【発明の詳細な説明】冗長性を有するメモリ回路
本発明は行および列のマトリックス・アレイの形で製造される集積回路メモリ
に関するものである。
極めて微細な集積化技術を使用し、したがって、欠陥をなくすることが困難で
ある、高い記憶容量を持つメモリの製造歩留まりを改善するために、冗長素子の
全体の線（行または列の）を設けることは公知である。
メモリの試験で、メモリ・セルの行または列に欠陥があることが判明したとす
ると、冗長素子の行または列を交換する。集積回路を外部から見て、メモリは完
全に機能するように見えなければならない。したがって、冗長の実現がユーザー
にとって必要である。
以下の説明において、行または列について特定せずに言う場合には常に「線」
という語を使用し、アレイの列と行は通常の方式で区別する。マトリックス・ア
レイのメモリ・セルは行及び列で接続される。１つの列の全てのセルは、情報の
読取りおよび書込みを行うことができる同じ列導体（ビット線とよばれる）に接
続され、１つの行の全てのセルは、セルの特定の行を
アドレスするために使用する同じ行導体（ワード線と呼ばれる）に接続される。
最も複雑なメモリの場合には、特定の行を指定する行デコーダと、特定の列群に
対応するビット線を集積回路のデータ入力リード／出力リードまで経路指定する
ために、その列群を指定する列デコーダとが存在する。
いくつかの冗長回路アーキテクチャが既に提案されている。１つの可能なアー
キテクチャでは、この群の任意の欠陥線を冗長線で置き換えるように少なくとも
１本の冗長線４（行または列）が線（行または列）群の横に置かれる。交換でき
るヒューズが各線に組合わされる。欠陥線を回路の残りから分離するため、およ
び冗長線をそれの場所に接続するためにヒューズがとばされる。
他のアーキテクチャでは、欠陥を生ずることがある各線に組合わされる１つの
ヒューズだけではなくて、交換できるであろう線群に組合わされるｎ個のヒュー
ズの群を用意する。このヒューズ群によって欠陥線のアドレスを記憶することが
可能になる（ｋビットのアドレスはｋ個のヒューズの群を必要とする）。この群
、すなわち、ｋ個のヒューズの群は、メモリの入力端子に加えられるアドレスを
受ける比較器に結合される。メモリに
加えられたアドレスが群によってメモリに記憶されている欠陥のアドレスに全く
等しいとすると、比較器は欠陥線を切り離させ、代わりの線を接続させる。
冗長性の実施によって、ヒューズをとばす効率の問題が課される。この効率は
１００％ではなく、とばしたいヒューズが実際にはあまり良くとばず、とばし操
作を何回も繰り返して行える可能性もない。ヒューズをとばすということは、損
なわれていない状態で導通していたヒューズの回路開放、または逆に損なわれて
いない状態では導通していなかったヒューズを導通状態に置くことを意味する。
集積回路メモリを製造する際の全般的な目的のうちには、冗長性を採用した場
合の全体の修理効率向上が必ずある。
また、冗長素子を含んでおり、かつ使用されていない冗長素子を含めた、メモ
リの完成試験が容易であることもある。実際に、ある場合には、欠陥を修理する
ために使用された冗長素子でメモリを全体的に動作できるようにするためには十
分ではなかった。したがって、メモリに、ある仕様に合致しない欠陥、たとえば
、未使用の冗長素子の領域における漏れの結果としての過大な電流消費を未使用
の冗長素子が示さないことを更に
必要とする。しかし、未使用の冗長素子はアクセスが非常に困難で、それらを試
験することが常に可能であるというものではない。
メモリに対する別の目的は、製造の時（ウェーハについての試験中に）ばかり
でなく、使用中にも修理できる可能性である。
最後に、欠陥の修理を要するメモリとこの修理を要しないメモリとの間の違い
を知らないユーザーに対する透明性である。しかし、修理線を呼出すために付加
された追加接続が、正常なアドレスに対する情報呼出し時間に関して、修理され
るアドレスの情報呼出し時間を長くすることがしばしばある。
本発明の目的は、上記の事項を最も良く考慮に入れたメモリ・アーキテクチャ
