JPS6326420B2 - - Google Patents
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- JPS6326420B2 JPS6326420B2 JP59159428A JP15942884A JPS6326420B2 JP S6326420 B2 JPS6326420 B2 JP S6326420B2 JP 59159428 A JP59159428 A JP 59159428A JP 15942884 A JP15942884 A JP 15942884A JP S6326420 B2 JPS6326420 B2 JP S6326420B2
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- JP
- Japan
- Prior art keywords
- memory
- bit
- chip
- row
- decoder
- Prior art date
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Links
- 238000003491 array Methods 0.000 description 7
- 210000000352 storage cell Anatomy 0.000 description 5
- 239000011159 matrix material Substances 0.000 description 4
- 210000004027 cell Anatomy 0.000 description 2
- 238000006243 chemical reaction Methods 0.000 description 2
- 238000006467 substitution reaction Methods 0.000 description 2
- 230000002950 deficient Effects 0.000 description 1
- 238000001514 detection method Methods 0.000 description 1
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 1
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 1
- 238000012986 modification Methods 0.000 description 1
- 230000004048 modification Effects 0.000 description 1
Classifications
-
- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11C—STATIC STORES
- G11C29/00—Checking stores for correct operation ; Subsequent repair; Testing stores during standby or offline operation
- G11C29/70—Masking faults in memories by using spares or by reconfiguring
-
- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11C—STATIC STORES
- G11C29/00—Checking stores for correct operation ; Subsequent repair; Testing stores during standby or offline operation
- G11C29/70—Masking faults in memories by using spares or by reconfiguring
- G11C29/88—Masking faults in memories by using spares or by reconfiguring with partially good memories
Landscapes
- Techniques For Improving Reliability Of Storages (AREA)
- For Increasing The Reliability Of Semiconductor Memories (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】
[産業上の利用分野]
本発明は訂正不能エラーを有するワードを、エ
ラー訂正コードで訂正できるワードに変換してメ
モリのデータを保護するようなメモリシステムに
関する。
ラー訂正コードで訂正できるワードに変換してメ
