ１0 上において低論理レベルが駆動
され、読取り動作及び書込み動作の両方に対して、冗長
検知／書込み回路２３1 を入力／出力端子ＤＱ0 へ接続
させる。
コード動作が完了する前に、全てのラインＲＣＯＬＴは
低論理レベルにある。このことは、ノード７７をしてト
ランジスタ７６を介して高レベルに残存させ、従って、
冗長マルチプレクサ３９ａ0の出力端におけるラインＲ
ＳＥＬ１0 はインバータ８１，８３を介して高レベルへ
プルされる。冗長列デコーダ３６によりデコードされる
列アドレスが、対応するヒューズ７８が不変のまま残存
する冗長列３５の何れかに対応しない場合には、ノード
７７はトランジスタ７９と不変のままのヒューズ７８の
組合わせを介して低状態へプルされる。しかしながら、
冗長列デコーダ３６によりデコードされる列アドレス
が、それの対応するヒューズ７８が不変のままである冗
長列３５のアドレスと一致する場合には、関連するトラ
ンジスタ７９をターンオンすると、不変のままのヒュー
ズ７８を介してノード７７を低状態へプルする。次い
で、ラインＲＳＥＬ１0 上において低論理レベルが駆動
され、読取り動作及び書込み動作の両方に対して、冗長
検知／書込み回路２３1 を入力／出力端子ＤＱ0 へ接続
させる。
【００６７】従って、本発明のこの実施例に基づく冗長
マルチプレクサ３９の使用は、冗長列３５の利用におい
て著しい柔軟性を与えている。冗長列３５のうちの何れ
か一つを、本発明に基づく比較的簡単なアルゴリズムに
よって、使用可能な入力／出力端子ＤＱのうちの何れか
一つへマップさせることが可能である。冗長マルチプレ
クサ３９は、比較的少ない数のトランジスタでこの様な
マッピングを与え、その場合のデータ線に与える負荷は
最小であり、且つ、主メモリセルと相対的に冗長位置を
アクセスする場合の性能の劣化はほとんどない。従来の
マッピング回路は、本発明によるものよりも著しく多数
のトランジスタを必要としており、従ってデータ線に対
し比較的高い負荷を提供し、しばしば冗長セルと主メモ
リセルとの間において異なったアクセス時間を発生して
いた。
マルチプレクサ３９の使用は、冗長列３５の利用におい
て著しい柔軟性を与えている。冗長列３５のうちの何れ
か一つを、本発明に基づく比較的簡単なアルゴリズムに
よって、使用可能な入力／出力端子ＤＱのうちの何れか
一つへマップさせることが可能である。冗長マルチプレ
クサ３９は、比較的少ない数のトランジスタでこの様な
マッピングを与え、その場合のデータ線に与える負荷は
最小であり、且つ、主メモリセルと相対的に冗長位置を
アクセスする場合の性能の劣化はほとんどない。従来の
マッピング回路は、本発明によるものよりも著しく多数
のトランジスタを必要としており、従ってデータ線に対
し比較的高い負荷を提供し、しばしば冗長セルと主メモ
リセルとの間において異なったアクセス時間を発生して
いた。
【００６８】次に、図７を参照して、入力／出力回路２
０内に位置されており且つ上述した如くに発生されるラ
インＲＳＥＬ０k ，ＲＳＥＬ１k によって冗長マルチプ
レクサ３９ａk ，３９ｂk の出力により制御される出力
マルチプレクサ８４k について詳細に説明する。図７に
示した如く、出力マルチプレクサ８４k は、主アレイブ
ロック１０と関連するデータドライバ１５の適宜のもの
における如く、データバス２２内のデータバス導体ＤＢ
ＵＳk の関連する一つへ接続されている。本発明のこの
実施例においては、冗長列３５のうちの一つにより置換
されるべき主列は物理的にディスエーブルされるもので
はなく、その代わりに、出力マルチプレクサ８４がデー
タバス導体ＤＢＵＳk か又は冗長検知／書込み回路２３
の出力端が関連する入力／出力端子ＤＱk と通信状態と
されるかを単に選択する。
０内に位置されており且つ上述した如くに発生されるラ
インＲＳＥＬ０k ，ＲＳＥＬ１k によって冗長マルチプ
レクサ３９ａk ，３９ｂk の出力により制御される出力
マルチプレクサ８４k について詳細に説明する。図７に
示した如く、出力マルチプレクサ８４k は、主アレイブ
ロック１０と関連するデータドライバ１５の適宜のもの
における如く、データバス２２内のデータバス導体ＤＢ
ＵＳk の関連する一つへ接続されている。本発明のこの
実施例においては、冗長列３５のうちの一つにより置換
されるべき主列は物理的にディスエーブルされるもので
はなく、その代わりに、出力マルチプレクサ８４がデー
タバス導体ＤＢＵＳk か又は冗長検知／書込み回路２３
の出力端が関連する入力／出力端子ＤＱk と通信状態と
されるかを単に選択する。
【００６９】出力マルチプレクサ８４k 内にはパスゲー
ト８８が設けられており、それはＮチャンネル及びＰチ
ャンネルトランジスタから形成されており、それらのソ
ース／ドレイン経路はデータバス導体ＤＢＵＳk とノー
ド９５k との間に並列接続されている。ノード９５k は
出力ドライバ８２k へ接続しており、それは従来の態様
で入力／出力端子ＤＱk を駆動する。任意の従来の出力
ドライバ回路を出力ドライバ８２k として使用すること
が可能であるが、好適な出力ドライバは本願出願人に譲
渡されており１９９１年１２月１７日付で出願された米
国特許出願（代理人ドケット番号９１−Ｃ−１１０）に
記載されているものである。
ト８８が設けられており、それはＮチャンネル及びＰチ
ャンネルトランジスタから形成されており、それらのソ
ース／ドレイン経路はデータバス導体ＤＢＵＳk とノー
ド９５k との間に並列接続されている。ノード９５k は
出力ドライバ８２k へ接続しており、それは従来の態様
で入力／出力端子ＤＱk を駆動する。任意の従来の出力
ドライバ回路を出力ドライバ８２k として使用すること
が可能であるが、好適な出力ドライバは本願出願人に譲
渡されており１９９１年１２月１７日付で出願された米
国特許出願（代理人ドケット番号９１−Ｃ−１１０）に
記載されているものである。
【００７０】更に、ノード９５k に接続してパスゲート
９０0 ，９０1 が設けられており、その各々はＮチャン
ネル及びＰチャンネルトランジスタから形成されてお
り、それらのソース／ドレイン経路はノード９５k とラ
インＲＳＮＴ0 ，ＲＳＮＴ1 との間に並列接続されてい
る。上述した如く、ラインＲＳＥＮＴは検知されるデー
タ状態に応答して冗長検知／書込み回路２３により提供
される真データ状態線である。
９０0 ，９０1 が設けられており、その各々はＮチャン
ネル及びＰチャンネルトランジスタから形成されてお
り、それらのソース／ドレイン経路はノード９５k とラ
インＲＳＮＴ0 ，ＲＳＮＴ1 との間に並列接続されてい
る。上述した如く、ラインＲＳＥＮＴは検知されるデー
タ状態に応答して冗長検知／書込み回路２３により提供
される真データ状態線である。
【００７１】ラインＲＳＥＬ０k 及びＲＳＥＬ１k 上の
信号は、どのパスゲート８８，９０0 又は９０1 が読取
り動作のために導通状態となるかを制御する。ラインＲ
ＳＥＬ０k はパスゲート９０0 内のＰチャンネルトラン
ジスタのゲートへ接続しており、ＮＡＮＤゲート８６の
入力端へ接続しており、且つ、インバータ９１0 を介し
て、パスゲート９０0 内のＮチャンネルトランジスタの
ゲートへ接続している。同様に、ラインＲＳＥＬ１k は
パスゲート９０1 内のＰチャンネルトランジスタのゲー
トへ接続しており、ＮＡＮＤゲート８６の入力端へ接続
しており、且つ、インバータ９１1 を介して、パスゲー
ト９０1 内のＮチャンネルトランジスタのゲートへ接続
している。ＮＡＮＤゲートの出力端は、パスゲート８８
内のＰチャンネルトランジスタのゲートへ結合してお
り、且つインバータ８９を介してパスゲート８８内のＮ
チャンネルトランジスタのゲートへ結合している。
