Author: Огнев И.В.   Сарычев К.Ф.  

Tags: компьютерные технологии   языки программирования   трансляторы   электротехника   информационные технологии   цифровая электроника   компью   запоминающие устройства  

ISBN: 5-256-00157-4

Year: 1988

Similar

Устройства функциональной электроники и электрорадиоэлементов

Расчет элементов цифровых устройств

Курс цифровой электроники Т.3

Электроника.

Text 
                    И.В.ОГНЕВ
К. Ф. САРЫЦЕВ
НАДЕЖНОСТЬ
ЗАПОМИНАЮЩИХ
УСТРОЙСТВ, •
®
М ОСКВА
« РАДИО И СВЯ'ЗЬ»
1 988


ББК 32.973.2
0-38
УДК 681.3.07.62-192
Огнев И. В., Сарычев К. Ф.
0-38 Надежность запоминающих устройств. - М.: Радио
,И •ОВЯ:ЗЬ, }988. -
224 IC. : И.Л.
ISBN 5-256-00157-4.
Рассмотрены показатели надежности запоминающих устройств .(ЗУ) и их
·расчет, исследованы отказы ЗУ. Большое внимание уделено структурным
·и параметрическим методам повышения надежности ЗУ, оценке их эффек­
·тивности и практич~ской реализации. Рассмотрены методы и средства функ­
ционального контроля, диагностики и испытаний ЗУ.
Для инженерно-технических работников, связанных с созданием и экс­
плуатацией вычислительной техники, устройств автоматики, радиолокации.
связи .
.
.
о 2405000000-079
.
-- -- -- 146-88
'°46(01)-88
Рецензенты: докт. техн. наук проф. Б. Н. Фай зу лае в;
кандидатытехн.наук А. Б. Акинфиев,
Г. Д. Софийский, М. Х. Булатов,
В. Д. Глушков; Г. С. Щучкин
Редакция литературы по вычислительной технике
Производственное издание
ОГНЕВ ИВАН ВАСИЛЬЕВИЧ
САРЫЧЕВ КОНСТАНТИН ФЕДОРОВИЧ
НАДЕЖНОСТЬ ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОЙСТВ
ББК 32.973.2
Заведующая редакцией Г. И. Козырева. Редактор Т. М. Бердuчевская.
Художественный редактор Н. С. Шеин. Переплет художника В. В. Третьякова.
Технический редактор Т. Н. Зыкина.
Корректор Л. А. Буданцева
ИБ .N'o 1432
Сдано в набор 14.09.87
Т-05074 Формат 60X90f/16 Бумага кн . -журн . No 2
Усл. печ. л. 14,0
Усл. кр.-отт. 14,375
Изд. No 21 -692
Зак. No 156
Цена 80 к.
Подписано в печать 10.02.88
Гарнитура литературная Печать высокая
Уч . -изд. л. 15,86
Тираж 12 ООО экз.
Издательство «Радио и связь». 101000 Москва, Почтамт, а/я 693
Московская типография N'o 5 ВГО «Союзучетиздат». 101000 Москва, ул. Кирова, д. 40
ISBN 5-256-00157-4
© Издательство «Радио и связь» , 1988