を提案することである。
本発明によって提案されたアーキテクチャにおいては、有用な線とは別の冗長
線は無いが、各有用な線（最初の線を除く）は、欠陥があるかもしれない近くの
線に対する冗長線として機能できる。
実際には、通常１つのデコーダ出力によって指定される有用な線がサービス可
能であるとすると、デコーダの対応する出力によって選択されるのが実際にこの
線である。対照的に、この
線に欠陥があるものとすると、修理のために特定化した遠隔冗長線が求められず
、デコーダの出力が次の線を選択する。その線は通常は別のデコーダ出力によっ
て指定すべきである。この別のデコーダ出力は第３の線へ送られ、以下同様にデ
コーダ出力が順次次の線に送られる。このようにして、デコーダ出力と用いられ
る線の間の結合が次第にずらされる。
本発明の１つの可能な定義によれば、メモリ素子のｎ＋１本の連続する線の少
なくとも１つのアレイと、ｎ個の出力を有するデコーダと、欠陥のある任意の素
子線を置き換えるための冗長回路とを含み、デコーダに加えられたアドレスを基
にして定められる線をｊ番目の出力が指定するようなメモリにおいて、冗長回路
はｊ番目の線またはｊ＋１番目の線をデコーダのｊ番目の出力を介して能動的に
するための手段を含むことを特徴とするメモリが提案される（ｊは１からｎまで
変化する）。語線は広い意味で理解すべきである。すなわち、行または列である
。
好適な動作は次の通りである。すなわち、冗長が実現されないとすると、デコ
ーダのｊ番目の各出力が線列中の同じｊ番目の線を選択する。最後の線であるｎ
＋１番目の線は使用されない。ｒ番目の欠陥線のために冗長が実現されるものと
すると、
ｒより順番が早いｊ番目の出力がｊ番目の対応する線をそれぞれ起動し、ｒより
順番が遅いか、それに等しい順位のｊ番目の出力がそれぞれｊ＋１番目の線をそ
れぞれ起動する。
それを行うために、線列のｊ＝１〜ｎ番目の各線にヒューズを組合わせること
が好ましく、各順番ｊごとに、ｊ番目またはｊ＋１番目の線をデコーダのｊ番目
の出力が起動するように、デコーダのｊ番目の出力端子とｊ番目およびｊ＋１番
目の線の間に経路指定回路が介在され、この経路指定は、一方では、ｊ番目のヒ
ューズの状態についての情報を受け、他方では、先行する順番のｊ−１番目（ｊ
＝１番を除く）の論理回路から出た情報を受ける、ｊ番目の論理回路によって制
御される。
したがって、１〜ｊ番目のヒューズが全て完全な状態にある場合には、ｊ番目
の線がデコーダのｊ番目の出力によって指定される。しかし、１〜ｊ番目のヒュ
ーズのうちの１つがとばされている場合には、ｊ＋１番目の線がデコーダのｊ番
目の出力によって指定される。
原則として、ｎ本の線の群に対して修理のためにただ１つの可能性が用いられ
るが、ある場合には、修理のためにいくつかの可能性が存在することを考察する
ことが可能である。たとえ
ば、ｎ個の出力を持つデコーダによって制御されているｎ本の線の群を修理する
ための２つの可能性に対してｎ＋２本の線が設けられる。そうすると経路指定回
路はｊ番目の出力を、修理を行う数が０、１または２に応じて、ｊ番目、または
ｊ＋１番目、またはｊ＋２番目の線の間で経路指定できなければならないために
、経路指定回路は一層複雑である。
線が同じビット線に接続されているメモリ素子の列にある場合には、メモリは
ビット線とメモリの入力リード／出力リードとの間にマルチプレクサを含む。マ
ルチプレクサは、１ビット線にそれぞれ対応する個々の多重化素子を含む。各多
重化素子は所与のビット線を、１つの入力／出力リードヘ、またはこのリードに
リンクされている１つの読出し増幅器または１つの読出し／書込み増幅器へ、経
路指定できる。この場合には、本発明に従って、ｊ番目（ｊ＝１〜ｎ＋１）の経
路指定回路によって、またはｊ−１番目の経路指定回路によって制御することが
好ましいｊ番目の各マルチプレクサ素子、１番目を除く、に対して、ｊ番目の経
路指定回路は２つの出力を有する。冗長性が１〜ｊの順序で実現され、または実
現されないという事実に応じて、１つの出力がｊ番目の多重化素子を制御するた
