JPH1055694A - メモリ試験装置 - Google Patents
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- JPH1055694A JPH1055694A JP8211585A JP21158596A JPH1055694A JP H1055694 A JPH1055694 A JP H1055694A JP 8211585 A JP8211585 A JP 8211585A JP 21158596 A JP21158596 A JP 21158596A JP H1055694 A JPH1055694 A JP H1055694A
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- For Increasing The Reliability Of Semiconductor Memories (AREA)
- Tests Of Electronic Circuits (AREA)
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Abstract
な不良解析メモリを構成する。 【解決手段】 近接したテストサイクルにおいて、同一
アドレスが多数回にわたってアクセスされ、そのアドレ
スにおいてフェイルが発生してもフェイルデータの書き
込み頻度を低減させるフェイルデータ圧縮部を設け、こ
のフェイルデータ圧縮部によってフェイルデータの書き
込み頻度を低減させ、不良解析メモリのインターリーブ
数を低減させ、少ない数のメモリ素子によって不良解析
メモリを構成した。
Description
半導体メモリを試験するメモリ試験装置に関し、特に詳
しくは試験の結果を記憶させる不良解析メモリに関する
発明である。
成を示す。メモリ試験装置は、タイミング発生器TG
と、パターン発生器PGと、波形整形器FCと、論理比
較器DCと、不良解析メモリFMとにより構成されてい
る。タイミング発生器TGで発生する基準クロックによ
りパターン発生器PGは被試験メモリMUTに与えるア
ドレス信号、データ信号、制御信号を発生する。
れ、試験に必要な波形に整形して被試験メモリMUTに
印加される。被試験メモリMUTから読み出されたデー
タ信号は論理比較器DCに与えられ、ここでパターン発
生器PGからの期待値データと比較されてその一致、不
一致により被試験メモリMUTの良否判定を行う。不一
致の時は、論理比較器DCから不良解析メモリFMにフ
ェイル信号(フェイルデータ)が出力され、パターン発
生器PGからのアドレス信号によって指定される不良解
析メモリFMのアドレスにフェイルデータを格納する。
納したフェイルデータを参照して被試験メモリMUTの
不良解析を行う。つまり、例えば不良個所が検出された
場合、この不良個所を被試験メモリMUTに設けられて
いる救済手段によって救済が可能か否かを判定すること
等に利用される。不良解析メモリFMは、被試験メモリ
MUTと同等の動作速度と容量と持ち、被試験メモリM
UTと同じアドレス信号が印加される。試験開始前にメ
モリの内容を0にクリアしておき、試験によって発生し
たフェイルデータを1として格納する。
ティック型のSRAMを使用していたが、近年高速SR
AMを製造する各メーカーでは容量拡張の計画が無くな
る傾向にあり、被試験メモリMUTの容量拡張に対応し
て容量拡張された高速SRAMを不良解析メモリに使用
することが困難になって来ている。そこでSRAMの代
わりに随時リフレッシュ動作を必要とするDRAMを使
用して不良解析メモリを構成することが考えられるが、
この場合DRAMはSARMに比べて動作速度が遅いた
め、単純にSRAMからDRAMへと置き換え設計を行
うとインタリーブ数(並列処理化数)を大きくせざるを
得なくなる。
簡単に説明する。メモリのインタリーブ動作とは、同じ
容量のメモリブロックを複数用意し、これらメモリブロ
ックを少しずつタイミングをずらして動作させ全体とし
て動作速度を上げる方式。メモリブロックの数をインタ
リーブ数といい、メモリブロックをインタリーブのバン
クとも言う。例えば、サイクル100nsで動作するメ
モリブロックを4つ用意(4バンク)し、これを25n
sずつずらせて動作させると、全体としてサイクル25
nsで動作するメモリと等価になる(図11参照)。
用い、更にDRAMをインターリーブ動作させることに
より、結果的に高速データの書き込み及び読み出しが可
能となる。ところでメモリの試験方法にセル間干渉試験
がある。このセル間干渉試験とは被試験メモリ内の或る
メモリセルに注目し、そのメモリセルに対して構造的に