ПРЕДИСЛОВИЕ
Вычислительная техника в настоящее время используется чрез·d
вычайно широко: от космических аппаратов и автоматизирован­
ных производств до изделий бытовой техники. Большое распро­
странение ЭВМ остро поставило вопрос обеспечения их высокой
надежности.
•Так как значительный объем аппаратных средств ЭВМ состав­
ляют запоминающие устройства (ЗУ), от надежности ЗУ в зна­
чительной степени зависит и надежность ЭВМ в целом. Совре­
ме.нныiМ ЭВМ требуются ЗУ очень ,большой ем1ко1сти, со:стоящие 1из
большого числа элементов, причем в основе работы элементов
ЗУ зачастую лежат разные физические принципы . Поэтому дл:я:
анализа и повышения надежности ЗУ используются различные
методы современной теории надежности .
В предлагаемой вниманию читателя книге последовательно,
рассматриваются: причины и виды отказов современных типов
ЗУ; методы расчета показателей надежности запоминающих уст­
ройств как нерезервированных, так и использующих информаци­
онное и структурное резервирование; методы обнаружения отка,­
завших элементов и коррекции ошибок в ЗУ; структурные методы
повышения безотказности и контролепригодности запоминающи х
устройств, а также расчетные и экспериментальные методы опреd
деления параметрической надежности ЗУ.
В книге подробно рассмотрен ряд сравнительно недавно вве­
денных в практику проектирования ЗУ методов обеспечения их
надежности: использование кодов, исправляющих одноразрядные
и обнаруживающих двухразрядные и пакетные ошибки, кодов
БЧХ, кодов Рида - Соломона и модификаций кодов Файра; струк­
турные методы повышения надежности ЗУ; метод сигнатурнога
анализа для диагностирования ЗУ; методы параметрической на­
дежности для определения «тяжелых» тестов ЗУ. Изложение ма ­
териала иллюстрируется примерами использования рассматрива­
емых методов в конкретных типах ЗУ.
К книге обобщены результаты работ авторов, а также других
отечественных и зарубежных публикаций в области надежно­
сти ЗУ.


ЧАСТЬ 1
МЕТОДЫ АНАЛИЗА НАДЕЖНОСТИ
ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОЙСТВ
l'ЛАВА 1. ЗАПОМИНАЮЩИЕ УСТРОЙСТВА
И ПРОБЛЕМЫ ОБЕСПЕЧЕНИЯ ИХ НАДЕЖНОСТИ
1.i . СОВРЕМЕННЫЕ ЗАПОМИНАЮЩИЕ УСТРОЙСТВА
-Запоминающее устройство- компонент ЭВМ, предназначен­
ный для хранения данных. От таких параметров ЗУ, как инфор­
мационная емкость, быстродействие, надежность, стоимость, мас­
согабаритные характеристики, в значительной сrепени зависят и
параметры ЭВМ. Разнообразие требований, предъявляемых к уст­
ройствам памяти-, привело к созданию большого числа различных
типов ЗУ, которые можно условно разбить на два больших клас­
са: внутренние по отношению к процессору и внешние.
Внутренние ЗУ непосредственно взаимодействуют с процессо­
ром и обеспечивают запись и считывание (либо только считыва­
ние) информации в темпе его работы. Внешние ЗУ предназна­
чены дщ1 длительности хранения (архивации) больших массивов
информации. Обмен этой информацией с процессором происходит
через внутреннюю память.
Быстродействие внутренних ЗУ составляет от нескольких на­
носекунд до .м1И1юр,01се,юуsд, а ·бые11родейсТ1вrие ~внешних - от ,м1илл,и­
секунд до секунд. В качестве внутренних ЗУ в настоящее время
используются ЗУ на полупроводниковых интегральных микросхе­
мах и ферритовых сердечниках (ФС), в качестве внешних ЗУ­
накопители на гибких и жестких магнитных дисках (НМД), маг­
н,итных лента·х (НМЛ), ЗУ на ц,ил1и1ндриче1с1ки~ .ма1гниТ1ных до1ме­
нах (ЦМД), оптические ЗУ. Характеристики ЗУ приведены в
табл. 1.1 '[1, 2].
Запоминающие устройства на ФС, которые в течение почти
трех десятилетий доминировали во внутренней памяти ЭВМ, в
настоящее время практически не используются в новых разработ­
ках. Основная причина - невозможность их изготовления интег­
ральными методами, что не обеспечивает требуемого в условиях
конкуренции с полупроводниковыми интегральными ЗУ снижения
массогабаритных характеристик устройств. Тем не менее вопросы
обеспечения их надежности актуальны, поскольку значительное
число ферритовых ЗУ находится в эксплуатации и производстве .
Кроме того, для особо ответственных применений им отдается
предпочтение по сравнению с полупроводниковыми интегральны­
ми ЗУ потому, что они обладают высокой радиационной стойко­
стью и не потребляют энергии в режиме хранения .
4