信号は、どのパスゲート８８，９０0 又は９０1 が読取
り動作のために導通状態となるかを制御する。ラインＲ
ＳＥＬ０k はパスゲート９０0 内のＰチャンネルトラン
ジスタのゲートへ接続しており、ＮＡＮＤゲート８６の
入力端へ接続しており、且つ、インバータ９１0 を介し
て、パスゲート９０0 内のＮチャンネルトランジスタの
ゲートへ接続している。同様に、ラインＲＳＥＬ１k は
パスゲート９０1 内のＰチャンネルトランジスタのゲー
トへ接続しており、ＮＡＮＤゲート８６の入力端へ接続
しており、且つ、インバータ９１1 を介して、パスゲー
ト９０1 内のＮチャンネルトランジスタのゲートへ接続
している。ＮＡＮＤゲートの出力端は、パスゲート８８
内のＰチャンネルトランジスタのゲートへ結合してお
り、且つインバータ８９を介してパスゲート８８内のＮ
チャンネルトランジスタのゲートへ結合している。
【００７２】動作について説明すると、冗長がイネーブ
ルされない場合、又は冗長がイネーブルされるが列アド
レスが入力／出力端子ＤＱk と関連する冗長列３５が選
択されるアドレスと一致しない場合には、ラインＲＳＥ
Ｌ０k 及びＲＳＥＬ１k の両方は高論理レベルにある。
パスゲート９０0 ，９０1 の両方はオフであり、且つパ
スゲート８８はオンであり、従ってデータバス導体ＤＢ
ＵＳk はノード９５kへ接続され、冗長データ線ＲＳＮ
Ｔは排除される。読取り動作においては、出力ドライバ
８２k はその入力／出力端子ＤＱk を、主アレイデータ
ドライバ１５の選択された一つにより駆動される場合
に、データバス導体ＤＢＵＳk のものに対応するデータ
状態へ駆動する。
ルされない場合、又は冗長がイネーブルされるが列アド
レスが入力／出力端子ＤＱk と関連する冗長列３５が選
択されるアドレスと一致しない場合には、ラインＲＳＥ
Ｌ０k 及びＲＳＥＬ１k の両方は高論理レベルにある。
パスゲート９０0 ，９０1 の両方はオフであり、且つパ
スゲート８８はオンであり、従ってデータバス導体ＤＢ
ＵＳk はノード９５kへ接続され、冗長データ線ＲＳＮ
Ｔは排除される。読取り動作においては、出力ドライバ
８２k はその入力／出力端子ＤＱk を、主アレイデータ
ドライバ１５の選択された一つにより駆動される場合
に、データバス導体ＤＢＵＳk のものに対応するデータ
状態へ駆動する。
【００７３】しかしながら、冗長がイネーブルされる場
合、及びメモリ１により受取られる列アドレスが入力／
出力端子ＤＱk と関連すべき冗長列３５のうちの一つと
対応する場合には、適宜の冗長マルチプレクサ３９ａ
k ，３９ｂk がそれの対応するラインＲＳＥＬ０k 又は
ＲＳＥＬ１k を低論理レベルへ駆動する。このことは、
ＮＡＮＤゲート８６の出力端を高論理レベルへ移行さ
せ、パスゲート８８をターンオフさせ且つノード９５k
をデータバス導体ＤＢＵＳk から分離させ、従って置換
されるべき主列と関連するデータドライバ１５によりそ
の上に駆動されるデータ状態は無視される。低状態へ駆
動されるラインＲＳＥＬk のうちの一つと関連するパス
ゲート９０のうちの一つがターンオンされ、従って関連
する冗長検知／書込み回路２３からのデータ線ＲＳＥＮ
Ｔはノード９５k へ接続される。従って、出力ドライバ
８２k は、故障した主列を置換した冗長列３５内の選択
されたメモリセル４０に対応する論理レベルを提供す
る。
合、及びメモリ１により受取られる列アドレスが入力／
出力端子ＤＱk と関連すべき冗長列３５のうちの一つと
対応する場合には、適宜の冗長マルチプレクサ３９ａ
k ，３９ｂk がそれの対応するラインＲＳＥＬ０k 又は
ＲＳＥＬ１k を低論理レベルへ駆動する。このことは、
ＮＡＮＤゲート８６の出力端を高論理レベルへ移行さ
せ、パスゲート８８をターンオフさせ且つノード９５k
をデータバス導体ＤＢＵＳk から分離させ、従って置換
されるべき主列と関連するデータドライバ１５によりそ
の上に駆動されるデータ状態は無視される。低状態へ駆
動されるラインＲＳＥＬk のうちの一つと関連するパス
ゲート９０のうちの一つがターンオンされ、従って関連
する冗長検知／書込み回路２３からのデータ線ＲＳＥＮ
Ｔはノード９５k へ接続される。従って、出力ドライバ
８２k は、故障した主列を置換した冗長列３５内の選択
されたメモリセル４０に対応する論理レベルを提供す
る。
【００７４】上述した如く、選択した冗長検知／書込み
回路２３に対する冗長入力データ線ＲＤのカップリング
即ち結合は、冗長マルチプレクサ３９内において行なわ
れる。置換した列内のメモリセルへのデータ状態の書込
みは関係がないので、置換された列が出力マルチプレク
サ８４の動作により無視される場合に、主入力データバ
スからの切断が必要とされることはない。本発明のこの
実施例に基づいてメモリ１を実現するために必要とされ
るチップ面積は比較的効率的なものである。なぜなら
ば、列切断ヒューズが必要とされることがないからであ
る。
回路２３に対する冗長入力データ線ＲＤのカップリング
即ち結合は、冗長マルチプレクサ３９内において行なわ
れる。置換した列内のメモリセルへのデータ状態の書込
みは関係がないので、置換された列が出力マルチプレク
サ８４の動作により無視される場合に、主入力データバ
スからの切断が必要とされることはない。本発明のこの
実施例に基づいてメモリ１を実現するために必要とされ
るチップ面積は比較的効率的なものである。なぜなら
ば、列切断ヒューズが必要とされることがないからであ
る。
【００７５】出力マルチプレクサ８４のうちの一つがメ
モリ１内の入力／出力端子の各々と関連しており、従っ
て、この実施例においては、この様な８個の出力マルチ
プレクサが設けられている。勿論、差動データバスが設
けられる場合には、出力マルチプレクサ８４の各々は、
必然的に、二重化されねばならず、従って主データ及び
冗長データの多重化が出力ドライバ８２の差動入力に対
して行なわれる。出力マルチプレクサを使用することが
可能なデータバス導体技術の別の例は、本願出願人に譲
渡されている１９９１年１２月１７日付で出願された米
国特許出願（代理人ドケット番号９１−Ｃ−１１１）に
記載されている。勿論、その他の従来のデータ通信技術
を本発明に関連して使用することも可能である。
モリ１内の入力／出力端子の各々と関連しており、従っ
て、この実施例においては、この様な８個の出力マルチ
プレクサが設けられている。勿論、差動データバスが設
けられる場合には、出力マルチプレクサ８４の各々は、
必然的に、二重化されねばならず、従って主データ及び
冗長データの多重化が出力ドライバ８２の差動入力に対
して行なわれる。出力マルチプレクサを使用することが
可能なデータバス導体技術の別の例は、本願出願人に譲
渡されている１９９１年１２月１７日付で出願された米
国特許出願（代理人ドケット番号９１−Ｃ−１１１）に
記載されている。勿論、その他の従来のデータ通信技術
を本発明に関連して使用することも可能である。
【００７６】次に、図８を参照して、冗長検知／書込み
回路２３1 の動作を制御するための冗長制御回路９２1
の構成及び動作について説明する。勿論、冗長検知／書
込み回路２３0 を制御するためにメモリ１内に同様に構
成された冗長制御回路９２0が設けられている。冗長制
御回路９２は、冗長列アクセスを実施するためにメモリ
１内のあるタイミング信号の動作を制御し、特に、冗長
検知クロックＲＳＣＬＫ（図４参照）により冗長検知／
書込み回路２３内のセンスアンプ４８のタイミングを制
御する。
回路２３1 の動作を制御するための冗長制御回路９２1
の構成及び動作について説明する。勿論、冗長検知／書
込み回路２３0 を制御するためにメモリ１内に同様に構
成された冗長制御回路９２0が設けられている。冗長制