干渉を与えそうなメモリセルをアクセスしたとき、その
アクセスによって注目したメモリセルのデータが破壊さ
れるかどうかの試験を順次注目するメモリセルを変えな
がら行なうメモリ試験方法を指す。図12乃至図14に
このセル間干渉試験に用いる試験パターンを示す。図1
2はギャロッピング・パターン、図13はピンポン・パ
ターン、図14はバタフライ・パターンを示す。図14
に示すバタフライ・パターンにおいて、Tcは注目メモ
リセル、A〜Dは干渉メモリセル、1〜8はアクセス順
序を示す。
渉試験では互に近接したテストサイクルで同一アドレス
(注目セル)が多数回にわたってアクセスされる。注目
セルが不良であった場合、そのアクセス毎にフェイルが
発生するから、フェイルデータの書込頻度が高くなる。
この書込頻度に追従して書込を実行するにはインターリ
ーブ数を大きく採らなければならなくなる。インターリ
ーブ数を大きく採るものとすると、メモリの使用量が多
くなり、安価なDRAMを用いるものとしても不良解析
メモリのコストが高くなり、大型化する欠点が生じる。
において、同一アドレスが多数回にわたってアクセスさ
れ、そのアドレスにおいてフェイルが発生してもフェイ
ルデータの書き込み頻度を低減させる手段を設け、この
書き込み頻度低減手段(以下の実施例ではフェイルデー
タ圧縮部と称す)によってフェイルデータの書き込み頻
度を低減させ、不良解析メモリのインターリーブ数を低
減させ、少ない量のメモリ素子によって不良解析メモリ
を構成できるようにしようとするものである。
ストサイクルで同一アドレスから多数回にわたってフェ
イルデータが検出された場合は、その同一アドレスの複
数回のフェイル情報を1回の書き込み情報に圧縮し、1
回の書き込みで済ませるように構成したものである。
サイクルで同一アドレスから多数回にわたってフェイル
データが検出されても、そのフェイルデータは1回の書
き込みデータに圧縮するから、不良解析メモリへの書き
込み頻度を低減させることができる。この結果、不良解
析メモリのインターリーブ数を特に増加させなくても済
むことになり、不良解析メモリの規模を小さくできる利
点が得られる。
装置に用いる不良解析メモリFMの全体の構成を示す。
図中BAK#1〜BAK#NはDRAMによって構成し
たDRAMメモリバンク部を示す。この発明ではこのD
RAMメモリバンク部BAK#1〜BAK#Nにフェイ
ルデータ圧縮部13で圧縮したフェイルデータFDをデ
ータ分配制御部14で決定したDRAMメモリバンク部
BAK#1〜BAK#Nの何れかに書き込むように構成
した点を特徴とするものである。
DRAMによって構成した場合に、DRAMにはリフレ
ッシュ(メモリの記憶保持動作)が一定時間毎に必要な
ので、タイミング発生器TG(図10参照)の基準クロ
ックで直接動作させることができる。このため、DRA
Mによってメモリバンク部BAK#1〜BAK#Nを構
成した場合には、DRAM動作用のクロックを発生させ
るDRAMクロック発生部15が必要になる。タイマ1
6はこのDRAMクロック発生部15からのクロックを
使用してメモリバンク部BAK#1〜BAK#Nに対す
るリフレッシュ・リクエスト信号RFREQを発生す
る。
(図10参照)からのアドレス信号を、メモリバンク部
BAK#1〜BAK#Nを構成するDRAMのロウアド
レス及びカラムアドレスの構成に合わせてフォーマット
(並べ換え)する。アドレス選択部11の出力のロウア
ドレスRAa 及びカラムアドレスCAa と論理比較器D
C(図10参照)からのフェイルデータFDa はタイミ
ング発生器TGから与えられる基準クロックに同期した
信号である。同期化回路部12はこれらの信号をDRA
Mクロック発生部15の動作クロックに同期したロウア
ドレスRAb 、カラムアドレスCAb 、フェイルデータ
FDb 信号に変換する。
サイクルの同一アドレスを検出し、一致が検出された場
合、それらのフェイルデータをビット毎に論理和をとっ
て1つのデータに圧縮し、1回のフェイルストア動作で
処理が完了するデータに変換する。データ分配制御部1
4は各DRAMメモリバンク部BAK#1〜BAK#N
に分配されたフェイルデータを各DRAMメモリバンク
部BAK#1〜BAK#Nとの書き込み制御信号WT#
1〜WT#Nの授受により、どのDRAMメモリバンク
部BAK#1〜BAK#Nに格納するかを制御する。
AK#Nは内部に複数のDRAMを持ち、データ分配制
御部14の制御によりフェイルデータの格納を行う。
尚、図1において、RAa ,RAb ,RAc はロウアド
レス信号を示し、添字のa,b,cにより、タイミング
を区別している。同様にCAa ,CAb ,CAc はカラ