モリのデータを保護するようなメモリシステムに
関する。
[従来技術]
1982年3月29日付米国特許出願第362925号にお
いては、メモリアドレスレジスタが、ワードの全
てのビツト位置に各々対応する複数のデコーダへ
同じ論理アドレスを供給することによつて、1つ
のメモリワードをアクセスする。しかしながら特
定のどこかのビツト位置に関するデコーダへ実際
に供給されるアドレスが、論理回路による変更の
結果、メモリアドレスレジスタの供給する論理ア
ドレスと異なる場合もある。この論理回路は置換
論理と呼ばれる。置換論理によつて、1つのメモ
リワードは、メモリアドレスレジスタの供給する
論理アドレスと異なる多数の物理アドレスのとこ
ろに所在する記憶セルで構成することができる。
いては、メモリアドレスレジスタが、ワードの全
てのビツト位置に各々対応する複数のデコーダへ
同じ論理アドレスを供給することによつて、1つ
のメモリワードをアクセスする。しかしながら特
定のどこかのビツト位置に関するデコーダへ実際
に供給されるアドレスが、論理回路による変更の
結果、メモリアドレスレジスタの供給する論理ア
ドレスと異なる場合もある。この論理回路は置換
論理と呼ばれる。置換論理によつて、1つのメモ
リワードは、メモリアドレスレジスタの供給する
論理アドレスと異なる多数の物理アドレスのとこ
ろに所在する記憶セルで構成することができる。
前記米国特許出願においては、メモリのコード
ワードの各ビツト位置に対応するメモリアレイは
(またはメモリチツプ)は各自のチツプ行デコー
ダを介してアクセスされる。これは、コードワー
ドのどこかのビツト位置に存する2以上の障害ビ
ツトに起因する訂正可能なエラーをアレイの論理
アドレスをスワツプすることによつてなくすこと
ができるようにするためである。このようなメモ
リ構成はエラー訂正の観点からみれば望ましいも
のである。ところでこのようなメモリ構成におい
て、コードワードの複数のビツト位置に対応する
複数のアレイごとに1つのチツプ行デコーダでア
クセスさせればコスト的に有理になるであろう。
たとえば、39個のビツト位置を有するコードワー
ドのメモリアレイの行を39個のチツプ行デコーダ
にアクセスさせる代わりに、3つのデコーダが39
個のビツト位置のうちの13個をそれぞれアクセス
する。しかしながら、前記米国特許出願の置換装
置をこのような構成にすると、異なるデコーダを
介してアクセスされるビツト位置の障害の配列か
ら生ずる訂正不能エラーはなくすことができる
が、同じデコーダを介してアクセスされるビツト
位置に発生する障害から生じるエラーをなくすこ
とはできない。
ワードの各ビツト位置に対応するメモリアレイは
(またはメモリチツプ)は各自のチツプ行デコー
ダを介してアクセスされる。これは、コードワー
ドのどこかのビツト位置に存する2以上の障害ビ
ツトに起因する訂正可能なエラーをアレイの論理
アドレスをスワツプすることによつてなくすこと
ができるようにするためである。このようなメモ
リ構成はエラー訂正の観点からみれば望ましいも
のである。ところでこのようなメモリ構成におい
て、コードワードの複数のビツト位置に対応する
複数のアレイごとに1つのチツプ行デコーダでア
クセスさせればコスト的に有理になるであろう。
たとえば、39個のビツト位置を有するコードワー
ドのメモリアレイの行を39個のチツプ行デコーダ
にアクセスさせる代わりに、3つのデコーダが39
個のビツト位置のうちの13個をそれぞれアクセス
する。しかしながら、前記米国特許出願の置換装
置をこのような構成にすると、異なるデコーダを
介してアクセスされるビツト位置の障害の配列か
ら生ずる訂正不能エラーはなくすことができる
が、同じデコーダを介してアクセスされるビツト
位置に発生する障害から生じるエラーをなくすこ
とはできない。
1982年5月24日付の米国特許出願第381266号に
示されるシステムでは、複数のビツト位置に対し
てnビツトデコーダを単一ビツトデコーダと多重
ビツトデコーダとに分けることによつて、同じデ
コーダに関する障害ビツト問題が処理される。以
下これを簡単に説明する。メモリアレイのマトリ
ツクスは各々の行が2段構成になつている(した
がつてl行×m列のマトリツクスの場合、メモリ
アレイの個数は2lmである)。このような構成に
おいて(n−1)ビツトで行を選択し、その行の
各ビツト位置のところの2つのメモリアレイ(各
行は2段構成になつているのでそこにはメモリア
レイが2つ存在する)のうちいずれを選択するか
は、残りの1ビツトを用いて行われる。
示されるシステムでは、複数のビツト位置に対し
てnビツトデコーダを単一ビツトデコーダと多重
ビツトデコーダとに分けることによつて、同じデ
コーダに関する障害ビツト問題が処理される。以
下これを簡単に説明する。メモリアレイのマトリ
ツクスは各々の行が2段構成になつている(した