御回路９２は、冗長列アクセスを実施するためにメモリ
１内のあるタイミング信号の動作を制御し、特に、冗長
検知クロックＲＳＣＬＫ（図４参照）により冗長検知／
書込み回路２３内のセンスアンプ４８のタイミングを制
御する。
【００７７】従来のメモリ内に冗長要素、特に冗長列を
組込むことは、通常、メモリに対するアクセス時間をよ
り遅いものとさせる。このことは、従来の構成において
は、受取ったアドレスが冗長要素をイネーブルさせるべ
きアドレスと一致するか否かを決定するために付加的な
レベルのデコード動作が与えられることに起因するもの
である。特定されるアクセス時間は最悪の場合のアクセ
スに依存するものであり、且つ冗長要素のアクセスは主
要素のものから遅延されるものであるから、冗長要素に
対する付加的なデコード動作のために必要とされる時間
遅延は、特定された装置性能に直接的に影響を与える。
組込むことは、通常、メモリに対するアクセス時間をよ
り遅いものとさせる。このことは、従来の構成において
は、受取ったアドレスが冗長要素をイネーブルさせるべ
きアドレスと一致するか否かを決定するために付加的な
レベルのデコード動作が与えられることに起因するもの
である。特定されるアクセス時間は最悪の場合のアクセ
スに依存するものであり、且つ冗長要素のアクセスは主
要素のものから遅延されるものであるから、冗長要素に
対する付加的なデコード動作のために必要とされる時間
遅延は、特定された装置性能に直接的に影響を与える。
【００７８】しかしながら、本発明のこの実施例におい
ては、冗長列３５への読取りアクセスに対して必要とさ
れる付加的な遅延は、制御回路９２による冗長検知／書
込み回路２３の制御により最小とされているか又は除去
されている。例えば、制御回路９２1 は、その入力端に
おいて冗長列選択線ＲＣＯＬＣ0 乃至ＲＣＯＬＣ3 を受
取るＮＡＮＤゲート９４ａ及びその入力端において冗長
列選択線ＲＣＯＬＣ12乃至ＲＣＯＬＣ15を受取るＮＡＮ
Ｄゲート９４ｂを有しており、上述した如く、冗長列選
択線ＲＣＯＬＣ0 乃至ＲＣＯＬＣ3 及びＲＣＯＬＣ12乃
至ＲＣＯＬＣ15は、低状態である場合に、それらの冗長
列３５の選択を表わし、その各々は冗長検知／書込み回
路２３1 と関連している。ＮＡＮＤゲート９４ａ，９４
ｂの出力は、制御線ＣＲＤにおける如く、ＯＲゲート９
６の入力端において受取られる。ＡＮＤゲート９８の一
つの入力端はラインＲＤＢＬＫを介してＯＲゲート９６
の出力を受取り、且つＡＮＤゲート９８の他方の入力端
はＡＴＤ回路２５からのラインＡＴＤＣを受取り、ライ
ンＡＴＤＣは、低論理レベルパルスによりアドレス遷移
を表わす。ＡＮＤゲート９８の出力はラインＲＳＣＬＫ
1 を駆動し、それは、冗長検知／書込み回路２３1 内の
センスアンプ４８によるデータの検知を制御するクロッ
クである。
ては、冗長列３５への読取りアクセスに対して必要とさ
れる付加的な遅延は、制御回路９２による冗長検知／書
込み回路２３の制御により最小とされているか又は除去
されている。例えば、制御回路９２1 は、その入力端に
おいて冗長列選択線ＲＣＯＬＣ0 乃至ＲＣＯＬＣ3 を受
取るＮＡＮＤゲート９４ａ及びその入力端において冗長
列選択線ＲＣＯＬＣ12乃至ＲＣＯＬＣ15を受取るＮＡＮ
Ｄゲート９４ｂを有しており、上述した如く、冗長列選
択線ＲＣＯＬＣ0 乃至ＲＣＯＬＣ3 及びＲＣＯＬＣ12乃
至ＲＣＯＬＣ15は、低状態である場合に、それらの冗長
列３５の選択を表わし、その各々は冗長検知／書込み回
路２３1 と関連している。ＮＡＮＤゲート９４ａ，９４
ｂの出力は、制御線ＣＲＤにおける如く、ＯＲゲート９
６の入力端において受取られる。ＡＮＤゲート９８の一
つの入力端はラインＲＤＢＬＫを介してＯＲゲート９６
の出力を受取り、且つＡＮＤゲート９８の他方の入力端
はＡＴＤ回路２５からのラインＡＴＤＣを受取り、ライ
ンＡＴＤＣは、低論理レベルパルスによりアドレス遷移
を表わす。ＡＮＤゲート９８の出力はラインＲＳＣＬＫ
1 を駆動し、それは、冗長検知／書込み回路２３1 内の
センスアンプ４８によるデータの検知を制御するクロッ
クである。
【００７９】ＡＴＤ回路２５からのラインＡＴＤは、更
に、ＮＯＲゲート９７の一つの入力端により受取られ、
且つ遅延ゲート９３により受取られ、遅延ゲート９３の
出力端はＮＯＲゲート９７の他方の入力端へ結合されて
いる。ＮＯＲゲート９７の出力端はＮＯＲゲート９９の
一方の入力端へ結合されており、それはその他方の入力
端においてラインＣＥＣを受取り、ラインＣＥＣは、低
論理レベルにおいてメモリ１がイネーブルされているこ
とを表わす。ＮＯＲゲート９９の出力端はラインＣＲＤ
を駆動し、そうであるから、ＯＲゲート９６の入力端へ
結合されている。
に、ＮＯＲゲート９７の一つの入力端により受取られ、
且つ遅延ゲート９３により受取られ、遅延ゲート９３の
出力端はＮＯＲゲート９７の他方の入力端へ結合されて
いる。ＮＯＲゲート９７の出力端はＮＯＲゲート９９の
一方の入力端へ結合されており、それはその他方の入力
端においてラインＣＥＣを受取り、ラインＣＥＣは、低
論理レベルにおいてメモリ１がイネーブルされているこ
とを表わす。ＮＯＲゲート９９の出力端はラインＣＲＤ
を駆動し、そうであるから、ＯＲゲート９６の入力端へ
結合されている。
【００８０】注意すべきことであるが、ラインＡＴＤ，
ＡＴＤＣは、メモリ１のアドレス端子においてのみなら
ず、例えばチップイネーブル、読取り／書込み選択、出
力イネーブル、及びその他の同様の信号を受取るような
制御端子においての遷移の検知を表わすことが可能であ
る。更に、特に、メモリ１のチップ寸法が大きい場合に
は、複数個のＡＴＤ回路２５をチップの種々の領域（例
えば、上部及び下部）に対して使用することが望ましい
場合があり、その場合には必要に応じて遅延を挿入し、
従って例えば制御回路９２により受取られるような各々
のタイミングを他のものと一貫性のあるものとする。複
数個のＡＴＤ回路を使用する場合には、ラインＡＴＤ，
ＡＴＤＣはその出力の論理的ＯＲ（又は、場合によりＮ
ＯＲ）として発生される。
ＡＴＤＣは、メモリ１のアドレス端子においてのみなら
ず、例えばチップイネーブル、読取り／書込み選択、出
力イネーブル、及びその他の同様の信号を受取るような
制御端子においての遷移の検知を表わすことが可能であ
る。更に、特に、メモリ１のチップ寸法が大きい場合に
は、複数個のＡＴＤ回路２５をチップの種々の領域（例
えば、上部及び下部）に対して使用することが望ましい
場合があり、その場合には必要に応じて遅延を挿入し、
従って例えば制御回路９２により受取られるような各々
のタイミングを他のものと一貫性のあるものとする。複
数個のＡＴＤ回路を使用する場合には、ラインＡＴＤ，
ＡＴＤＣはその出力の論理的ＯＲ（又は、場合によりＮ
ＯＲ）として発生される。
【００８１】制御回路９２の動作、及び本実施例に基づ
くメモリ１の動作について、大略、図９を参照して説明
するが、その場合に、冗長列３５2 がプログラムされて
いるアドレスに対応する列アドレスを有するメモリセル
に対しての読取り動作の例について説明する。例えば冗
長列３５に対しての書込み動作及びその他の従来のタイ
プのメモリアクセスなどのその他のサイクルを実施する
場合のメモリ１の動作は上述した説明、特に、図９に示
した例示的な動作に関連して行なった説明を参照した場
合には当業者にとって自明なものである。尚、メモリ１
の動作に関しての以下の説明は前述した図１乃至８の全
ての図面を参照して行なう。
くメモリ１の動作について、大略、図９を参照して説明
するが、その場合に、冗長列３５2 がプログラムされて
いるアドレスに対応する列アドレスを有するメモリセル