ムアドレス信号、FDa ,FDb ,FDc はフェイルデ
ータを示す。
な実施例を示す。DFA1〜DFA5はフェイルデータの全
ビット幅のデータをDRAMクロック発生部15から出
力される動作クロックCLK1 に同期して順次後段に向
ってシフトさせるパイプライン構造のD型フリップフロ
ップ群を示す。DFB1〜DFB4はフェイル情報の有無を
表わすフェイルストアフラグFSFを伝送するパイプラ
イン構造のフリップフロップ群を示す。つまりオアゲー
トOR1により、全ビット幅のフェイルデータの入力か
ら1ビットでも1論理のフェイル情報の存在を検出し、
その検出した1論理のデータをフェイルストアフラグF
SFとしてクロックCLK1 に同期させて順次1段ずつ
後段に向かってシフトさせる。
カラムアドレスCAb を順次シフトさせるパイプライン
構造のフリップフロップ群を示す。このフリップフロッ
プ群DFC1〜DFC5によって1段ずつシフトされるロウ
アドレスRAb 及びカラムアドレスCAb をアドレス比
較器13D1 ,13D2 ,13D3 においてフリップフ
ロップDFc4にストアされているロウアドレスRAb 及
びカラムアドレスCA b と各段毎にストアされているア
ドレスとを比較し、アドレスの一致と、フリップフロッ
プDFB4にストアされているフェイルストアフラグFS
Fが1論理であることが合致すると、ゲート13C1 ,
13C2 ,13C3 が1論理を出力する。ゲート13C
1 ,13C2 ,13C3 が1論理を出力すると、ゲート
13A1,13A2 ,13A3 は開の状態に制御され、
各フリップフロップDFA1,DF A2,DFA3にストアさ
れているフェイルデータはオアゲートOR2で全て論理
和されてフリップフロップDFA5にストアされ、4回分
のフェイルデータを1回の書き込みで済むフェイルデー
タに圧縮される。
3B1 ,13B2 ,13B3 は閉の状態に制御されるか
ら、フェイルストアフラグFSFは次段に伝達されな
い。つまり、レジスタDFB1,DFB2,DFB3には0論
理が書き込まれ、爾後3回のシフト動作にはフェイルス
トアフラグFSFは0論理に保持され、DRAMメモリ
バンク部BAK#1〜BAK#Nへの書き込みが禁止さ
れる。
FC1にストアされているアドレス信号とレジスタDFC4
にストアされているアドレス信号とが一致し、他は不一
致である場合にはゲート13A1 だけが開いてレジスタ
DFA1にストアされているフェイルデータだけがオアゲ
ートOR2を通じてレジスタDFA4にストアされている
フェイルデータ論理和がとられレジスタDFA5にストア
される。このとき、レジスタDFA1にストアされている
フェイルデータはレジスタDFA2に送られるが、レジス
タDFB2にはゲート13B1 が閉じられるため0論理が
書き込まれる。従って、今レジスタDFA2に送り込まれ
たフェイルデータがレジスタDFA4に送り込まれた状態
ではレジスタDFB4に書き込まれるフェイルストアフラ
グFSFは0論理であるため、DRAMメモリバンク部
BAK#1〜BAK#Nへの書き込みは禁止される。つ
まり、この例では3サイクル前に圧縮されて、DRAM
メモリバンク部BAK#1〜BAK#Nの何れかに書き
込まれたことになる。
一度書き込まれたフェイルデータは書き換えを禁止する
ように構成される。このために、不良解析メモリFMで
は書き込み動作をする際にはその書き込みを行なうアド
レスのフェイルデータ(多ビットのデータ)を一度読み
出し、その読み出したフェイルデータと新たに書き込み
しようとするフェイルデータの論理和をとって書き込み
を行なっている。従って図2に示したオアゲートOR2
には特に図示しないが不良解析メモリから読み出したフ
ェイル情報も与えられる構成とされる。
行なう動作を一般にリードモディファイライト動作と呼
んでいる。図3及び図4にリードモディファイライト動
作の様子を示す。図3は毎回ロウアドレス信号Row及
びカラムアドレス信号Columnが変化するランダム
アクセスモードの例である。図4はロウアドレス信号R
owは毎回入力せず、カラムアドレス信号Column
だけを毎回入力するファーストページモードまたはハイ
パーページモードの動作例である。このファーストペー
ジモードでは高速のページリードモディファイライト動
作を可能とする。従ってこの発明ではアドレスの内、ロ
ウアドレスが同じフェルデータについてはファーストペ
ージモード動作を行って同一のDRAMメモリバンク部
に書き込を行い、ロウアドレスが異なるフェルデータに
ついてはメモリバンクを切替えてフェイルデータの書き
込みを行う。
が1つの場合には結果的に図3に示したランダムアクセ