がつてl行×m列のマトリツクスの場合、メモリ
アレイの個数は2lmである)。このような構成に
おいて(n−1)ビツトで行を選択し、その行の
各ビツト位置のところの2つのメモリアレイ(各
行は2段構成になつているのでそこにはメモリア
レイが2つ存在する)のうちいずれを選択するか
は、残りの1ビツトを用いて行われる。
このメモリシステムにおいては、2組の変換制
御ビツトを用いて障害の分散が行われる。このメ
モリシステムでは行置換論理の他に、単一ビツト
デコーダに関連する単一ビツト変換論理を用い
て、同じチツプ行デコーダによつてアクセスされ
る複数のビツト位置のところの異なるメモリアレ
イに散在する障害を置換する。すなわち、この単
一ビツト変換論理が、同じ行選択アドレスでアク
セスされる各ビツト位置のところの2つのメモリ
アレイの論理アドレスをスワツプする。1つの訂
正可能エラーを除去するために2つのメモリアレ
イがいつたんスワツプされてしまえば、既に分散
された訂正不能エラーを除去するために最初に他
のビツト位置のところのメモリアレイをスワツプ
するのでなければ、単一変換ビツトを訂正不能エ
ラー除去のために再び用いることはできない。
御ビツトを用いて障害の分散が行われる。このメ
モリシステムでは行置換論理の他に、単一ビツト
デコーダに関連する単一ビツト変換論理を用い
て、同じチツプ行デコーダによつてアクセスされ
る複数のビツト位置のところの異なるメモリアレ
イに散在する障害を置換する。すなわち、この単
一ビツト変換論理が、同じ行選択アドレスでアク
セスされる各ビツト位置のところの2つのメモリ
アレイの論理アドレスをスワツプする。1つの訂
正可能エラーを除去するために2つのメモリアレ
イがいつたんスワツプされてしまえば、既に分散
された訂正不能エラーを除去するために最初に他
のビツト位置のところのメモリアレイをスワツプ
するのでなければ、単一変換ビツトを訂正不能エ
ラー除去のために再び用いることはできない。
[発明が解決しようとする問題点]
以上説明したようにメモリアレイのマトリツク
スにおいて、各ビツト位置ごとに(すなわちマト
リツクスの各列ごとに)行デコーダを設けて各ビ
ツト位置におけるメモリアレイの行を選択できる
ようなメモリ構成はエラー訂正の観点からは都合
が良いのであるが、このような構成はコストがか
かる。そこで複数のビツト位置ごとに行デコーダ
を設けて複数のビツト位置ごとにメモリアレイの
行を選択するように構成すればコスト的には有利
になる。しかしながら、これは反面、同じ行デコ
ーダを介してアクセスされるデータに訂正不能エ
ラーが発生した場合はこれを除去することができ
ないという新たな問題を生ずることになる。前記
1982年5月24日付の米国特許出願第381266号は、
この同じ行デコーダによる障害問題を処理するこ
とができるが、メモリアレイを2重に設けている
のでその構造および制御は複雑である。
スにおいて、各ビツト位置ごとに(すなわちマト
リツクスの各列ごとに)行デコーダを設けて各ビ
ツト位置におけるメモリアレイの行を選択できる
ようなメモリ構成はエラー訂正の観点からは都合
が良いのであるが、このような構成はコストがか
かる。そこで複数のビツト位置ごとに行デコーダ
を設けて複数のビツト位置ごとにメモリアレイの
行を選択するように構成すればコスト的には有利
になる。しかしながら、これは反面、同じ行デコ
ーダを介してアクセスされるデータに訂正不能エ
ラーが発生した場合はこれを除去することができ
ないという新たな問題を生ずることになる。前記
1982年5月24日付の米国特許出願第381266号は、
この同じ行デコーダによる障害問題を処理するこ
とができるが、メモリアレイを2重に設けている
のでその構造および制御は複雑である。
したがつて本発明の目的は、ビツト置換機構と
予備メモリ機構とが共働して訂正不能エラーを容
易に除去できる再構成可能なメモリシステムを提
供することにある。
予備メモリ機構とが共働して訂正不能エラーを容
易に除去できる再構成可能なメモリシステムを提
供することにある。
[問題点を解決するための手段]
本発明は、ワードを構成するn個のデータビツ
トが各々異なつたメモリアレイに対応しており、
該メモリアレイはn個より少ないデコーダでアク
セスされ、訂正不能エラー条件の原因となる障害
ビツトを分散するためにメモリシステムの供給す
る論理アドレスを変更する置換手段をデコーダご
とに含むメモリシステムにおいて、 メモリシステム中の任意のメモリアレイの代用
となる予備メモリアレイ手段と、 同じデコーダによつて障害データビツトがアク
セスされたために訂正不能エラー条件が発生した
ときに、メモリシステムの供給する論理アドレス
と不良メモリ場所のアドレスとを比較して、該不
良メモリ場所を含むメモリアレイを前記予備メモ
リアレイ手段で代用させるための論理手段と、 を有することを特徴とするメモリシステムであ
る。