に対しての読取り動作の例について説明する。例えば冗
長列３５に対しての書込み動作及びその他の従来のタイ
プのメモリアクセスなどのその他のサイクルを実施する
場合のメモリ１の動作は上述した説明、特に、図９に示
した例示的な動作に関連して行なった説明を参照した場
合には当業者にとって自明なものである。尚、メモリ１
の動作に関しての以下の説明は前述した図１乃至８の全
ての図面を参照して行なう。
【００８２】動作に関しては、この例のメモリサイクル
はメモリ１のアドレス端子において受取られる新たなア
ドレスと共に開始する（図９のラインＡＤＤＲ上に示し
てある）。アドレス端子Ａの一つ又はそれ以上において
の遷移の検知に応答して、ＡＴＤ回路２５はラインＡＴ
Ｄ上に高レベルパルスを発生し且つラインＡＴＤＣ上に
低レベルパルスを発生する。ラインＡＴＤＣ上の低論理
レベルは、更に、ＡＮＤゲート９８の出力端におけるラ
インＲＳＣＬＫ1 を低論理レベルのままとさせる（尚、
前のサイクルは冗長検知／書込み回路２３1 により作用
される冗長列３５へのアクセスではなかったものと仮定
する。一方、そうであった場合には、ラインＲＳＣＬＫ
1 はこの時点において低状態へ駆動される）。
はメモリ１のアドレス端子において受取られる新たなア
ドレスと共に開始する（図９のラインＡＤＤＲ上に示し
てある）。アドレス端子Ａの一つ又はそれ以上において
の遷移の検知に応答して、ＡＴＤ回路２５はラインＡＴ
Ｄ上に高レベルパルスを発生し且つラインＡＴＤＣ上に
低レベルパルスを発生する。ラインＡＴＤＣ上の低論理
レベルは、更に、ＡＮＤゲート９８の出力端におけるラ
インＲＳＣＬＫ1 を低論理レベルのままとさせる（尚、
前のサイクルは冗長検知／書込み回路２３1 により作用
される冗長列３５へのアクセスではなかったものと仮定
する。一方、そうであった場合には、ラインＲＳＣＬＫ
1 はこの時点において低状態へ駆動される）。
【００８３】ラインＡＴＤ上の高論理レベルに応答し
て、ＮＯＲゲート９７の出力端は低状態へ駆動され、且
つ、メモリ１がイネーブルされると仮定すると（即ち、
ラインＣＥＣが低状態）、ＮＯＲゲート９９はラインＣ
ＲＤ上に高論理レベルを発生する。このことは、ＯＲゲ
ート９６をして、ＡＮＤゲート９８へ提供される如く、
ラインＲＤＢＬＫを高状態へ駆動し、且つ遅延ゲート９
３の遅延時間（図９におけるｔ93）がＡＴＤパルスの終
了後に経過するまで、ラインＲＤＢＬＫを高状態に維持
する。
て、ＮＯＲゲート９７の出力端は低状態へ駆動され、且
つ、メモリ１がイネーブルされると仮定すると（即ち、
ラインＣＥＣが低状態）、ＮＯＲゲート９９はラインＣ
ＲＤ上に高論理レベルを発生する。このことは、ＯＲゲ
ート９６をして、ＡＮＤゲート９８へ提供される如く、
ラインＲＤＢＬＫを高状態へ駆動し、且つ遅延ゲート９
３の遅延時間（図９におけるｔ93）がＡＴＤパルスの終
了後に経過するまで、ラインＲＤＢＬＫを高状態に維持
する。
【００８４】しかしながら、ラインＣＲＤが高状態へ移
行する時に、冗長列デコーダ３６を介してのデコードさ
れた列アドレス信号の伝搬はいまだ完了していない（特
に、選択された列アドレスに基づいて信号ＲＤＢＬＫは
いまだにアサート即ち活性状態とされていない。）。ラ
インＣＲＤがその期間中にラインＲＤＢＬＫを高状態と
させるので、ラインＡＴＤＣ上に表わされるＡＴＤパル
スの終了は、ラインＲＳＣＬＫ1 を高状態へ駆動するこ
とにより冗長検知／書込み回路２３1 内のセンスアンプ
４８の動作を開始させ、冗長検知／書込み回路２３0 は
この時にその制御回路９２0 により同様にイネーブルさ
れる。特に冗長列デコーダ３６におけるデコード遅延
と、ＮＡＮＤ９４ａ，９４ｂ及びＯＲ９６により行なわ
れる加算動作の組合わせのために、本発明のこの実施例
に基づいてラインＲＤＢＬＫを強制的に高状態とするこ
とにより、一致する列アドレス値にのみ基づいてライン
ＲＤＢＬＫ上に信号を発生する十分前に両方の冗長セン
スアンプ４８がターンオンすることを確保している。そ
の他の制御信号も同様に発生され、例えば、冗長検知／
書込み回路２３においての平衡化を制御するための制御
信号も発生される。このラインＲＤＢＬＫを早期に高状
態へ強制させるので、冗長検知／書込み回路２３は、主
検知／書込み回路１３と同時にターンオンし、且つ、冗
長列３５が選択される場合には、それと関連する冗長検
知／書込み回路２３のうちの一つがオン状態を維持す
る。この動作は、冗長列３５内のメモリセルのアクセス
と主アレイブロック１０内のメモリセルのアクセスとの
間のアクセス時間差を取除いている。
行する時に、冗長列デコーダ３６を介してのデコードさ
れた列アドレス信号の伝搬はいまだ完了していない（特
に、選択された列アドレスに基づいて信号ＲＤＢＬＫは
いまだにアサート即ち活性状態とされていない。）。ラ
インＣＲＤがその期間中にラインＲＤＢＬＫを高状態と
させるので、ラインＡＴＤＣ上に表わされるＡＴＤパル
スの終了は、ラインＲＳＣＬＫ1 を高状態へ駆動するこ
とにより冗長検知／書込み回路２３1 内のセンスアンプ
４８の動作を開始させ、冗長検知／書込み回路２３0 は
この時にその制御回路９２0 により同様にイネーブルさ
れる。特に冗長列デコーダ３６におけるデコード遅延
と、ＮＡＮＤ９４ａ，９４ｂ及びＯＲ９６により行なわ
れる加算動作の組合わせのために、本発明のこの実施例
に基づいてラインＲＤＢＬＫを強制的に高状態とするこ
とにより、一致する列アドレス値にのみ基づいてライン
ＲＤＢＬＫ上に信号を発生する十分前に両方の冗長セン
スアンプ４８がターンオンすることを確保している。そ
の他の制御信号も同様に発生され、例えば、冗長検知／
書込み回路２３においての平衡化を制御するための制御
信号も発生される。このラインＲＤＢＬＫを早期に高状
態へ強制させるので、冗長検知／書込み回路２３は、主
検知／書込み回路１３と同時にターンオンし、且つ、冗
長列３５が選択される場合には、それと関連する冗長検
知／書込み回路２３のうちの一つがオン状態を維持す
る。この動作は、冗長列３５内のメモリセルのアクセス
と主アレイブロック１０内のメモリセルのアクセスとの
間のアクセス時間差を取除いている。
【００８５】冗長検知／書込み回路２３1 と関連する冗
長列３５のうちの何れもが選択されない場合には、冗長
列選択線ＲＣＯＬＣ0 乃至ＲＣＯＬＣ3 及びＲＣＯＬＣ
12乃至ＲＣＯＬＣ15の何れもが低状態へ駆動されること
はなく、従ってＮＡＮＤゲート９４ａ，９４ｂの出力端
は低状態を維持する。ＡＴＤパルスが完了した後の遅延
時間ｔ93の終了時に、ラインＣＲＤは低状態へ復帰し、
且つ、両方のＮＡＮＤゲート９４ａがそれらの出力端に
おいて低状態である場合には、ラインＲＤＢＬＫは、ラ
インＲＳＣＬＫ1 と同じく、低状態へ復帰する。従っ
て、冗長検知／書込み回路２３1 内のセンスアンプ４８
は、その冗長列３５のうちの何れもが選択されない場合
には、ターンオフされる。
長列３５のうちの何れもが選択されない場合には、冗長
列選択線ＲＣＯＬＣ0 乃至ＲＣＯＬＣ3 及びＲＣＯＬＣ
12乃至ＲＣＯＬＣ15の何れもが低状態へ駆動されること
はなく、従ってＮＡＮＤゲート９４ａ，９４ｂの出力端
は低状態を維持する。ＡＴＤパルスが完了した後の遅延
時間ｔ93の終了時に、ラインＣＲＤは低状態へ復帰し、
且つ、両方のＮＡＮＤゲート９４ａがそれらの出力端に
おいて低状態である場合には、ラインＲＤＢＬＫは、ラ
インＲＳＣＬＫ1 と同じく、低状態へ復帰する。従っ
て、冗長検知／書込み回路２３1 内のセンスアンプ４８
は、その冗長列３５のうちの何れもが選択されない場合
には、ターンオフされる。
【００８６】しかしながら、図９の実施例においては、
メモリ１へ提供されるアドレスは、冗長列３５2 により