めのもの
であり、他の出力がｊ＋１番目の多重化素子を制御するためのものである。この
ために、ｊ番目の経路指定回路は２つの入力を有する。それらの入力のうちの１
つは、ｊ番目に対応するアドレスがデコーダによって受けられた時にこの経路指
定回路がデコーダによって指定されるように、デコーダのｊ番目の出力端子から
発生される指定制御入力であり、経路指定回路の他の入力は、経路指定制御入力
である。それは、デコーダによって指定された経路指定回路の２つの出力の１つ
を選択することを可能にするものである。その選択は１〜ｊの順序の冗長性の実
現または実現の不存在に依存する。経路指定回路のこの第２の制御入力は、とく
にｊ番目のヒューズの状態に応じて、ｊ番目の、関連する冗長論理回路によって
制御される。
経路指定を制御する、ｊ番目の冗長論理回路は次の素子、すなわち、ｊ番目の
ヒューズに接続された一安定ラッチ、このラッチは、ヒューズがとばされていな
い時は第１の状態に保持され、ヒューズがとばされた時は第２の状態に開放され
る；二入力ゲート、このゲートは、一方では、一安定ラッチの出力を受け、他方
では先の順位の論理回路の出力を受けて、加えられた出力信号を、一方では、次
の順位のｊ＋１番目の論理回路に供
給し、他方では、ｊ番目の経路指定回路に供給することが好ましい。
本発明によって提案されたアーキテクチャによって与えられる利点のうち、下
記のものを述べることができる。すなわち、
最初に、ヒューズのとぶ回数が最少となる。すなわち、冗長性を実施するため
に１個のヒューズがとばされる。従来技術とは異なって、修理された線を指定す
るための最低１つのヒューズと冗長性の実施を示すためのもう１つのヒューズは
ない。ましてや、冗長性の単一の実施のためにとばすべきヒューズの群は存在し
ない。ここでは、ヒューズとばしの効果が１００％に等しくないことから、とば
すヒューズがただ１個しかないという事実が非常に有利になる。
接続の長さと、修理線と回路の残りの部分との間の回路の長さとは最短にされ
る。離れている修理線と他の線の間には長い接続はない。その接続は、修理され
る線のアクセス時間を、他の線のアクセス時間より長くする傾向がある（長い線
の容量効果、およびゲートにおける進行時間）。ここでは、アクセス時間は全て
の線に対して同じであり、冗長性が実現されるか、実現されないかという事実と
は比較的独立している。
冗長性のために付加される論理は電流を消費しない論理とすることができる。
提案したアーキテクチャによって、希望によっては、欠陥線への電力供給の遮
断を非常に容易に制御することが可能にされる（いいかえると、それらを入力回
路／出力回路から切り離すことに限定せず、それの電力供給を遮断する）。これ
はある場合には重要であって、全ての冗長アーキテクチャによって許されもので
はない。
重要な点は、この新規なアーキテクチャによって全ての線（ｎ＋１本の線）、
すなわち、有用な線と冗長線、および、ある冗長アーキテクチャでは有されない
、使用しない線も完全に試験可能にすることである。
最後に、非常に限られた回路を付加することによって、使用中にもメモリを検
査することが可能である。冗長性が既に実現されているか、およびそれから、冗
長性が既に実現されていないで、欠陥が判明したならば、修理を行うことが容易
に可能である。
添付図面を参照して行う以下の詳細な説明から、本発明の他の特徴および利点
が明らかになるであろう。
第１図は欠陥列を修理するための冗長回路を有するメモリの従来のアーキテク
チャを表す。
第２図は本発明のメモリの全体的なアーキテクチャを表す。
第３図は本発明の好適な実施例の詳細図を表す。
第４図は第３図を完成する部分を表す（最後の順位）。
第５図は第３図を完成する別の部分を表す（最初の順位）。
第６図は欠陥ビット線への電力供給を遮断する改良を表す。
メモリの欠陥列（ビット線）の修理のために冗長列が設けられるケースに関連
してのみ本発明を説明する。しかし、本発明は欠陥行（語線）の修理のためにも
応用されることも明らかである。