スの動作となる。図5はフェイルデータを書き込むDR
AMバンク部を決定するデータ分配制御部14の具体的
な実施例を示す。このデータ分配制御部14はフラグレ
ジスタ群FRBと、フラグレジスタ群FRAと、ゲート
群A#1〜A#N及びB#1〜B#Nと、ロウアドレス
レジスタ群RARと、アドレス比較器群CMPと、書き
込み制御信号WT#1〜WT#Nを取り出すゲート群C
#1〜C#Nと、入力された最新のロウアドレスを記憶
するロウアドレス記憶器14Aと、書き込み制御信号W
T#1〜WT#Nが出力されている状態を検出し、ゲー
ト14Bを閉の状態に制御するゲート14Cと、後述す
る終了信号EMPTYとリセット信号を論理和して各フ
ラグレジスタ群FRB及びFRAの各リセット端子Rに
与えるオアゲート群D#1〜D#Nとによって構成され
る。
(シャープナンバ)が若い程優先順位が高く、#1側か
ら優先的に動作する。つまり、フラグレジスタ群FRA
及びFRBを構成している各フラグレジスタFRA#1
〜FRA#N及びFRB#1〜FRB#Nは初期状態に
おいて全て初期化動作によってリセットされている。こ
のため、ゲートA#1だけが開に制御され、優先順位1
位が与えられる。
トアフラグFSF(1論理)が出力されると、ゲート1
4Bが開き、クロックCLK1 がゲートA#1を通じて
ロウアドレスレジスタRAR#1のクロック入力端子と
フラグレジスタFRA#1のセット端子に与えられる。
ロウアドレスレジスタRAR#1にクロックCLK1が
与えられることによりフェイルデータ圧縮部13から出
力されているフェイルアドレスの中のロウアドレスRA
cがこのロウアドレスレジスタRAR#1に取り込ま
れ、ロウアドレス記憶器14Aに取り込まれた同一のロ
ウアドレスがアドレス比較器CMP#1で比較され、一
致していればゲートC#1に1論理を出力する。ゲート
C#1には既に1論理のフェイルストアフラグFSFが
与えられているから、ゲートC#1は1論理の書き込み
制御信号WT#1を出力する。この書き込み制御信号W
T#1は図1に示したDRAMメモリバンク部BAK#
1にフェイルデータを書き込むための制御信号として与
えられる。
イルデータの書き込みが終了すると、このデータ分配制
御部14に終了信号EMPTY#1が返送されて来る。
この終了信号EMPTY#1が返送されて来ることによ
り、フラグレジスタFRA#1はリセットされ、これに
よりゲートA#1が再度開の状態に復帰する(ゲートA
#1が閉の状態にあるとき、ゲートA#2が開の状態に
制御されている)。
1論理に反転すると、ロウアドレスレジスタRAR#1
に再びフェイルが発生したアドレスのロウアドレス信号
がストアされ、再び書き込み制御信号WT#1が出力さ
れる。このようにしてフェイルの発生がDRAMメモリ
バンク部BAK#1における処理時間より後のタイミン
グで発生している状態ではフェイルデータはメモリバン
クBAK#1に集中して書き込まれる。
いて異なるアドレスでフェイルが発生し、メモリバンク
BAK#1で書き込みの処理が終了しない状態で次のフ
ェイルが発生したとすると、この場合にはゲートA#2
が開いているから、このゲートA#2を通じてロウアド
レスレジスタRAR#2にクロックCLK1 が与えら
れ、そのフェイルが発生したアドレスのロウアドレス信
号がロウアドレスレジスタRAR#2に取り込まれる。
このとき、ロウアドレス記憶器14Aにも同様のロウア
ドレス信号が取り込まれるから、アドレス比較器CMP
#2が1論理の一致信号を出力し、ゲートC#2から書
き込み制御信号WT#2を出力する。ここで更にメモリ
バンクBAK#1及びメモリバンクBAK#2が書き込
み処理中に異なるアドレスで次のフェイルが発生した場
合はゲートC#3が書き込み制御信号WT#3を出力
し、メモリバンクBAK#3に書き込みが実行され、い
わゆるインターリーブ動作によって動作が遅いDRAM
メモリバンク部BAKに書込を実行させる。
ルが発生する例は少なく、フェイルは全く生じないか或
はわずかしか発生しない。然し乍ら図12乃至図14に
示したようにセル間干渉テストパターンを実行した場合
に、注目セルが不良の場合には近接したテストサイクル
においてフェイルが発生する。同一アドレスにフェイル
が発生した場合は、図2に示したフェイルデータ圧縮部
13で圧縮されるから、同一アドレスが連続してフェイ
ルアドレスとして与えられることはない。現実には同一
のロウアドレスでカラムアドレスだけが異なるアドレス
でフェイルが発生する率が高い。
してデータ分配制御部14に与えられた場合、アドレス
比較器、例えばCMP#1は1論理の一致信号を出力し
続ける。よって同一のロウアドレスが続けて入力されて