置換されるべき主列のアドレスである。従って、最大桁
行アドレスビットが冗長列３５2 に対応するアレイの半
分を表わしているので、ラインＬＳＥＬＣは低状態へ駆
動される。冗長列デコーダ３６2 内の列選択部５２2に
より列アドレスのデコード動作が行なわれると、一致が
存在するので、その中のノードＭＯ2 乃至Ｍ３3 の全て
は高論理レベルへ移行する。更に、ブロックアドレスも
一致するので、冗長列デコーダ３６2 内のブロック選択
部５０2 内のノードＭＬ2 及びＭＨ2 も高論理レベルへ
移行する。その一致の結果として、冗長列デコーダ３６
2 はラインＲＣＯＬＣ2 上に低論理レベルを発生し且つ
ラインＲＣＯＬＴ2 上に高論理レベルを発生し、関連す
るパスゲート４６Ｔ，４６Ｃをターンオンし、且つ冗長
列３５2 内のビット線をバス２１へ結合させ且つ冗長列
３５2 と関連する冗長検知／書込み回路２３1 へ結合さ
せる。
メモリ１へ提供されるアドレスは、冗長列３５2 により
置換されるべき主列のアドレスである。従って、最大桁
行アドレスビットが冗長列３５2 に対応するアレイの半
分を表わしているので、ラインＬＳＥＬＣは低状態へ駆
動される。冗長列デコーダ３６2 内の列選択部５２2に
より列アドレスのデコード動作が行なわれると、一致が
存在するので、その中のノードＭＯ2 乃至Ｍ３3 の全て
は高論理レベルへ移行する。更に、ブロックアドレスも
一致するので、冗長列デコーダ３６2 内のブロック選択
部５０2 内のノードＭＬ2 及びＭＨ2 も高論理レベルへ
移行する。その一致の結果として、冗長列デコーダ３６
2 はラインＲＣＯＬＣ2 上に低論理レベルを発生し且つ
ラインＲＣＯＬＴ2 上に高論理レベルを発生し、関連す
るパスゲート４６Ｔ，４６Ｃをターンオンし、且つ冗長
列３５2 内のビット線をバス２１へ結合させ且つ冗長列
３５2 と関連する冗長検知／書込み回路２３1 へ結合さ
せる。
【００８７】遅延ゲート９３の遅延時間ｔ93が選択さ
れ、従って、それは、冗長列デコーダ３６が、アドレス
がマッチする場合に、それらの冗長列選択線ＲＣＯＬ
Ｔ，ＲＣＯＬＣを駆動することが可能であった時間まで
経過することはない。従って、図９を参照すると、この
実施例においては、ラインＲＣＯＬＣ2 は、ラインＣＲ
Ｄ上の高レベルパルスの終了前にその冗長列デコーダ３
６2 により低状態へ駆動される。そうであるから、ＯＲ
ゲートの出力端におけるラインＲＤＢＬＫは、ＡＮＤゲ
ート９８の出力端におけるラインＲＳＣＬＫ1 がそうす
る如く、高状態に止どまり、冗長検知／書込み回路２３
1 においてセンスアンプ４８をオン状態に維持し、且つ
それが、冗長列３５2 内の選択されたメモリセル４０の
状態を検知することを可能とする。
れ、従って、それは、冗長列デコーダ３６が、アドレス
がマッチする場合に、それらの冗長列選択線ＲＣＯＬ
Ｔ，ＲＣＯＬＣを駆動することが可能であった時間まで
経過することはない。従って、図９を参照すると、この
実施例においては、ラインＲＣＯＬＣ2 は、ラインＣＲ
Ｄ上の高レベルパルスの終了前にその冗長列デコーダ３
６2 により低状態へ駆動される。そうであるから、ＯＲ
ゲートの出力端におけるラインＲＤＢＬＫは、ＡＮＤゲ
ート９８の出力端におけるラインＲＳＣＬＫ1 がそうす
る如く、高状態に止どまり、冗長検知／書込み回路２３
1 においてセンスアンプ４８をオン状態に維持し、且つ
それが、冗長列３５2 内の選択されたメモリセル４０の
状態を検知することを可能とする。
【００８８】その様なアドレスの一致から得られるライ
ンＲＣＯＬＣ2 上の論理低レベル及びラインＲＣＯＬＴ
2 上の高レベルは、更に、冗長マルチプレクサ３９ａへ
送給即ち通信されている。この実施例においては、冗長
列３５2 が、冗長マルチプレクサ３９ａ0 乃至３９ａ2
及び３９ａ4 乃至３９ａ7 内のラインＲＣＯＬＴ2 と関
連する全てのヒューズ７８3 を開放状態とさせ、且つ端
子ＤＱ3 と関連している冗長マルチプレクサ３９ａ3 内
のヒューズ７８3 を不変の状態に存続させることによ
り、入力／出力端子ＤＱ3 へ割当てられている。従っ
て、冗長マルチプレクサ３９ａ3 内のノード７７は、ラ
インＲＣＯＬＴ2 により低状態へ駆動され、それはライ
ンＲＳＥＬ１3 を低状態へ駆動し、冗長検知／書込み回
路２３1 を入力／出力端子ＤＱ3 と関連する出力ドライ
バへ接続させる。このアクセス時間の完了時において、
冗長列３５2 における選択されたメモリセル４０の内容
は端子ＤＱ3 において表われ、そのアクセスを完了す
る。
ンＲＣＯＬＣ2 上の論理低レベル及びラインＲＣＯＬＴ
2 上の高レベルは、更に、冗長マルチプレクサ３９ａへ
送給即ち通信されている。この実施例においては、冗長
列３５2 が、冗長マルチプレクサ３９ａ0 乃至３９ａ2
及び３９ａ4 乃至３９ａ7 内のラインＲＣＯＬＴ2 と関
連する全てのヒューズ７８3 を開放状態とさせ、且つ端
子ＤＱ3 と関連している冗長マルチプレクサ３９ａ3 内
のヒューズ７８3 を不変の状態に存続させることによ
り、入力／出力端子ＤＱ3 へ割当てられている。従っ
て、冗長マルチプレクサ３９ａ3 内のノード７７は、ラ
インＲＣＯＬＴ2 により低状態へ駆動され、それはライ
ンＲＳＥＬ１3 を低状態へ駆動し、冗長検知／書込み回
路２３1 を入力／出力端子ＤＱ3 と関連する出力ドライ
バへ接続させる。このアクセス時間の完了時において、
冗長列３５2 における選択されたメモリセル４０の内容
は端子ＤＱ3 において表われ、そのアクセスを完了す
る。
【００８９】本発明に基づく冗長制御回路９２の結果と
して、冗長列３５内のメモリセル４０のアクセス時間
は、冗長列デコーダ３６のデコード時間に依存するもの
ではない。なぜならば、冗長検知／書込み回路２３内の
センスアンプ４８は、デコード動作の完了前の各アクセ
スにおいてイネーブルされるからである。例えば、図９
に示した如く、冗長列アドレスデコード動作に依存した
場合に、従って冗長列選択線ＲＣＯＬＣ2 に依存した場
合に発生することのある制御信号ＲＳＣＬＫ1 の遷移を
点線で示してある。更に、一致が発生しない場合には、
センスアンプ４８は迅速にターンオフし（例えば、約２
ナノ秒の後）、冗長検知／書込み回路２３のターンオン
から発生する電力散逸を最小としており、更に、選択さ
れない冗長列３５に対する冗長ビット線ＲＢＬ上には差
電圧が存在しないので、この冗長検知／書込み回路２３
の迅速なるターンオフ動作は、発振又はクローバ条件の
危険性を取除いている。従って、改善されたアクセス時
間は、電力散逸のペナルティが最小の状態で達成され
る。
して、冗長列３５内のメモリセル４０のアクセス時間
は、冗長列デコーダ３６のデコード時間に依存するもの
ではない。なぜならば、冗長検知／書込み回路２３内の
センスアンプ４８は、デコード動作の完了前の各アクセ
スにおいてイネーブルされるからである。例えば、図９
に示した如く、冗長列アドレスデコード動作に依存した
場合に、従って冗長列選択線ＲＣＯＬＣ2 に依存した場
合に発生することのある制御信号ＲＳＣＬＫ1 の遷移を
点線で示してある。更に、一致が発生しない場合には、
センスアンプ４８は迅速にターンオフし（例えば、約２
ナノ秒の後）、冗長検知／書込み回路２３のターンオン
から発生する電力散逸を最小としており、更に、選択さ
れない冗長列３５に対する冗長ビット線ＲＢＬ上には差
電圧が存在しないので、この冗長検知／書込み回路２３
の迅速なるターンオフ動作は、発振又はクローバ条件の
危険性を取除いている。従って、改善されたアクセス時
間は、電力散逸のペナルティが最小の状態で達成され
る。
【００９０】デコード動作の前に冗長構成内でのその他