第１図には、行と列に配置されたメモリ・セルＭＣのアレイを含むメモリが示
されている。１つの行のセルは、行デコーダＤＲから出た１つの語線ＷＬに結合
される。それによって、行アドレスＡＲを基にしてＮ行のうちから１行を指定す
ることが可能である。１列のセルは単一のビット線ＢＬに接続される。それは、
このビット線と選択した語線との交点におけるセルに対して情報の読出しまたは
書込みを可能にする。
メモリの列の数Ｚがメモリのデータ入力リード／出力リード
の数ｐの倍数（Ｚ＝ｎ．ｐ）である一般的な場合には、列アドレスＡＣを受けて
マルチプレクサＭＵＸを制御する列デコーダＤＣが存在する。それから列はｎ個
の列のＰ個の群に組合わされる。群は並置され、または相互にうろこ状に重なり
合わされる。マルチプレクサは各群中のｎ本の線から１本のビット線を選択し、
それを読出し増幅器および書込み増幅器に接続することを可能にする。それらの
後者はデータ・リードに結合されている。図においては、ｎ列の２つの群が２つ
のマルチプレクサＭＵＸ１、ＭＵＸ２（デコーダＤＣによって同時に制御される
）と、２つの読出し増幅器ＡＬ１、ＡＬ２と、２つの書込み増幅器ＡＥ１、ＡＥ
２と、２本のデータ・リードＰ１、Ｐ２とによって表されている。
冗長回路が存在する場合には、ｎ列の各群に組合わされた素子の補充列が一般
に存在する。この補充列は、第１の群に対してはＣＲ１で、第２の群に対しては
ＣＲ２で示される。冗長回路ＲＤ１、ＲＤ２が設けられる。この列に対応するヒ
ューズを単にとばすことによって、欠陥列のアクセスを禁止するために、それら
の冗長回路は、列デコーダＤＣ中の、または列デコーダとマルチプレクサの制御
入力端子との間に挿入された、この冗
長列とヒューズ回路ＣＦ（ｎ個のヒューズ）に対するアクセスを制御する。冗長
を使用するならば、補充ヒューズＦＳによって冗長回路ＲＤ１、ＲＤ２を起動で
きる。
第２図は第１図のアーキテクチャに対して本発明によって行われた修正の全体
的な線図を表す。
冗長のための特定の列はもはや無い。しかし、列中の各群にはｎ＋１個の同一
の列がある。各列（最初の列を除く）は、先行する列が欠陥であることが判明し
たとすると、その先行する列に対する交換列として機能できる。したがって、マ
ルチプレクサＭＵＸ１、ＭＵＸ２は、各群に対して、ｎ＋１本のビット線接続を
持ち、ｎ＋１本のビット線から任意の１本を、対応するリードＰ１またはＰ２に
接続するために選択できる。ｎ個だけの出力を持つ列デコーダＤＣは、今は経路
指定回路ＡＩＧを介してマルチプレクサＭＵＸを制御する。この経路指定回路Ａ
ＩＧはデコーダの制御の下に動作し、同時に、ヒューズ回路ＣＦの制御の下に動
作する。冗長が必要でないとすると、最初のｎ本のビット線が使用され、ｊ番目
の選択されたビット線が、それを選択するデコーダのｊ番目の出力に対応する。
ｒ番目の列が欠陥であるとすると、ｒ番目のヒューズがとばされる。そ
れから経路指定回路ＡＩＧがより低い順位のｊ番目の各ビット線をデコーダのｊ
番目の出力に対応させ、ｒより高い順位のｊ番目の各ビット線をデコーダのｒ−
１番目の出力に対応させる。ｒ番目のビット線はデコーダによってもはや選択で
きない。
第２図では、経路指定回路ＡＩＧはマルチプレクサＭＵＸとは別のものである
として示されている。これは表現を容易にするために行ったものであるが、経路
指定ユニット、および同様にヒューズ回路も、をマルチプレクサ内部に大きく重
なり合わせることができることを理解されるであろう。重要なことは、欠陥線の
後であって、欠陥線に先行しない全ての線に対して、選択されたビット線の順位
とデコーダの出力の順位との間の１つのユニットによりオフセットされた動作モ
ードである。
第３図は上記動作を得るための本発明の詳細な実施例を表す。
ｎ個の列の単一の群について考える。その群の単一の入力／出力リードＰが読
出し増幅器ＡＬと書込み増幅器ＡＥによってマルチプレクサＭＵＸの出力端子に
接続される。明らかに、メモリがｍビット語に編成されるとすると、ｍ本のリー
ドが存在し、第３図の回路をｍ回反復しなければならない。