いる間は、ゲートC#1は書き込み制御信号WT#1を
出力し続ける。よって同一のロウアドレスでカラムアド
レスだけが異なるアドレスで発生したフェイルデータは
ページモードにより同一の例えばメモリバンクBAK#
1に書き込まれる。
る数を越えるとメモリバンクBAK#1に設けたバッフ
ァがオーバーフローするおそれがある。その場合にはオ
ーバーフローしたDRAMメモリバンク部BAK#1は
フル信号FULL#1を出力し、そのDRAMメモリバ
ンク部BAK#1への書き込みを中断させる。つまり、
この状態ではフラグレジスタFRB#1はフル信号FU
LL#1によってセットされるため、アドレス比較器C
MP#1に与えているイネーブル信号が1から0論理に
反転する。このために出力も0論理に反転するからゲー
トC#1は0論理を出力し、書き込み制御信号WT#1
は0論理に立下る。
論理に立下るのと同時にゲート14Cは1論理を出力
し、ゲート14Bを開に制御する。このとき、ゲートA
#1は閉じられており、これに代わってゲートA#2が
開の状態に制御されている。従ってロウアドレスレジス
タRAR#2に、次に供給されるロウアドレスがストア
される。これと同時にロウアドレス記憶器14Aにもク
ロックCLK1 に同期して同じロウアドレス信号をスト
アする。よってアドレス比較器CMP#2に同一のロウ
アドレスが与えられるから、アドレス比較器CMP#2
は1論理を出力し、ゲートC#2は書き込み制御信号W
T#2を出力する。
を出力するまでの間又は出力し終った後にDRAMメモ
リバンク部#1が書き込み処理を終了すると、DRAM
メモリバンク部#1は終了信号EMPTY#1を出力す
る。この終了信号EMPTY#1によってフラグレジス
タFRA#1とFRB#1はリセットされ、フェイルデ
ータの入力待ちの状態に戻される。
と、 DRAMメモリバンク部BAK#1〜BAK#Nの書
き込み処理時間より長い周期で、且つ異なるアドレスで
フェイルが発生した場合はそのフェイルデータは全てD
RAMメモリバンク部BAK#1に書き込まれる。 DRAMメモリバンク部BAK#1〜BAK#Nの書
き込み処理時間より短い周期で、且つ異なるアドレスで
フェイルが発生した場合は、インターリーブ動作によ
り、DRAMメモリバンク部BAK#1,BAK#2,
BAK#3,...の順にフェイルデータが書き込まれ
る。このとき最終バンクBAK#Nに達する前に書き込
みの終了したメモリバンク部が存在すれば、そちらにフ
ェイルデータが書き込まれる。
ルが発生した場合は、同一のメモリバンク例えばBAK
#1にフェイルデータが書き込まれる。 ロウアドレスが等しいアドレスで連続的にフェイルが
発生してFIFOメモリが満ぱいになった場合は、同一
のメモリバンクへの書き込みが中断され、メモリバンク
が切替られて他のメモリバンクに書き込み制御信号WT
#Nが出力される。
1〜#Nの構成を示す。ここでは#Nを代表して示す。
メモリバンク部BAK#Nは、制御部17A、カウンタ
17B、デコーダ17C、ロウアドレスレジスタ17
D、FIFOメモリ(ファーストイン・ファーストアウ
トメモリ)17E、DRAMコントローラ17F、DR
AMメモリ部17Gとによって構成される。
御部14から出力される書き込み制御信号WT#Nを受
け取ることにより、ロウアドレスレジスタ17DとFI
FOメモリ17Eにデータの取り込み指令を与えると共
に、カウンタ17Bの値を+1する制御を行なう。ロウ
アドレスレジスタ17Dは制御部17Aからデータの取
り込み指令を受けると、フェイルが発生したアドレスの
ロウアドレスRAdを取り込む。これと共に、FIFO
メモリ17Eは書き込みクロック端子WCKに書き込み
クロックが与えられ、フェイルが発生したアドレスのカ
ラムアドレスCAdと図2に示したフェイルデータ圧縮
部13から出力される圧縮処理されたフェイル情報FD
dを取り込む。
モリ部17Gへの書き込みが終了するとNEXT信号を
出力し、このNEXT信号を制御部17Aとゲート17
Hに入力する。制御部17AはDRAMコントローラ1
7FからNEXT信号を受け取ると、FIFOメモリ1
7Eに読み出し指令を与え、FIFOメモリ17Eから
1つのデータ(カラムアドレスとフェイルデータ)をD
RAMコントローラ17Fに出力する。このときカウン
タ17Bの値を−1に制御する。カウンタ17Bの値が
0に戻るとデコーダ17Cから出力されるHOLD信号
が1論理となり、このHOLD信号が1論理に反転する
毎に制御部17Aは終了信号EMPTY#Nを出力す
る。結局、カウンタ17BはFIFOメモリ17E内に
格納されているデータの数を管理する。
コントローラ17FはDRAMメモリ部17Gへの書き