-<
•
1.
Таблица 1.1
1
Емкость.
1
Время вы-
1
Скорость пе-1 Плотность
1
Удельная
Тип накопителя
Мбайт
борки, мс
редачи дан-
за п иси,
стоимость,
ных, Мбит/с
бит/мм'
цент· 10- 3/бит
Полупроводника -
0,001 -72 О, 00005 - О , 0004
12-32
100
40-160
вые ЗМ
до1
0,0008-0, 002
100
Ферритовые сер -
дечники
о, 064-16
5-40
0,08-0,8
100
10-200
цмд зм
Гибкие магнит -
о, 1-6, 5
200- 500
0,03-0,5
640
6-12
ные диски
2-8300
18,8 -160
0,6-50
5600-10625
0,4 - 2,8
Диски типа
«винчестер»
7-300
30-75
4320
Сменные магнит-
ные диски
40-600000 8000-15000
1000
0,002
Магнитные лен-
ты
Оптические ди-
700-5000
1 00-500
1-25
360-1500
О, 0005-3
<:КН
Пр им е чан и е. 3.N\ - запоr-.,rинающая микросхема.
Полупроводниковые интегральные ЗУ последние два десятиле­
тия развиваются очень высокими темпами . За это время емкость
3'М достигла сотен килобит. Высокое быстродействие, интеграль­
ные методы изготовления, конструктивная и технологическая сов­
меот,и.мость 1полу1про1вО1дни~ко1Вых ЗУ ,с Д1ру:гИ1М1И цен11раль,ными уот­
ройствами ЭВМ обеспечили их доминирующее положение во вну­
тренней памяти вычислительных машин. В настоящее время про­
изводится много типов ЗМ, отличающихся как технологией и схе­
мотехникой, так и характеристиками. Некоторые из них приве­
дены в таlбл. 1.2 '1[3-6]. Та,м ·же 1Пр1И1ве1дены данные 1по ЦМД ВМ.
Технология полупроводниковых ЗУ еще не достигла предель­
ных возможностей, о чем свидетельствуют разработки ЗУ еще
>большей емкости (например, динамических ЗМ емкостью 4 Мбит).
Этот факт, а также отсутствие сколько-нибудь серьезной конку­
ренции со стороны других типов ЗУ в совокупности таких харак-
Таблица 1.2
Тип ЗМ
1
Технология, 1 Емкость ,
Время выборки, 1
Потребляемая мощность
схемотехника
Кбит
нс хранения/обращения,
мВт
- Статические . эсл
16
15-25
- /750
;оперативные
кмоп
64
100-150
О,005-5,5/100-200
Динамичес1ше n-<МОП
256
100-150
10-20/ 170-350
-оперативные
1024
90
-/300
Постоянные
моп
1024
150-250
2-50/165-225
-Репроrрамми- моп пз
1024
170-250
1-5/250
руе мые
цмд
1024 Скорость передачи
- /670-1900
0)~0,2 Мбит/с
4096 Скорость передачи
0,8 Мбит/с
Пр им е чан и е. ЭСЛ - эмиттерно-связанная логика; МОП
-
структуры металл - оки­
•·<: ел - полупроводник; п-МОП
-
МОП - структуры с каналом п-типа; КМОП
-
комплемен­
тарные МОП-структуры; МОП 113 -- N\ОП-с тр уктуры с плавающим затво р ом.
5