読出し増幅器と書込み増幅器に接続されているマルチプレク
サＭＵＸの出力端子は、１つの列のメモリ・セルが一対の相補ビット線によって
マルチプレクサに接続されているとすると、ここでは２線出力端子である。
マルチプレクサＭＵＸの入力端子は、リードＰに接続できるｎ＋１対の相補ビ
ット線である。たとえば、ｊ番目のビット線に対してはそれの入力端子はＢＬ（
ｊ）と相補線ＮＢＬ（ｊ）であり、ｊ＋１番目のビット線に対してはそれの入力
端子はＢＬ（ｊ＋１）と相補線ＮＢＬ（ｊ＋１）である。
したがって、マルチプレクサを、順位がｊ＝１からｎ＋１までのｎ＋１個の素
子の形で表すことができる。ｊ番目の各素子は特定のビット線ＢＬ（ｊ）／ＮＢ
Ｌ（ｊ）を受ける。
デコーダと、ヒューズ回路と、経路指定回路とはそれ自体ｎ個の素子におのお
の分けることができる。各素子は定められた順序に対応する、すなわち、デコー
ダに供給された定められたアドレスに対応する。ｊ番目およびｊ＋１番目の連続
するただ２個の素子が第３図に表されている。ｊ番目のセグメントが図の２本の
１点鎖線の間で識別されている。
デコーダのｊ番目の素子、ＤＣ（ｊ）で表されている、は、受けたアドレスが
ｊ番目の順位を表すならば、論理レベル１を
それの出力端子に供給し、逆の場合にはレベル０をそれの出力端子に供給する。
この出力端子は、同じｊ番目の経路指定回路素子ＡＩＧ（ｊ）を指定するための
入力端子に接続される。
したがって、ｊ番目の経路指定素子は、デコーダによって受けられたアドレス
がｊ番目に対応するものであるならば、動作状態にある。素子ＡＩＧ（ｊ）は、
同じ順位の多重化素子ＭＵＸ（ｊ）、または直後の順位の多重化素子ＭＵＸ（ｊ
＋１）を、選択に従って起動させることを可能にする２つの出力端子を有する。
たとえば、最初の出力端子が素子ＭＵＸ（ｊ）の制御入力端子に接続されて、高
い論理レベル（１）をこの制御入力端子に加えることによってそれを起動させる
（したがって、ｊ番目のビット線をリードＰに接続する）。したがって、別の出
力端子が素子ＭＵＸ（ｊ＋１）の制御入力端子に接続されて、高い論理レベル（
１）をこの制御入力端子に加えることによってそれを起動させる（したがって、
ｊ＋１番目のビット線をリードＰに接続する）。しかし、経路指定素子がデコー
ダＤＣ（ｊ）によって非動作状態にされると、それの２つの出力端子が低い論理
レベル（０）にあり、ビット線ＢＬ（ｊ）も次のビット線ＢＬ（ｊ＋１）もリー
ドＰに接続できない。したがって、経路
指定回路は１つの非動作状態と、２つの相補動作状態とを有する。
ｊ番目のマルチプレクサ素子の制御入力端子が同じ順位の経路指定素子ＡＩＧ
（ｊ）の第１の出力端子に接続されるばかりでなく、先行する順位ｊ−１の経路
指定素子の第２の出力端子にも接続される。
同様に、マルチプレクサ素子ＭＵＸ（ｊ＋１）の制御入力端子が素子ＡＩＧ（
ｊ）の第２の出力ばかりでなく、素子ＡＩＧ（ｊ＋１）の第１の出力も受ける。
マルチプレクサ素子ＭＵＸ（ｊ）へ向かう、またはこれとは逆に、マルチプレ
クサ素子ＭＵＸ（ｊ＋１）へ向かう、経路指定回路の機能を実行するために、経
路指定素子ＡＩＧ（ｊ）はＡＮＤゲートＧ１（ｊ）の出力を受ける経路指定制御
入力端子を有する。この出力の状態に従って、経路指定素子ＡＩＧ（ｊ）は論理
レベル１（高）をそれの第１の出力端子（経路指定回路の第１の起動状態）に、
またはそれの第２の出力端子（経路指定回路の第２の起動状態）に供給する。他
の出力は０である。
したがって、この選択はゲートＧ１（ｊ）の出力に依存する。後者は、第１の
入力端子に、先順位のＡＮＤゲートＧ１（ｊ−
１）の出力を受け、第２の入力端子に、ｊ番目に関連するヒューズＦ（ｊ）の状
態についての情報を受ける。したがって、ｊ番目の経路指定回路の状態（起動さ
れた時）は同じ順位のヒューズの状態と、先順位の経路指定回路ＡＩＧ（ｊ−１
）の状態とに依存する。
更に正確にいえば、先順位（ｊ−１）の経路指定回路がそれの第２の状態（そ
れの第２の出力が起動している）にあるならば、ＡＮＤゲートＧ１（ｊ）がｊ番