の信号を発生するために同様の技術を使用することが可
能であり、従って冗長の結果としてのアクセス時間の劣
化を減少させている。例えば、メモリ１内の行線が、各
主アレイブロック１０及び関連する冗長アレイブロック
３０に対してパストランジスタによりローカルな行線へ
接続されている行デコーダ２４ａ，２４ｂにより駆動さ
れるグローバルな行線として構成されている場合には、
冗長アレイブロック３０に対するローカルな行線が、冗
長なアクセスが発生するか否かに拘らずに発生されるも
のであることが望ましい。このことは、冗長アレイブロ
ックにおける行線をイネーブルさせる前に列デコード動
作を完了することの必要性を取除いており、その代わり
に、冗長アレイブロック３０内の全てのメモリセル４０
は、パスゲート４６Ｔ，４６Ｃが選択された冗長列３５
に対してイネーブルされる時間の前に、それらのビット
線へ接続される。多くの場合において、各アクセスにお
ける冗長アレイブロック３０のイネーブル動作から発生
する付加的な電力散逸に関するペナルティは、改善され
たアクセス時間によりほぼ解消されるものと考えられ
る。特に、その様に発生する何らかの付加的な電力散逸
ペナルティは、本発明により最小とされる。なぜなら
ば、任意の列アドレス値に対して及び任意の入力／出力
端子ＤＱに対しての冗長列３５のマッピングと相対的
に、本発明の実施例において与えられる柔軟性により、
冗長列３５の数を極めて小さな数に維持することが可能
だからである（例えば、アレイ半分当り８個の列）。
の信号を発生するために同様の技術を使用することが可
能であり、従って冗長の結果としてのアクセス時間の劣
化を減少させている。例えば、メモリ１内の行線が、各
主アレイブロック１０及び関連する冗長アレイブロック
３０に対してパストランジスタによりローカルな行線へ
接続されている行デコーダ２４ａ，２４ｂにより駆動さ
れるグローバルな行線として構成されている場合には、
冗長アレイブロック３０に対するローカルな行線が、冗
長なアクセスが発生するか否かに拘らずに発生されるも
のであることが望ましい。このことは、冗長アレイブロ
ックにおける行線をイネーブルさせる前に列デコード動
作を完了することの必要性を取除いており、その代わり
に、冗長アレイブロック３０内の全てのメモリセル４０
は、パスゲート４６Ｔ，４６Ｃが選択された冗長列３５
に対してイネーブルされる時間の前に、それらのビット
線へ接続される。多くの場合において、各アクセスにお
ける冗長アレイブロック３０のイネーブル動作から発生
する付加的な電力散逸に関するペナルティは、改善され
たアクセス時間によりほぼ解消されるものと考えられ
る。特に、その様に発生する何らかの付加的な電力散逸
ペナルティは、本発明により最小とされる。なぜなら
ば、任意の列アドレス値に対して及び任意の入力／出力
端子ＤＱに対しての冗長列３５のマッピングと相対的
に、本発明の実施例において与えられる柔軟性により、
冗長列３５の数を極めて小さな数に維持することが可能
だからである（例えば、アレイ半分当り８個の列）。
【００９１】本明細書に記載した列冗長アーキテクチャ
は、更に、その他の多くの顕著な利点を与えている。特
に、本発明は、高効率の冗長技術を提供している。なぜ
ならば、それは、各冗長列が、共通のワード線を有する
任意の主アレイブロックへ割当てることを可能としてお
り、且つ入力／出力端子のうちの任意の一つに対して割
当てることを可能としているからである。このことは、
高い修復歩留りを提供しながら、比較的小さなチップ面
積で冗長列を実現することを可能としている。更に、上
述した特定の冗長列デコーダ回路は、デコーダ回路にお
いて必要とされるトランジスタの数が少ないので、高い
効率の実現可能性を提供している。このデコーダ回路
は、更に、アドレス線上にバランスした負荷を与え、従
って、特に、冗長性がイネーブルされない場合に、アド
レスのデコード動作における性能を更に改善している。
は、更に、その他の多くの顕著な利点を与えている。特
に、本発明は、高効率の冗長技術を提供している。なぜ
ならば、それは、各冗長列が、共通のワード線を有する
任意の主アレイブロックへ割当てることを可能としてお
り、且つ入力／出力端子のうちの任意の一つに対して割
当てることを可能としているからである。このことは、
高い修復歩留りを提供しながら、比較的小さなチップ面
積で冗長列を実現することを可能としている。更に、上
述した特定の冗長列デコーダ回路は、デコーダ回路にお
いて必要とされるトランジスタの数が少ないので、高い
効率の実現可能性を提供している。このデコーダ回路
は、更に、アドレス線上にバランスした負荷を与え、従
って、特に、冗長性がイネーブルされない場合に、アド
レスのデコード動作における性能を更に改善している。
【００９２】以上、本発明の具体的実施の態様について
詳細に説明したが、本発明は、これら具体例にのみ限定
されるべきものではなく、本発明の技術的範囲を逸脱す
ることなしに種々の変形が可能であることは勿論であ
る。
詳細に説明したが、本発明は、これら具体例にのみ限定
されるべきものではなく、本発明の技術的範囲を逸脱す
ることなしに種々の変形が可能であることは勿論であ
る。
【図１】 本発明の好適実施例を組込んだメモリを示し
た概略ブロック図。
た概略ブロック図。
【図２】 図１のメモリ内の冗長列アーキテクチャを示
した概略ブロック図。
した概略ブロック図。
【図３】 図２のアーキテクチャにおける一対の冗長列
を示した概略図。
を示した概略図。
【図４】 図２のアーキテクチャにおける検知／書込み
回路を示した概略図。
回路を示した概略図。
【図５】 図２のアーキテクチャにおける冗長列選択回
路のうちの一つを示した概略図。
路のうちの一つを示した概略図。
【図６】 図２のアーキテクチャにおける冗長入力／出
力マルチプレクサのうちの一つを示した概略図。
力マルチプレクサのうちの一つを示した概略図。
【図７】 図１のメモリにおける最後のデータマルチプ
レクサのうちの一つを示した概略図。
レクサのうちの一つを示した概略図。
【図８】 図２のアーキテクチャにおける制御回路の一
部を示した概略図。
部を示した概略図。
【図９】 冗長列からの読取りのための図１のメモリの
動作を示したタイミング線図。
動作を示したタイミング線図。
１ メモリ １０ メモリアレイブロック １３ センスアンプ １５ データドライバ ２２ データバス ２４ 行デコーダ ２５ アドレス遷移検知（ＡＴＤ）回路 ２６ 列デコーダ ２８ アドレスバッファ ２９ タイミング・制御回路 ３０ 冗長アレイブロック ３４ 冗長列選択ブロック ３５ 冗長列 ３６ 冗長列デコーダ ３８ 冗長マルチプレクサブロック ３９ 冗長マルチプレクサ ４０ メモリセル ４４ 平衡化トランジスタ ４６ パスゲート ４９ プレチャージトランジスタ
フロントページの続き (72)発明者 ナラシンハン イエンガー アメリカ合衆国， テキサス 75093， プラノー， アーリー モーン 4225
Claims (20)
- 【請求項１】 集積回路において、 行及び列の形態で配列されており且つ複数個の列アドレ
スレンジに従って複数個の主アレイブロックにグループ
化された複数個のメモリセルが設けられており、 行アドレスと列アドレスとを受取るアドレス端子が設け
られており、 前記メモリからのデータを供給する第一出力端子が設け
られており、 行アドレスに応答すると共に前記列アドレスのブロック
部分に応答して前記主アレイブロックのうちの一つにお
ける一行のメモリセルを選択する行選択手段が設けられ
ており、 前記列アドレスの列部分に応答して前記選択した行内の
１個のメモリセルを選択する列選択手段が設けられてお
り、 前記列選択手段により選択されたメモリセルのデータ状