теристик, как быстродействие, информацианная емкость, наличие­
произвольной выборки и возможность оперативной записи инфор­
мации, позволяют предполагать, что главенствующее положение:
полупроводниковых ЗУ в области внутренней памяти ЭВМ будет
обеспечиваться значительное время.
Основным компонентом внешней памяти ЭВМ были и остают ­
ся электромехан,ические ЗУ на магнитных носителях. Достоинст­
вами таких ЗУ являются высокая информационная емкость, энер­
rо,неза;висимость, 1ма.лая удельная сюИJмость. Недостатка1м,и - от,но­
сительно сложная механика, высокие требования к технологии из­
готовления.
Низкая удельная стоимость хранения информации в ЗУ это­
го типа обеспечивается за счет· большой полезной площади нако­
пителя и высокой плотности записи. ЗУ на магнитных носителях
широко используются как в больших ЭВ:М, так и в мини- и мик­
роЭВМ. В качестве внешней памяти последних применяются гиб­
кие магнитные диски и кассетные магнитные ленты [7].
Областью использования ЦМД ЗУ является внешняя, память.
ЭВМ, что определяется такими их особенностями, как произволь­
но-последовательная выборка информации, энергонезависимость~
высокая информационная емкость. Запоминающие устройства на,
ЦМД являются потенциальными конкурентами электромеханиче ­
ских ЗУ на магнитных носителях, что обусловлено такими их осо­
бенностями , как интегральные методы изготовления, отсутствие·
движущихся механических частей (это определяет высокую их
надежность), малое время выборки, радиационная стойкость, а
такж-е возможность увеличения информационной емкости. Однако
высокая стоимость ЦМД ЗУ обусловила их применение в насто­
ящее время лишь в особо ответственной аппаратуре.
Оптические дисковые ЗУ предназначены для использования в
качестве внешних ЗУ очень большой емкости. Это новый вид ЗУ.
Предпочтительными областями их прим-енения являются архив­
ные ЗУ, банки данных, многоабонементные системы программно.го,
обеспечения и т . д. [8].
1.2 . ОСОБЕННОСТИ ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОЙСТВ С ТОЧКИ
ЗРЕНИЯ ИХ НАДЕЖНОСТИ
Запоминающие устройства составляют значительную часть объ­
ема аппаратных средств ЭВМ и систем обработки данных, по- .
этому на них приходится сущ-ественная доля отказов ЭВМ.
ЗУ являются сложными изделиями вычислительной техники. Для
их построения в значиrельной степени используются элементы той
же технологии и аналогичного конструктивного исполнения, что и
для других устройств ЭВМ, поэтому для них характерны те же
причины и виды отказов, что и для других устройств ЭВМ. Одна­
ко специфика выполняемых функций, ос9бенности запоминающей
среды и организации ЗУ обусловливают специфические причины
и виды отказов .
6