目の経路指定回路をそれの第２の状態に必ず置き、以後の順位に対しても同様、
等である。そのために、ゲートがこの例ではＡＮＤゲートであるという事実によ
って、経路指定を第２の状態に置くために経路指定制御入力端子における０状態
に対する備えがされる。いずれかの経路指定回路がそれの第２の状態になるとす
ると、この第２の状態は、したがって、以下の経路指定回路の全てを介して広め
られる。明らかに、他の非常に類似する論理構造が同じ全体的な結果を達成でき
る。
更に、ｊ番目のヒューズが完全なままであるとすると、ｊ番目の経路指定回路
をそれの第１の状態に置くための手段が備えられる。これとは逆に、ヒューズが
とばされたとすると、経路
指定回路を第２の状態に置かなければならず、それからこの第２の状態はｎまで
の以後の順位の全ての回路を通じて広がる。
ヒューズは、電気的に、またはレーザによって燃やすことが可能な物理的素子
、または電気的プログラミングによって状態が変更される不揮発性メモリ・セル
（ＥＰＲＯＭＮ ＥＥＰＲＯＭ、ＵＰＲＯＭ）とすることができる。
示されている好適な実施例においては、ヒューズは、流れる電流によって電気
的にとばすことができる物理的素子である。ヒューズＦ（ｊ）はとばしトランジ
スタＴ１（ｊ）と直列で、この直列全体は２つの電源端子ＶｄｄとＶｓｓの間で
直列である。ヒューズをとばすためにＡＮＤゲートＧ２（ｊ）がトランジスタを
ターンオンすることを可能にする。このゲートは第１の入力端子にｊ番目のデコ
ーダＤＣ（ｊ）の出力を受ける（試験の状態にある列に対応するとばすべき１個
のヒューズを選択するように）ゲートは、第２の入力端子に、とばし命令である
信号Ｆも受ける。この命令は、列が欠陥であることが判明した時だけ送られる。
ヒューズＦ（ｊ）の一端が電源電圧Ｖｄｄに接続され、他端部が一安定ラッチ
ＭＳ（ｊ）に接続される。そうすると、ヒュ
ーズがとばされなければラッチは強制非安定状態（出力１）に保持される。その
出力端子はＡＮＤゲートＧ１（ｊ）の第２の入力端子に結合される。ヒューズが
とばされるとラッチが開放される。そうするとラッチはそれの安定状態（出力０
）に入る。
１番目の回路素子に関する限りは、１番目のＡＮＤゲートＧ１（１）の第１の
入力端子が、連続動作中に、高い論理レベル、たとえば、電源電圧ＶｄｄＮを受
けるという事実を除き、他の回路素子と同じである。
最後に、線ｊが欠陥である時にマルチプレクサＭＵＸ（ｊ）の制御を０に駆動
するために、トランジスタＴ２（ｊ）が設けられることが好ましいことに気がつ
くであろう。これはこの線を浮動させたままにしないために行われる。トランジ
スタＴ２（ｊ）はＮチャネル・トランジスタであって、たとえば、マルチプレク
サＭＵＸ（ｊ）の制御とアースの間に結合される。ヒューズＦ（ｊ）がとんだ時
にトランジスタは導通する。
したがって、第３図のこの回路で、動作の２つの例が可能であることを理解さ
れたい。すなわち、
− 全てのヒューズが完全なままであれば、１からｎまでの任意のｊに対して、
列デコーダによるｊ番目の指定によってリー
ドＰがｊ番目のビット線に接続される、
− ｒ番目のヒューズがとばされると、１からｒ−１までの全てのｊに対して、
列デコーダによるｊ番目の指定によってリードＰがｊ番目のビット線に接続され
る。および、ｒからｎまでの全てのｊに対して、それによってリードＰがｊ＋１
番目のビット線に接続される。したがって、欠陥列は以後の１つによって置き換
えられ、他の全ての列のアドレッシングが１ユニットだけずらされる。
第４図には回路の最後の２つの順位、すなわち、ｎとｎ＋１、が表されている
。ｎ番目の回路素子は第３図のｊ番目の素子と同一であり、ｎ＋１番目の素子が
僅かに異なる。その理由は、それらの素子がデコーダ素子ＤＣも、経路指定素子
ＡＩＧも、ヒューズも含まないからである。マルチプレクサ素子ＭＵＸ（ｎ＋１
）はｎ番目の経路指定回路の第２の出力のみによって制御される。好ましくは、
冗長を使用していないとすると、ｎ＋１番目の列を分離するように、トランジス