態を検知し且つその検知したデータ状態を供給する出力
端を具備する主検知手段が設けられており、 冗長列内に配設した複数個の冗長メモリセルが設けられ
ており、 前記アドレス端子に結合されており前記複数個のメモリ
セル内の１個のメモリセルの代わりにそれに応答して前
記冗長列がアクセスされるべき列アドレスを格納する第
一冗長列デコーダが設けられており、前記格納された列
アドレスは前記列アドレスのブロック部分及び列部分の
両方に対応しており、且つ前記第一冗長列デコーダは、
前記アドレス端子において受取られた列アドレスを前記
格納した列アドレスと比較し、前記第一冗長列デコーダ
は、前記受取った列アドレスと格納した列アドレスとの
比較結果を表わす信号を供給する出力端を具備してお
り、前記信号は前記冗長列へ供給されて前記格納した列
アドレスと一致する受信した列アドレスに応答してその
内部の１個のメモリセルを選択し、 前記冗長列デコーダにより選択された冗長メモリセルの
データ状態を検知し且つ前記検知したデータ状態を供給
する出力端を具備する第一冗長検知手段が設けられてお
り、 前記第一冗長列デコーダの出力が一致を表わすことに応
答して前記主検知手段の出力端又は前記第一冗長検知手
段の出力端を前記第一出力端子へ選択的に結合させる第
一出力マルチプレクサが設けられている、ことを特徴と
する集積回路。 - 【請求項２】 請求項１において、更に、 前記メモリからのデータを供給する第二出力端子が設け
られており、 前記第一冗長列デコーダの出力が一致を表わすことに応
答して前記主検知手段の出力端又は前記第一冗長検知手
段の出力端を前記第二出力端子へ選択的に結合させる第
二出力マルチプレクサが設けられている、ことを特徴と
する集積回路。 - 【請求項３】 請求項２において、更に、 前記第一冗長列デコーダの出力が一致を表わすことに応
答して、前記第一冗長検知手段の出力端を前記第一出力
端子及び前記第二出力端子へそれぞれ選択的に結合させ
る第一及び第二冗長マルチプレクサが設けられている、
ことを特徴とする集積回路。 - 【請求項４】 請求項３において、前記第一及び第二冗
長マルチプレクサの各々がヒューズを有しており、前記
ヒューズが、それと関連する冗長マルチプレクサが前記
第一冗長列デコーダの出力に応答するか否かを表わすこ
とを特徴とする集積回路。 - 【請求項５】 請求項１において、前記第一冗長列デコ
ーダが複数個のヒューズを有しており、前記ヒューズの
開放状態及び不変状態が前記格納した列アドレスに対応
していることを特徴とする集積回路。 - 【請求項６】 請求項１において、前記複数個の冗長メ
モリセルが第一及び第二冗長列を包含する複数個の冗長
列に配設されており、前記第一冗長列デコーダが前記第
一冗長列へ結合されており、且つ、更に、前記アドレス
端子へ結合されておりそれに応答して前記複数個のメモ
リセル内の１個のメモリセルの代わりに前記第二冗長列
内の１個のメモリセルがアクセスされる列アドレスを格
納する第二冗長列デコーダが設けられており、前記格納
された列アドレスは前記列アドレスのブロック部分と列
部分の両方に対応しており、且つ前記第二冗長列デコー
ダは前記アドレス端子において受取った列アドレスをそ
の格納した列アドレスと比較し、前記第二冗長列デコー
ダは前記受取った列アドレスを前記格納した列アドレス
との比較の結果を表わす信号を供給する出力端を具備し
ており、前記信号は前記第二冗長列へ供給されて前記受
取った列アドレスが前記格納した列アドレスに一致する
ことに応答してその中の主メモリを選択する、ことを特
徴とする集積回路。 - 【請求項７】 請求項６において、更に、 前記第二冗長列デコーダにより選択された冗長メモリセ
ルのデータ状態を検知し且つ前記検知したデータ状態を
供給する出力端を具備する第二冗長検知手段が設けられ
ており、 前記第一冗長検知手段が前記第一冗長列デコーダにより
選択された冗長メモリセルのデータ状態を検知するこ
と、を特徴とする集積回路。 - 【請求項８】 請求項７において、前記第一出力マルチ
プレクサは、更に、前記第二冗長検知手段の出力端へ結
合しており、前記第二冗長列デコーダの出力に応答して
前記第二冗長検知手段の出力端を前記第一出力端子へ結
合させることを特徴とする集積回路。 - 【請求項９】 請求項８において、更に、 前記メモリからのデータを供給する第二出力端子が設け
られており、 前記第一及び第二冗長列デコーダの出力端の状態に応答
して前記主検知手段の出力端、前記第一冗長検知手段の
出力端、又は前記第二冗長検知手段の出力端を選択的に
前記第二出力端子へ結合させる第二出力マルチプレクサ
が設けられており、 前記第一冗長列デコーダの出力が一致を表わすことに応
答して、前記第一冗長検知手段の出力端を前記第一出力
端子又は前記第二出力端子へそれぞれ選択的に結合させ
る第一及び第二冗長マルチプレクサが設けられており、 前記第二冗長列デコーダの出力が一致を表わすことに応
答して、前記第二冗長検知手段の出力端を前記第一出力
端子又は前記第二出力端子へそれぞれ選択的に結合させ
る第三及び第四冗長マルチプレクサが設けられている、
ことを特徴とする集積回路。 - 【請求項１０】 請求項９において、前記第一、第二、
第三及び第四冗長マルチプレクサの各々が、前記第一及
び第二出力端子のどちらに対してそれと関連する冗長検
知手段の出力端を結合させるべきかを選択する第一及び
第二ヒューズを有することを特徴とする集積回路。 - 【請求項１１】 行と列との形態に配設された複数個の
主メモリセルを具備するメモリ用の列冗長回路におい
て、前記メモリは行アドレスに従って一行のメモリセル
を選択する行デコーダと、列アドレスに従って選択した
行内の第一及び第二メモリセルを選択する列デコーダ
と、前記第一及び第二メモリセルのデータ状態をそれぞ
れ第一及び第二出力端子に対応する内部データバスの第
一及び第二線へ供給する第一及び第二センスアンプとを
具備しており、 第一冗長列の形態に配設した複数個の冗長メモリセルが
設けられており、それに結合された冗長メモリセルのデ
ータ状態を供給するための出力端を具備する第一冗長セ
ンスアンプが設けられており、 受取った列アドレスを格納した列アドレスと比較し且つ
受取った列アドレスが格納した列アドレスと一致するこ
とに応答して前記第一冗長列内の１個のメモリセルを前
記第一冗長センスアンプへ結合させる第一冗長列デコー
ダが設けられており、 各々が前記第一冗長センスアンプの出力端へ結合してお
り前記第一冗長列デコーダが一致を表わすことに応答し
て前記第一冗長センスアンプの出力端を前記第一及び第
二出力端子へそれぞれ選択的に結合させる第一及び第二
冗長マルチプレクサが設けられている、ことを特徴とす
る回路。 - 【請求項１２】 請求項１１において、前記第一及び第
二冗長マルチプレクサの各々が、前記第一冗長センスア
ンプの出力を供給するためにそれと関連する出力端子の
選択を表わす制御信号を供給する出力端を具備してお
り、且つ、更に、 前記内部データバスの第一線と、前記第一冗長検知手段
と、前記第一冗長マルチプレクサと、前記第一出力端子
とに結合されており前記第一冗長列デコーダが一致を表
わすものではないことに応答して前記内部データバスの
第一線を前記第一出力端子へ結合し、且つ前記第一冗長
マルチプレクサからの制御信号が前記第一出力端子の選
択を表わすことに応答して前記第一冗長センスアンプの
出力端を前記第一出力端子へ結合する第一出力マルチプ
レクサが設けられており、 前記内部データバスの第二線と、前記第一冗長検知手段
と、前記第二冗長マルチプレクサと、前記第二出力端子
とに結合されており前記第一冗長列デコーダが一致を表
わすものでないことに応答して前記内部データバスの第