Под отказом будем понимать устойчивое нарушение работо­
~ пособности ЗУ или его элемента. Сбой - нарушение работоспо­
,собности, которое устраняется само или оператором без проведе­
ния ремонта. Ошибка - это искажение хранимого или считанного
- из ЗУ слова под воздействием отказа или сбоя.
Особенностью выполняемых ЗУ функций является то, что они
предназначены для хранения информации, в то время как другие
устройства ЭВМ информацию обрабатывают {преобразуют) и осу­
ществляют ее ввод и вывод. Интервал времени между записью и
воспроизведением информации, в течение которого к данной обла­
~ти ЗУ обращения отсутствуют, может быть значительным и при
'Отказах или сбоях бывает невозможно восстановить исходные дан­
ные. Кроме этого. хранящиеся данные являются исходным мате­
риалом для обработки другими устройствами ЭВМ и их искаже­
ние вызывает неправильную работу ЭВМ в целом. Что касается
устройств обработки и ввода-вывода данных, то выполняемые ими
,операции в большинстве случаев могут быть повторены, а ошиб­
ка обнаружена и, если она случайная, исправлена . Поэтому sна­
чимость отказов или сбоев ЗУ может быть более высокой, чем для
других устройств ЭВМ.
Как уже было сказано, особенности отказов ЗУ по сравнению
,с отказами других устройств ЭВМ обусловлены спецификой запо­
минающей среды и организацией ЗУ. Характерные для ЗУ при­
чины сбо ев и их влияние на хранимую в ЗУ информацию показа­
'НЫ в табл. 1.3 Г9-12J.
Измене~-1ие (,у1вел,ичеНrие) 1В,ремени ,выборки 1в 6И1полЯ'рных ОЗУ
·и искажен ия вследствие вза и мовлияния считанных сигналов в ЗУ
·на магни т ных носителях могут быть устранены повторным считы-
0ванием д а нных. Остальные искажения устраняются перезаписью
Таблица 1.3
Тип ЗУ
'ОЗУ динамическ и е
ОЗУ статические
лярные
бипо-
ППЗУ с нихромовыми
перемычками
'РПЗУ на МНОП и
МОП ПЗ
·зу на ФС
'Причины сбоев
Воздействие альфа -частиц,
стекание заряда
Влияние невыбранных ЗЭ
на выбранные
Восстановление перемычек
Стекание заряда
Влияние невыбранных ЗЭ
на выбранные
ЦМД ЗУ
Взаимовлияние доменов
-Электромеханические ЗУ Взаимовлияние считанных
,на м агнитных носителях сигналов
Последствия сбоев
Ошибки в хранимых дан ­
ных
Изменение времени вы­
борки
Ошибки в хранимых дан­
ных
То же
Ошибки в хранимых да!'l­
ных *
То же
Ошибки в считанных
данных
• Данные искажаются за счет перезаписи неверно считанной информации. ОЗУ - опе­
·р ативные ЗУ; ППЗУ- перепрограммируемые ЗУ; РПЗУ - репрограммируемые ЗУ; МНОП
-
-структуры металл - нитрид-окисел-полупроводник; ЗЭ - запоминающий элемент .
7
---~


исправленной информации. Зависимость положения границ обла­
сти устойчивой работы (ОУР) запоминающего устройства от ха­
рактера хранимой информации и адресной последовательности пр и
обращении к ЗУ является причиной сбо.ев при «тяжелых» после ­
довательностях адресов и данных.
Рассмотрим влияние организации ЗУ на ошибки в считанной
информации.
Все ЗУ в зависимости от организации можно, условно разбить.
на две большие группы : ЗУ с произвольной выборкой и ЗУ с по­
следовательной и произвольно - последовательной выборкой . В ЗУ
с проиЗ'вольной выборкой схемы дешифрации обеспечивают выбор
любого слова данных. К таким ЗУ относятся полупроводниковые
интегральные ЗУ и ЗУ на ФС. В них возможны как однобитовые
ошибки из - за отказов ЗЭ, так и пакетные ош и бки, когда из-за от­
казов схем выборки и управления искажается и нформа ция в груп­
пе соседних разрядов считанного слова .
В зависимости от типа и емкости ЗУ, используемой схемотехни­
ки и конструкции изменяется разрядность пакетных ошибок, ко ­
личество искаженных адресов и соотношения между интенсивно­
стями ошибок различных видов. Значительную долю: составляют
однобитовые ошибки, вызванные отказами ЗЭ, на которые при­
ходится большая часть оборудования и интенсивности отказ0в ЗУ.
В ЗУ с последовательной и произвольно- п осл едовательной вы­
боркой (ЗУ на магн и тных носителях, ЦМД ЗУ) для хранения: дан­
ных используются участки магнитной поверхности. В следствие вы­
сокой плотности размещения хранимых данных дефект ы запоми-
Лоромет­
р11'1еснш]
Расче/пныtJ
3нсперим_ен
тальны11
!(онтроль
oiJpecнg1x
цепе11
СигнО(_П!J/J­
ныи
анализ
Метоi!ы испра!Jле
н1.111 ошооон 1.1 мас­
и;шllшшп отназо!J
Мажр17а-
та17ное
1fts::.и
Дуt5л11ро/Jа
Соломона
Hl/t'
_ lfotJo мu
Наеружен-
Фшlра
ное
Рис. 1.1 . К:лассификация методов анализа и повышения надежности ЗУ
8
1
i