タＴ２（ｎ＋１）がこの第２の出力端子を接地することを可能にする。このトラ
ンジスタはＡＮＤゲートＧ１（ｎ）の出力によって制御される。冗長を使用しな
い限りその出力は１を維持する。
最後の順位ｎ＋１はヒューズを必要としないことに気がつくであろう。したが
って、ｎ個の出力を有するデコーダの全てに対してｎ個のヒューズが存在する。
従来技術の冗長回路においては、修理すべきｎ本の線のうちから１本を選択する
ためにｎ個のヒューズが一般に求められ、それに、修理があることを指示するた
めに１本のヒューズが付加される。
第５図はｊ＝１番目の冗長回路を表す。
ｊ番目に対する唯一の違いは、ＡＮＤゲートＧ１（１）がそれの第１の入力端
子に論理レベル１を受け、したがって、ヒューズＦ（１）がとばない限りこのゲ
ートの出力が１のままであるという事実である。一安定ラッチＭＳ（１）の出力
と経路指定ＡＩＧ（１）の間に、ゲートＧ１（１）なしの、直接結合を更に設け
ることができる。図示の例においては、抵抗として設けられているトランジスタ
がゲートの第１の入力端子を正の電源電圧Ｖｄｄに保つ。
好ましくは、ＡＮＤゲートＧ１（１）の第１の入力端子が試験リードＰＴＮす
なわち、外部接続線には接続されないが、ウェーハ上試験動作中に当てることが
できる試験プローブ・リードに結合される。このリードは正常な動作中はその後
は分離さ
れたままである。
本発明の構造によって、非常に重要な利点として、すなわち、最後の１列が使
用されないとしても、その最後の列を含めて、全ての列を試験する可能性を得る
ことが可能にされる。１からｊまでの列を試験するために、それらの列はデコー
ダによってアドレスされる。リードＰＴは、正常な使用中におけるように、１に
保持される。デコーダによって指定されたｊ番目が、ヒューズがとばされない限
り、列ｊを選択する。列１〜ｎの試験中にヒューズがとばされないとすると、リ
ードＰは０までパスされ、その間にデコーダは順番ｎを選択する。０へのこのパ
スは０番目の仮想ヒューズがとぶことを模擬する。それは順位２〜ｎ＋１の列の
アドレッシングヘ向かう順位１〜ｎの経路指定の全てを保持する。それから列ｎ
＋１はデコーダによって選択され、かつ試験できる。
本発明の他の利点は、欠陥ビット線への電力供給を容易に無くす可能性である
。実際に、ビット線が連続電力供給を受けないこと、またはそれが欠陥であれば
予備的負荷電力供給でさえも受けないことが望ましい。実際に、頻繁な欠陥はビ
ット線のアースへの短絡で、この短絡は持続し、交換線によって修理し
た場合でも、無意味に電流が消費されるという欠点がある。したがって、ｊ番目
のヒューズがとばされたとすると、ｊ番目の線への電源を遮断するために一安定
ＭＳ（ｊ）の出力によって制御される簡単な回路を設けることが好ましい。
この可能性が、電源線Ｖｄｄに結合されているＰチャネル・トランジスタを介
してビット線に供給される特定の例で、第６図に示されている。トランジスタＴ
３（ｊ）はビット線ＢＬ（ｊ）に供給し、トランジスタＴ′３（ｊ）が相補ビッ
ト線ＮＢＬ（ｊ）に供給する。従来技術においては、このトランジスタの制御ゲ
ートが、ビット線に電力を供給すべき間に、おおむね接地される。本発明におい
ては、ｊ番目のヒューズがとばされた時にトランジスタＴ３（ｊ）とトランジス
タＴ′３（ｊ）の導通を阻止する回路を介して、トランジスタのゲートは制御さ
れる。図示の例においては、ビット線にトランジスタを介して連続的に供給され
、したがって、ｊ番目のトランジスタのゲートがインバータを介して同じ順位の
一安定ラッチＭＳ（ｊ）の出力端子に接続されると仮定している。ビット線に電
力が連続して供給されないとすると、ゲートは、一安定ラッチの出力を受け、か
っｊ番目のトランジスタの導通を阻止するためにこ
の出力を考慮する論理回路に接続される。
【手続補正書】特許法第１８４条の８
【提出日】１９９４年９月８日
【補正内容】
１．メモリ記憶素子のｎ＋１本の一連続線の少なくとも１つのアレイと、ｊ番目
の出力がデコーダに加えられたアドレスを基にして定められた線を指定するよう