込みのタイミングは発生しない。リフレッシュリクエス
ト信号RFREQ信号が1論理に反転すると、DRAM
メモリ部17Gへリフレッシュ動作のタイミングを発生
する。HOLD信号が0論理になると、DRAMコント
ローラ17Fは図4に示したページモードによるリード
モディファイライト動作を開始する。1つのフェイルデ
ータをDRAMメモリ部に格納すると、DRAMコント
ローラ17Fは制御部17AにNEXT信号を返す。こ
のときリフレッシュリクエスト信号RFREQが1論理
であればページモードを終了し、リフレッシュ動作のタ
イミングを発生する。リフレッシュ動作の終了後、HO
LD信号が0論理であれば再度ページモードの動作を開
始し、ページモードの動作を継続する。つまり、FIF
Oメモリ17Eにフェイルデータが存在する間はページ
モードの動作を継続する。
データを出力すると、NEXT信号に同期してLAST
信号が1論理に反転する。LAST信号が1論理に反転
すると、DRAMコントローラ17Fはページモードの
動作を終了する。FIFOメモリ17Eにフェイルデー
タを1つしか格納しなかった場合にはDRAMコントロ
ーラ17Fは直ちにNEXT信号を出力する。従ってこ
の場合もNEXT信号に同期してLAST信号が1論理
に反転するからDRAMコントローラ17Fは1個のフ
ェイルデータをDRAMメモリ部17Gに書き込んで動
作を終了する。つまり、この場合にはDRAMコントロ
ーラ17Fは図3に示したランダムモードのタイミング
を発生して動作を終了する。
Mで構成され、被試験メモリMUTと同等のメモリ、容
量を持ち、DRAMコントローラ17Fにより動作をコ
ントロールされる。
図2に示したフェイルデータ圧縮部13を設けたこと及
びページモードで書き込みを行なうことにより、不良解
析メモリを単純に高速SRAMに代えてDRAMに置き
換えて構成した場合より、DRAMメモリバンク部BA
Kの数を少なくすることができる効果が得られる。
SRAMの代わりにDRAMを使用してページモードも
採らずに単純にSRAMからDRAMへと置き換え設計
を行なった場合、例えば、使用する試験パターンはギャ
ロッピング、ピンポン、バタフライの別なく、自由に採
ることができるものとし、更にフェイルが発生する最小
周期を10ns、リフレッシュ動作分を計算に入れたラ
ンダムアクセスでのフェイルストア動作の動作周期を1
60nsとすると、バンク数BAはBA=160/10
=16となる。即ち、メモリバンク部BAKは16用意
する必要がある。
タを書き込む場合、DRAMメモリバンク部の最少必要
数は、フェイルが発生する最小周期とリフレッシュ動作
を計算に入れたフェイルストア動作の1動作周期との関
係で決定される。例えば、フェイルが発生する最小周期
を10ns、リフレッシュ動作を計算に入れたページモ
ードでのフェイルストア動作の1動作周期を100ns
とすると、必要とするバンク数BKはBK=100/1
0=10となる。即ち、DRAMメモリバンク部BAK
を10バンク用意すればよいことになる。
アドレスが単純に1ずつ増加するようなテストパターン
であれば、ページモードでのフェイルストア動作が可能
であるが、図12乃至図14に示したようなセル間干渉
テストパターンの場合、ロウアドレスも同時に変化する
場合が多いので、フェイルが連続して発生すると全ての
フェイルをストアすることはむずかしくなる。
連続的にフェイルが発生したとすると、メモリセルのア
クセス順序はA−Tc−B−Tc−C−Tc−D−Tc
−E...となり、図7からも解るように近接したテス
トサイクルの間にロウアドレスは複数の値を採ることに
なる。つまり、複数のページアドレスのフェイルデータ
をほぼ同時に格納する必要が発生する。
レスRAt±n(nは整数)方向のフェイルデータの格
納にDRAMメモリ部が4バンク必要になる。ほぼ連続
してアクセスされるロウアドレスRAt上のフェイルデ
ータを格納するには8バンク必要になるので、対応する
には計12バンク用意する必要が生じる。この発明で
は、この問題点を近接したテストサイクルの同一アドレ
スのフェイルデータを圧縮する機能を付加することで解
消し、DRAMメモリバンク部BAK#1〜BAK#N
の必要最小数(この例では10)でも、セル間干渉テス
トパターンでのフェイルデータの格納を可能にするもの
である。
ことによる作用効果について詳細に説明する。先ずフェ
イルデータ圧縮部13が存在しない場合について説明す
る。図7に示すバタフライパターンではメモリセルの読
み出しは、A−Tc−B−Tc−C−Tc−D−Tc−
E−Tc−F−Tc−G−Tc−H...の順序で行わ