トが各々異なつたメモリアレイに対応しており、
該メモリアレイはn個より少ないデコーダでアク
セスされ、訂正不能エラー条件の原因となる障害
ビツトを分散するためにメモリシステムの供給す
る論理アドレスを変更する置換手段をデコーダご
とに含むメモリシステムにおいて、 メモリシステム中の任意のメモリアレイの代用
となる予備メモリアレイ手段と、 同じデコーダによつて障害データビツトがアク
セスされたために訂正不能エラー条件が発生した
ときに、メモリシステムの供給する論理アドレス
と不良メモリ場所のアドレスとを比較して、該不
良メモリ場所を含むメモリアレイを前記予備メモ
リアレイ手段で代用させるための論理手段と、 を有することを特徴とするメモリシステムであ
る。
したがつて本発明のメモリシステムは、異なつ
たデコーダのところで発生する訂正不能エラー条
件だけでなく同じデコーダのところで発生する訂
正不能エラー条件も除去できる。
たデコーダのところで発生する訂正不能エラー条
件だけでなく同じデコーダのところで発生する訂
正不能エラー条件も除去できる。
[実施例]
図を参照して実施例を説明する。32個のデータ
ビツトおよび7個のチエツクビツトで構成される
コードワードを記憶するためのメモリの各ビツト
位置の記憶セル10は、3つの行デコーダ12に
よつてアクセスされる(簡単のため1つは図示せ
ず;12b)。行デコーダはメモリのビツト位置
13個分に対してチツプ選択信号をそれぞれ供給す
る。行デコーダから供給されるチツプ選択信号は
1行分のチツプ16を選択する。チツプ16は4
ビツト×4ビツトのアレイである。アレイの各ビ
ツト(すなわち記憶セル10)は1本のワード線
と1本のビツト線との交点のところに位置する。
ビツトおよび7個のチエツクビツトで構成される
コードワードを記憶するためのメモリの各ビツト
位置の記憶セル10は、3つの行デコーダ12に
よつてアクセスされる(簡単のため1つは図示せ
ず;12b)。行デコーダはメモリのビツト位置
13個分に対してチツプ選択信号をそれぞれ供給す
る。行デコーダから供給されるチツプ選択信号は
1行分のチツプ16を選択する。チツプ16は4
ビツト×4ビツトのアレイである。アレイの各ビ
ツト(すなわち記憶セル10)は1本のワード線
と1本のビツト線との交点のところに位置する。
ワードデコーダ22およびビツトデコーダ24
はチツプ16をアクセスする。ワードデコーダ2
2およびビツトデコーダ24はメモリアドレスレ
ジスタ(図示せず)からアドレスビツトW0およ
びW1、ならびにB0およびB1をそれぞれ受け取
る。行デコーダ12は排他的OR回路30および
32の出力である2つのアドレスビツトC0′お
よびC1′を受け取る。排他的OR回路30およ
び32はメモリアドレスレジスタからのアドレス
ビツトC0およびC1と、シフトレジスタのステ
ージ34およびステージ36からのビツトZ0お
よびZ1と、を受け取る。したがつてZ0および
Z1がいずれもゼロのときは、行デコーダ12
は、チツプ選択信号を供給することによつて、メ
モリアドレスレジスタの要求する物理アドレスの
ところのチツプをアクセスする。シフトレジスタ
のZ0およびZ1の2進値の組合せがこれ以外の
ものであるときは(すなわち01,10,11のとき)、
その行デコーダ12は、他の3つの物理アドレス
のうちの1つのところのチツプをアクセスするこ
とになる。
はチツプ16をアクセスする。ワードデコーダ2
2およびビツトデコーダ24はメモリアドレスレ
ジスタ(図示せず)からアドレスビツトW0およ
びW1、ならびにB0およびB1をそれぞれ受け取
る。行デコーダ12は排他的OR回路30および
32の出力である2つのアドレスビツトC0′お
よびC1′を受け取る。排他的OR回路30およ
び32はメモリアドレスレジスタからのアドレス
ビツトC0およびC1と、シフトレジスタのステ
ージ34およびステージ36からのビツトZ0お
よびZ1と、を受け取る。したがつてZ0および
Z1がいずれもゼロのときは、行デコーダ12
は、チツプ選択信号を供給することによつて、メ
モリアドレスレジスタの要求する物理アドレスの
ところのチツプをアクセスする。シフトレジスタ
のZ0およびZ1の2進値の組合せがこれ以外の
ものであるときは(すなわち01,10,11のとき)、
その行デコーダ12は、他の3つの物理アドレス
のうちの1つのところのチツプをアクセスするこ
とになる。
これまでの説明を要約する。メモリアドレスレ
ジスタは同じ6つのアドレスビツトC0,C1;
W0,W1;B0,B1を送出する。アドレスビツト
W0,W1;B0,B1は各々のチツプ16において
同じ記憶セル10をアクセスする。アドレスビツ
トC0,C1は排他的OR回路30および32へ
それぞれ供給されて、そこでZ0およびZ1とそ
れぞれ排他的ORされる。こうして変更されたア
ドレスビツトC0′,C1′が生成される。変更さ