にｎ個の出力を有するデコーダＤＣと、素子の欠陥が生じている任意の線を交換
線で交換するための冗長回路とを含むメモリであって、冗長回路は、ｊ番目の線
またはｊ＋１番目の線をデコーダのｊ番目の出力を介して起動させる手段（ｊは
１からｎまで変化する）であって、１からｎまでの各順位に対して、ｊ番目の線
に関連し、かつデコーダのｊ番目の出力ととばし制御導体（Ｆ）の共同制御の下
にとばすことができるヒューズＦ（ｊ）と、ｊ番目の線またはｊ＋１番目の線を
デコーダのｊ番目の出力を介して起動させるように、デコーダのｊ番目の出力端
子とｊ番目およびｊ＋１番目の線との間に介在される経路指定回路（ＡＩＧ（ｊ
））とを備え、この経路指定は、一方ではｊ番目のヒューズの状態についての情
報を受け、他方では先行するｊ−１番目の（ｊ＝１番目を除く）論理回路から出
た情報を受けるｊ番目の論理回路によって制御され、１番目の論理回路が保持指
令を１番目の経路
指定回路に加えることを可能にする試験リードに結合される入力端子を含むこと
を特徴とするメモリ。
２．ｊ番目の経路指定回路が、ｊ番目の線を起動させるための第１の状態と、ｊ
＋１番目の線を起動させるための第２の状態とをとることができ、ｊ番目のヒュ
ーズがとばされたか、または先行する順位の経路指定がそれの第２の状態にある
ならば、ｊ番目の論理回路が保持制御信号を経路指定のために供給することを特
徴とする請求項１に記載のメモリ。
３．冗長回路が、１〜ｊ番目の全てのヒューズが完全な状態にある時にｊ番目の
線がデコーダのｊ番目の出力によって指定され、１〜ｊ番目のヒューズのいずれ
か１つが破壊された時にｊ＋１番目の線がデコーダのｊ番目の出力によって指定
されるようなものであることを特徴とする請求項１に記載のメモリ。
４．同じ順位の経路指定を制御するｊ番目の冗長論理回路が、ｊ番目のヒューズ
に結合されて、ｊ番目のヒューズが完全な状態である時は第１の状態に保持され
、ヒューズが破壊された時に第２の状態に開放される一安定ラッチ（ＭＳ（ｊ）
）と、一方では一安定ラッチの出力を受け、他方では先行する順位の論理回路の
出力を受け、加えられた出力信号を一方では後の順
位の論理回路へ、他方ではｊ番目の経路指定回路へ供給する２入力ゲートＧ１（
ｊ）とを備えることを特徴とする請求項２に記載のメモリ。
５．メモリの線が１本のビット線に接続されるメモリ素子の列であり、メモリは
ビット線とメモリの入力／出力リードとの間に接続されるマルチプレクサを含み
、マルチプレクサは１本のビット線におのおの対応する個々の多重化素子ＭＵＸ
（ｊ）を含み、各多重化素子は所与のビット線を入力／出力リードヘ向かって経
路指定でき、最初の素子を除くｊ番目（ｊ＝１〜ｎ＋１）の各多重化素子をｊ番
目の経路指定回路によって、またはｊ−１番目の経路指定回路によって制御でき
ることを特徴とする請求項１から４のいずれか一項に記載のメモリ。
６．ｊ番目の経路指定回路が２つの出力を有し、１つの出力はｊ番目の多重化素
子を制御するためのものであり、他の出力はｊ＋１番目の多重化素子を制御する
ためのものであり、これは順位１〜ｊの冗長の実現が存在し、または存在しない
という事実を基にして行われることを特徴とする請求項５に記載のメモリ。
７．ｊ番目の経路指定回路が２つの入力を有し、１つはｊ番目
のに対応するアドレスがデコーダによって受けられた時に、この経路指定回路が
デコーダによって指定されるように、デコーダのｊ番目の出力端子から出る指定
制御入力であり、経路指定回路の他の入力はデコーダによって指定される回路の
２つの出力のうちの１つを選択することを可能にする経路指定制御入力であり、
その選択は順位１〜ｊにおける冗長の実現または不存在に依存することを特徴と
する請求項６に記載の装置。
８．欠陥ビット線に対応するヒューズが破壊された時にこの線から電源を切り離
すための手段が設けられることを特徴とする請求項５から７のいずれか一項に記
載のメモリ。
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【要約の続き】
験できる。