れる。ここでロウアドレスRAt上のセルはロウアドレ
スが同じなのでページ動作でフェイルストアが可能であ
るが、RAt−1上のセルA、RAt+1上のセルC、
RAt−2上のセルE、RAt+2上のセルG、RAt
−3上のセルI...はRAtとは異なるロウアドレス
であり、かつ、各ロウアドレスに1フェイルデータなの
でページ動作とならず、ランダムアクセスになるので1
フェイルデータのフェイルストア動作に160nsかか
ることになる。
作を行ったメモリバンクが160ns後に処理を完了し
て次のフェイルデータを受け付け可能になるまでの間に
セルC,E,G用に各々メモリバンクを割り当てなけれ
ばならない。つまり、連続してフェイルが発生する最悪
条件を考慮するならば、ロウアドレスRAt±n(n=
整数)方向のフェイルデータの格納にDRAMメモリバ
ンク部が最低4必要になる。
い、この時ロウアドレスRAt上のセルは図8及び図9
に示すように6回読み出しが行われる。アクセスの割合
は変らないので、n=100の時800回メモリセルの
読み出しを行い、この時ロウアドレスRAt上のセルは
600回読み出しが行われることになる。これを残りの
6バンクでフェイルストア動作を行わなければならな
い。
8000nsである。600のフェイルデータを6バン
クに分散してフェイルストア動作を行うので1バンク当
たり100のフェイルデータを格納することになる。ペ
ージ動作のフェイルストア動作は1フェイルデータ当た
り100nsなので100×100ns=10000n
sの処理時間が必要になる。つまり、8000nsの時
間内で処理しなければならないフェイルデータを100
00nsかけて処理することになるので処理が間に合わ
ない。フェイルデータ圧縮部13を設けずにこの処理を
可能にするには、DRAMメモリバンク部を2つ追加し
て計8バンクにする必要がある。
設けた場合には、図2に示した実施例によれば近接した
4テストサイクルでのフェイルデータ圧縮機能が働くの
で、DRAMメモリバンク部を2つ追加する必要は無く
なる。つまり、メモリセルの読み出しは、A−Tc−B
−Tc−C−Tc...と行われるので、メモリセルT
cの読み出しは近接した4テストサイクルに2回入る。
この2つのフェイルデータをフェイルデータ圧縮部13
により1回のフェイルストアで済むフェイルデータに圧
縮することができる。従って、n=1の時8回メモリセ
ルの読み出しを行い、この時ロウアドレスRAt上のセ
ルは6回読み出しが行われるが、フェイルデータ圧縮部
13の存在によりフェイルデータ数は図8及び図9に示
すように4に圧縮される。
ルの読み出しを行い、この時ロウアドレスRAt上のセ
ルは600回読み出しが行われるが、フェイルデータ数
は400に圧縮される。フェイルの発生時間は8000
nsで変らないが、400のフェイルデータを6バンク
に分散してフェイルストア動作を行うので、1バンク当
たり約67のフェイルデータを格納することになる。ペ
ージ動作のフェイルストアは1フェイルデータ当たり1
00nsなので67×100ns=6700nsの処理
時間で処理が可能になる。つまり、フェイルデータ圧縮
部13を設けたことにより8000nsの時間内で処理
しなければならないフェイルデータを6700nsで処
理可能になり、処理が十分に間に合うことになる。
内のFIFOメモリの深さ(格納できるデータの数の大
きさ)について言及していない。それは、発生するフェ
イル数が多いとFIFOメモリの深さを大きくしてもD
RAMに格納する速度によってバンク数が決まるからで
ある。また、バタフライ・パターン以外のセル間干渉系
試験パターンでは、例えば、図12のギャロッピング・
パターンでは、近接した6テストサイクルの間に同一ア
ドレスでのアクセスが入り、図13のピンポン・パター
ンでは、近接した4テストサイクルの間に同一アドレス
でのアクセスが入るので、フェイルデータ圧縮部で圧縮
する近接テストサイクル数を大きく設定する必要はな
い。
縮部13を設けたことによりDRAMメモリバンク部を
2追加する必要は無くなるので、DRAMメモリバンク
部の最少必要数でもセル間干渉試験パターンでのフェイ
ルデータの格納を可能にするので、不良解析メモリが約
2割大型化するのを防ぐことが可能になる。
説明するためのブロック図。
データ圧縮部の構成を説明するためのブロック図。
るための波形図。
するための波形図。
配制御部の構成を説明するためのブロック図。
ンク部の構成を説明するためのブロック図。
パターンの1つを説明するための図。
て試験を行なった場合に発生し得るフェイル回数とフェ
イルデータ圧縮動作の関係を説明するための図。
て試験を行なった場合に発生し得るフェイル回数とフェ