れたアドレスビツトC0′,C1′は、アクセスさ
れるワードのビツトB1ないしB39のうちの1
つとして読み取るべき、各ビツト位置に対応する
4つのチツプのうちの1つのチツプの出力を選択
する。Z0およびZ1がいずれもゼロのときは、
選択されるビツトは、メモリの全てのビツト位置
に対して、メモリアドレスレジスタの指定するの
と同じチツプの同じ記憶セルのところにある。Z
0およびZ1の2進値の組合せがこれ以外のもの
であるときは(すなわち01,10,11のとき)、選
択されるビツトは、そのデコーダでアクセスされ
る13個のビツト位置については、メモリアドレス
レジスタの指定するのとは別のチツプの同じ記憶
セルのところにある。
ジスタは同じ6つのアドレスビツトC0,C1;
W0,W1;B0,B1を送出する。アドレスビツト
W0,W1;B0,B1は各々のチツプ16において
同じ記憶セル10をアクセスする。アドレスビツ
トC0,C1は排他的OR回路30および32へ
それぞれ供給されて、そこでZ0およびZ1とそ
れぞれ排他的ORされる。こうして変更されたア
ドレスビツトC0′,C1′が生成される。変更さ
れたアドレスビツトC0′,C1′は、アクセスさ
れるワードのビツトB1ないしB39のうちの1
つとして読み取るべき、各ビツト位置に対応する
4つのチツプのうちの1つのチツプの出力を選択
する。Z0およびZ1がいずれもゼロのときは、
選択されるビツトは、メモリの全てのビツト位置
に対して、メモリアドレスレジスタの指定するの
と同じチツプの同じ記憶セルのところにある。Z
0およびZ1の2進値の組合せがこれ以外のもの
であるときは(すなわち01,10,11のとき)、選
択されるビツトは、そのデコーダでアクセスされ
る13個のビツト位置については、メモリアドレス
レジスタの指定するのとは別のチツプの同じ記憶
セルのところにある。
メモリが単一エラー訂正/2重エラー検出
(SEC/DED)コードが保護されているものとす
る。ここで、チツプ行00のワードの2番目と28番
目のビツト位置に障害が存在するために訂正不能
エラーが生ずると仮哉する。もしチツプ行01のワ
ードの2番目のビツト位置の同じアドレスW0,
W1;B0,B1で指定されるところに障害がなけれ
ば、行デコーダ12a用のシフトレジスタはZ0
が1、Z1がゼロとなつて、チツプ行00とチツプ
行01をスワツプすることができる。これはZ0=
1およびZ1=0の組合せによりビツト位置B1
なおしB13のところのチツプ行00とチツプ行01
の論理アドレスが変更されるためである。検出さ
れた訂正不能エラー条件は以上のようにして除去
されて、この変更により新たに訂正不能エラー条
件が発生しない限り、スワツプされた2つのワー
ドに残つているのは単一ビツトエラーだけである
からこれは訂正可能である。
(SEC/DED)コードが保護されているものとす
る。ここで、チツプ行00のワードの2番目と28番
目のビツト位置に障害が存在するために訂正不能
エラーが生ずると仮哉する。もしチツプ行01のワ
ードの2番目のビツト位置の同じアドレスW0,
W1;B0,B1で指定されるところに障害がなけれ
ば、行デコーダ12a用のシフトレジスタはZ0
が1、Z1がゼロとなつて、チツプ行00とチツプ
行01をスワツプすることができる。これはZ0=
1およびZ1=0の組合せによりビツト位置B1
なおしB13のところのチツプ行00とチツプ行01
の論理アドレスが変更されるためである。検出さ
れた訂正不能エラー条件は以上のようにして除去
されて、この変更により新たに訂正不能エラー条
件が発生しない限り、スワツプされた2つのワー
ドに残つているのは単一ビツトエラーだけである
からこれは訂正可能である。
ところでワードのビツト位置B2とB13にビ
ツト障害が存在するときは、これら2つのビツト
位置は同じ行デコーダ12aによつてアクセスさ
れるものであるので、上記のような訂正動作はで
きない。というのは、論理アドレスを変更して
も、訂正不能エラーの場所が入れ替わるだけで、
この訂正不能エラーを2つの訂正可能な単一ビツ
トエラーに変更できるわけではないからである。
そこで、2つの障害チツプが同じ行デコーダを介
してアクセスされるため訂正不能エラーが生ずる
ときは、本発明に従つて、適当な障害チツプを予
備チツプ40で代用する。このために、8ビツト
のシフトレジスタ38が、この代替を行うための
信号を受け取る。シフトレジスタ38の第1のビ
ツトR0は予備チツプ40が使用されるかどうか
を決定する。R0がゼロのときは、予備チツプ4
0は、シフトレジスタ38の他のビツトの内容に
関係なく待機モードのままである。R0が1のと
きは、次の2ビツトR1およびR2が、予備チツ
プ40の入れ替わるべきチツプの行を決定する。
たとえばR1およびR2がいずれもゼロの場合
は、入れ替わるべき行はチツプ行00であり、R1
がゼロでR2が1のときは、チツプ行01(以下同