二線を前記第二出力端子へ結合し、且つ前記第二冗長マ
ルチプレクサからの制御信号が前記第二出力端子の選択
を表わすことに応答して前記第一冗長センスアンプの出
力端を前記第二出力端子へ結合する第二出力マルチプレ
クサが設けられている、ことを特徴とする回路。 - 【請求項１３】 請求項１２において、前記複数個の冗
長メモリセルが第一及び第二冗長列の形態に配列されて
おり、更に、 受取った列アドレスを格納した列アドレスと比較し且つ
前記受取った列アドレスが前記格納した列アドレスと一
致することに応答して前記第二冗長列内の１個のメモリ
セルを前記第一冗長センスアンプへ結合する第二冗長列
デコーダが設けられており、且つ前記第一及び第二冗長
マルチプレクサが、前記第二冗長列デコーダが一致を表
わすことに応答して、前記第一冗長センスアンプの出力
端を前記第一及び第二出力端子へ結合する、ことを特徴
とする回路。 - 【請求項１４】 請求項１３において、前記第一冗長マ
ルチプレクサが、 前記第一冗長列デコーダが一致を表わす場合に前記第一
出力端子から前記第一冗長センスアンプの出力端の結合
をディスエーブルさせる第一手段と、 前記第二冗長列デコーダが一致を表わす場合に前記第一
出力端子から前記第一冗長センスアンプの出力端の結合
をディスエーブルさせる第二手段、を有することを特徴
とする回路。 - 【請求項１５】 請求項１４において、前記第一及び第
二ディスエーブル手段の各々がヒューズを有することを
特徴とする回路。 - 【請求項１６】 請求項１１において、前記メモリは、
更に、書込み動作において選択したメモリセル内に書込
むべきデータを受取る第一及び第二入力端子を有してお
り、前記第一冗長センスアンプは、更に、前記選択した
冗長メモリセルを入力データで書込む回路を有してお
り、且つ前記第一及び第二冗長マルチプレクサの各々
は、更に、前記第一及び第二入力端子へそれぞれ結合さ
れており、且つ前記第一冗長列デコーダが書込み動作に
おいて一致を表わすことに応答して、前記第一冗長セン
スアンプを前記第一及び第二入力端子へそれぞれ選択的
に結合させることを特徴とする回路。 - 【請求項１７】 請求項１６において、前記第一入力端
子は前記第一出力端子と同一の端子であり、且つ前記第
二入力端子は前記第二出力端子と同一の端子であること
を特徴とする回路。 - 【請求項１８】 請求項１２において、前記複数個の冗
長メモリセルは第一及び第二冗長列の形態に配列されて
おり、更に、 冗長メモリセルのデータ状態を供給するための出力端を
具備する第二冗長センスアンプが設けられており、 受取った列アドレスを格納した列アドレスと比較し且つ
前記受取った列アドレスが前記格納した列アドレスと一
致することに応答して前記第二冗長列内の１個のメモリ
セルを前記第二冗長センスアンプへ結合する第二冗長列
デコーダが設けられており、 前記冗長列デコーダが一致を表わすことに応答し且つ前
記第一及び第二冗長マルチプレクサの各々の中に位置さ
れたヒューズの条件が前記冗長マルチプレクサが前記第
一又は第二冗長センスアンプの出力端をそれらの関連す
る出力端子へ結合させるべきか否かを表わすことに応答
して、前記第一及び第二冗長マルチプレクサが前記冗長
センスアンプの出力端を前記第一及び第二出力端子へそ
れぞれ結合させる、ことを特徴とする回路。 - 【請求項１９】 請求項１８において、前記第一冗長マ
ルチプレクサが、 前記第一冗長列デコーダが一致を表わす場合に前記第一
出力端子から前記第一冗長センスアンプの出力端の結合
をディスエーブルさせる第一手段と、 前記第二冗長列デコーダが一致を表わす場合に前記第一
出力端子から前記第二冗長センスアンプの出力端の結合
をディスエーブルさせる第二手段と、を有することを特
徴とする回路。 - 【請求項２０】 請求項１９において、前記第一及び第
二ディスエーブル手段の各々がヒューズを有することを
特徴とする回路。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US830314 | 1992-01-31 | ||
| US07/830,314 US5257229A (en) | 1992-01-31 | 1992-01-31 | Column redundancy architecture for a read/write memory |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH06236700A true JPH06236700A (ja) | 1994-08-23 |
Family
ID=25256739
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP5014568A Pending JPH06236700A (ja) | 1992-01-31 | 1993-02-01 | 読取り／書込みメモリ用列冗長アーキテクチャ |
Country Status (3)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5257229A (ja) |
| EP (1) | EP0554054A3 (ja) |
| JP (1) | JPH06236700A (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6122207A (en) * | 1998-04-30 | 2000-09-19 | Nec Corporation | Semiconductor memory device and method for relieving defective memory cells |
Families Citing this family (57)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
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| KR950000275B1 (ko) * | 1992-05-06 | 1995-01-12 | 삼성전자 주식회사 | 반도체 메모리 장치의 컬럼 리던던시 |
| JPH0831573B2 (ja) * | 1992-10-01 | 1996-03-27 | 日本電気株式会社 | ダイナミックｒａｍ |
| JP2991575B2 (ja) * | 1992-10-08 | 1999-12-20 | 沖電気工業株式会社 | 半導体集積回路 |
| KR950015041B1 (ko) * | 1992-11-23 | 1995-12-21 | 삼성전자주식회사 | 로우리던던시회로를 가지는 고집적 반도체 메모리 장치 |
| US5491444A (en) * | 1993-12-28 | 1996-02-13 | Sgs-Thomson Microelectronics, Inc. | Fuse circuit with feedback disconnect |
| US5446401A (en) * | 1994-03-13 | 1995-08-29 | Advanced Micro Devices, Inc. | Synchronous dual word decoding using PLA |
| US5548225A (en) * | 1994-05-26 | 1996-08-20 | Texas Instruments Incorportated | Block specific spare circuit |
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