イル発生時間、フェイル圧縮数との間の関係を説明する
ための図。
のブロック図。
トパターンの1例を説明するための図。
トパターンの他の例を説明するための図。
トパターンの更に他の例を説明するための図。
Claims (4)
- 【請求項1】 被試験メモリのフェイルデータを格納す
る不良解析メモリに記憶保持動作を必要とするメモリ
(以下DRAMと称する)を使用したDRAM化不良解
析メモリを搭載したメモリ試験装置において、 A.被試験メモリの試験を行なう基準クロックとは別に
DRAMを動作させるためのクロックを発生させるDR
AMクロック発生部と、 B.上記DRAMの記憶保持のために一定時間毎にリフ
レッシュリクエスト信号を発生するタイマと、 C.パターン発生器が出力するアドレス信号の中から使
用するDRAMのロウ及びカラムアドレスの構成に合せ
てロウ・カラムアドレスを取り出すアドレス選択部と、 D.このアドレス選択部により選択したロウ及びカラム
アドレスと論理比較器からのフェイルデータを上記DR
AMクロック発生部から出力されるクロックのタイミン
グに同期化させる同期化回路部と、 E.この同期化回路部から出力されるロウ・カラムアド
レス信号とフェイルデータの中から、同一のアドレスで
近接して発生したフェイルデータを1つのフェイルデー
タに圧縮するフェイルデータ圧縮部と、 F.フェイルデータを格納するメモリバンク部を複数の
DRAMのメモリブロックで構成し、これらを制御して
インタリーブ動作させるデータ分配制御部と、によって
構成したことを特徴とするメモリ試験装置。 - 【請求項2】 請求項1記載のメモリ試験装置において
フェイルデータ圧縮部は、 フェイルが発生したロウ及びカラムアドレス信号と、フ
ェイルデータと、フェイルの発生を表わすフェイルスト
アフラグとをクロックに同期して次段のレジスタに伝達
するパイプライン構造とされ、このパイプラインの終段
にストアされたアドレス信号と前段の各段にストアされ
たアドレス信号とを比較する複数のアドレス比較器と、 各アドレス比較器で終段にストアされたアドレスと同一
アドレスが検出される毎に、同一アドレスのフェイルデ
ータの論理和をとるオアゲートと、 同一アドレスが検出された段の上記フェイルストアフラ
グを次段に伝達することを阻止するゲートと、によって
構成したことを特徴とするメモリ試験装置。 - 【請求項3】 請求項1記載のメモリ試験装置において
データ分配制御部はフェイルデータと共に送られて来る
アドレス信号の中のロウアドレス信号を上記DRAMク
ロック発生部がクロックを出力する毎に記憶するロウア
ドレス記憶器と、 フェイルデータを格納するメモリバンク部毎に対応して
設けられ、メモリバンク部が書き込み動作を終了する毎
に出力する終了信号によって待機状態に制御される複数
のフラグレジスタと、 この複数のフラグレジスタのそれぞれが待機状態である
ことと、優先順位に従って常に1個だけ開の状態に制御
される複数のゲートと、 この複数のゲートの中の開に制御されたゲートを通じて
クロックが与えられ、上記ロウアドレス信号を取り込む
ロウアドレスレジスタと、 このロウアドレスレジスタに取り込んだロウアドレスと
上記ロウアドレス記憶器に記憶したロウアドレスとを比
較する複数のアドレス比較器と、 これら複数のアドレス比較器の一致出力と上記フェイル
データ圧縮部が出力するフェイルストアフラグにより複
数のメモリバンク部の何れか一つに書き込み制御信号を
与えるゲートと、によって構成したことを特徴とするメ
モリ試験装置。 - 【請求項4】 請求項1記載のメモリ試験装置におい
て、DRAMによって構成した複数のメモリバンク部
は、 フェイルが発生したアドレスのロウアドレスを取り込む
ロウアドレスレジスタと、 フェイルが発生したアドレスのカラムアドレスとフェイ
ルデータを取り込むファーストイン・ファーストアウト
メモリと、 上記データ分配制御部が出力する書き込み制御信号によ
って上記ロウアドレス及びファーストイン・ファースト
アウトメモリにデータの取り込み指令を与える制御及び
上記ファーストイン・ファーストアウトメモリ内のデー
タの数を記憶するカウンタの制御を行なう制御部と、 上記ロウアドレスレジスタに取り込んだロウアドレス
と、上記ファーストイン・ファーストアウトメモリに取
り込んだカラムアドレスとによってDRAMメモリ部を
アクセスし、ファーストイン・ファーストアウトメモリ
に取り込んだフェイルデータを書き込む制御を行なうD
RAMコントローラと、によって構成したことを特徴と
するメモリ試験装置。
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