様)である。この代替は、シフトレジスタ38の
R1およびR2と行アドレスC0およびC1を比
較器42で比較することによつて達成される。一
致が検出されると、比較器42の出力は予備チツ
プ40のチツプ選択入力へ送られて、予備チツプ
40を活動化する。ビツト位置の選択はシフトレ
ジスタ38の残りのステージR3ないしR8のデ
ータで決定される。シフトレジスタ38のR3な
いしR8はデコーダ44へ入力される。デコーダ
44は比較器42の一致出力で活動化される。デ
コーダ44はシフトレジスタ38から6ビツトの
入力R3ないしR8を受け取り、その6ビツトの
組合せに応じて、自身の39組の出力ラインの1組
を活動化する。
ツト障害が存在するときは、これら2つのビツト
位置は同じ行デコーダ12aによつてアクセスさ
れるものであるので、上記のような訂正動作はで
きない。というのは、論理アドレスを変更して
も、訂正不能エラーの場所が入れ替わるだけで、
この訂正不能エラーを2つの訂正可能な単一ビツ
トエラーに変更できるわけではないからである。
そこで、2つの障害チツプが同じ行デコーダを介
してアクセスされるため訂正不能エラーが生ずる
ときは、本発明に従つて、適当な障害チツプを予
備チツプ40で代用する。このために、8ビツト
のシフトレジスタ38が、この代替を行うための
信号を受け取る。シフトレジスタ38の第1のビ
ツトR0は予備チツプ40が使用されるかどうか
を決定する。R0がゼロのときは、予備チツプ4
0は、シフトレジスタ38の他のビツトの内容に
関係なく待機モードのままである。R0が1のと
きは、次の2ビツトR1およびR2が、予備チツ
プ40の入れ替わるべきチツプの行を決定する。
たとえばR1およびR2がいずれもゼロの場合
は、入れ替わるべき行はチツプ行00であり、R1
がゼロでR2が1のときは、チツプ行01(以下同
様)である。この代替は、シフトレジスタ38の
R1およびR2と行アドレスC0およびC1を比
較器42で比較することによつて達成される。一
致が検出されると、比較器42の出力は予備チツ
プ40のチツプ選択入力へ送られて、予備チツプ
40を活動化する。ビツト位置の選択はシフトレ
ジスタ38の残りのステージR3ないしR8のデ
ータで決定される。シフトレジスタ38のR3な
いしR8はデコーダ44へ入力される。デコーダ
44は比較器42の一致出力で活動化される。デ
コーダ44はシフトレジスタ38から6ビツトの
入力R3ないしR8を受け取り、その6ビツトの
組合せに応じて、自身の39組の出力ラインの1組
を活動化する。
論理回路46は、ビツト位置B1ないしB39
の各々のところのビツト線を介してチツプ16を
アクセスするかまたは予備チツプ40をアクセス
するかを制御する。デコーダ44の出力ラインが
全て非活動化されているときは、論理回路46
は、チツプ16からのビツト線50を出力ビツト
線B1ないしB39に接続する。しかしながら、
デコーダ44のいずれかのビツト位置のところに
対応する出力ラインが“1”で活動化されている
ときは、ANDゲート52ないし58はそのビツ
ト位置のところのビツト線50は選択せず、予備
チツプ40のビツト線60を代わりに用いる。
の各々のところのビツト線を介してチツプ16を
アクセスするかまたは予備チツプ40をアクセス
するかを制御する。デコーダ44の出力ラインが
全て非活動化されているときは、論理回路46
は、チツプ16からのビツト線50を出力ビツト
線B1ないしB39に接続する。しかしながら、
デコーダ44のいずれかのビツト位置のところに
対応する出力ラインが“1”で活動化されている
ときは、ANDゲート52ないし58はそのビツ
ト位置のところのビツト線50は選択せず、予備
チツプ40のビツト線60を代わりに用いる。
これまでの説明からわかるように、3つの行デ
コーダで可用となる39個のビツト位置の任意の1
個を予備チツプ40で容易に代用することができ
る。もちろん必要ならば、2以上の予備チツプを
設けてもよい。また説明の簡単のため各チツプは
4ビツト×4ビツトのアレイとして図示してある
が、実際には、各チツプはさらに多くの記憶セル
を含む。
コーダで可用となる39個のビツト位置の任意の1
個を予備チツプ40で容易に代用することができ
る。もちろん必要ならば、2以上の予備チツプを
設けてもよい。また説明の簡単のため各チツプは
4ビツト×4ビツトのアレイとして図示してある
が、実際には、各チツプはさらに多くの記憶セル
を含む。
[発明の効果]
本発明によれば、予備チツプと簡単な論理手段
を設けるだけで、同じデコーダのところで発生す
る訂正不能エラー条件を容易に除去することがで
きるので、再構成可能なメモリシステムを低価格
で実現することができる。
を設けるだけで、同じデコーダのところで発生す
る訂正不能エラー条件を容易に除去することがで
きるので、再構成可能なメモリシステムを低価格
で実現することができる。
図は本発明の実施例を示すブロツク図である。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 1 ワードを構成するn個のデータビツトが各々
異なつたメモリアレイに対応しており、該メモリ
アレイはn個より少ないデコーダでアクセスさ
れ、訂正不能エラー条件の原因となる障害データ
ビツトを分散するためにメモリシステムの供給す
る論理アドレスを変更する置換手段を上記デコー
ダごとに含むメモリシステムにおいて、 メモリシステム中の任意のメモリアレイの代用
となる予備メモリアレイ手段と、 同じデコーダによつて障害データビツトがアク
セスされたため訂正不能エラー条件が発生したと
きに、メモリシステムの供給する論理アドレスと
不良メモリ場所のアドレスとを比較して、該不良
メモリ場所を含むメモリアレイを前記予備メモリ
アレイ手段で代用させるための論理手段と、 を有することを特徴とするメモリシステム。
Applications Claiming Priority (2)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
US06/528,718 US4584682A (en) | 1983-09-02 | 1983-09-02 | Reconfigurable memory using both address permutation and spare memory elements |
US528718 | 1990-05-24 |
Publications (2)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPS6061848A JPS6061848A (ja) | 1985-04-09 |
JPS6326420B2 true JPS6326420B2 (ja) | 1988-05-30 |
Family
ID=24106861
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP59159428A Granted JPS6061848A (ja) | 1983-09-02 | 1984-07-31 | メモリシステム |
Country Status (4)
Country | Link |
---|---|
US (1) | US4584682A (ja) |
EP (1) | EP0135780B1 (ja) |
JP (1) | JPS6061848A (ja) |
DE (1) | DE3481350D1 (ja) |
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Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
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-
1983
- 1983-09-02 US US06/528,718 patent/US4584682A/en not_active Expired - Lifetime
-
1984
- 1984-07-31 JP JP59159428A patent/JPS6061848A/ja active Granted
- 1984-08-17 EP EP84109778A patent/EP0135780B1/en not_active Expired
- 1984-08-17 DE DE8484109778T patent/DE3481350D1/de not_active Expired - Fee Related
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Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
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JPH01150110U (ja) * | 1988-04-01 | 1989-10-17 |
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---|---|
EP0135780A2 (en) | 1985-04-03 |
DE3481350D1 (de) | 1990-03-15 |
EP0135780B1 (en) | 1990-02-07 |
US4584682A (en) | 1986-04-22 |
JPS6061848A (ja) | 1985-04-09 |
EP0135780A3 (en) | 1988-01-07 |
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