нающей среды или взаимовлияние элементов приводят к ошибкам
нескольких соседних бит, т. е. к пакетным ошибкам [ 13]. Для та­
ких ЗУ характ ерны пакетные ошибки в считанных данных.
Указанные особенности обусловливают специфику использу­
€МЫ-Х методов повышения надежности ЗУ. На рис. 1.1 классифи ­
цированы методы анализа и повышения надежности ЗУ. Приве­
денные методы используются как отдельно, так и совместно для
<ОДНОГО ЗУ.
ГЛАВА 2. ВИДЫ И ПРИЧИНЫ ОТКАЗОВ
ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОИСТВ
2.1. l{ЛАССИФИКАЦИЯ ОТКАЗОВ
Виды отказов ЗУ и причины их появления определяются ис­
пользуемой элементной базой, принятыми схемотехническими и
:конструктивными решениями, режимом работы ЗУ. Классифика­
ция отказов ЗУ приведена в табл. 2.1 .
Таблица 2.1
Призна к
классификации
Характер измене -
11ия параметров
ЗУ до возникно -
вения отказа
Взаимосвязь от-
1{ аЗОВ
Причина возник-
·н овения отказа
Устойчивость не -
работоспособного
·СОСТОЯНИЯ
Содержание признака классификации
Скачкообразное изменение параметров
Постепенное изменение параметров
Отказ элемента не обусловлен отказами
других элементов ЗУ
Отказ элемента обусловлен отказами
других элементов ЗУ
Нарушение правил или норм конструи -
рования, несовершенство принятых ре-
шений
Нарушение процессов изготовления или
р емонта ЗУ
Нарушение правил или условий эксплуа-
тации ЗУ
Неработоспособность сохраняется устой-
чиво
Неработоспособность кратковременна,
самоустраняется или устраняется опера-
тором без проведения ремонта
• Неработоспособность возникает и само -
устраняется многократно
Вид отказа
Внезапный
Постепенный
Независимый
Зависимый
Конструкционный
Производственный
Эксплуатационный
Устойчивый
Самоустраняю-
щийся
Перемежающийся
9


Анализ отказов ЗУ и причин их возникновения проведем в та­
кой последовательности: отказы за помин ающих элементов .(ЗЭ) •
отказы запоминающих микросхем .( ЗМ), отказы модулей памяти
(МП), отказы ЗУ.
2.2 . ОТКАЗЫ ПОЛУПРОВОДНИКОВЫХ ЗАПОМИНАЮЩИХ
УСТРОЙСТВ
Отказы запоминающих элементов. Разнообразие требований к.
устройствам 1па:мя11и об1у,сло1ви,1:ю 1прИ1менение 1в ЗУ 1ра1злиrч1ных за­
пом,инающих эле.менюв (,рис . 2.,1, 2.2) [ 14, 15]. В табл . 2.2 1Пр1н­
ведены характеристики отказов ЗЭ различных ЗУ.
Таблица 2.2
Тип полупроводнико-1
вага ЗУ
(Причина отказа
ОЗУ динамические Воздействие альфа-частиц
Повышенный ток утечки
Обрывы, короткие замыкания
ОЗУ статические Обрывы, короткие замыкания
ПЗУ
1 Обрывы, короткие замыкания
ППЗУ с нихромо- Восстановление запрограммированных
выми перемычками перемычек
Обрывы, короткие заJ.Иыкания
ППЗУ с поликрем- Обрывы, короткие замыкания
ниевыми ~еремыч -
ками
РПЗУ на МНОП Обрывы, короткие замыкания
имоппз
Воздействие радиационного излучения,
повышенная утечка заряда
1· Проявление отказа
Потери данных *
Уменьшение вре ­
мени хранения
данных
Невозможность
записи и считыва~
ния данных
Невозможность
записи и считыва­
ния данных
1 Искажение данных
Искажение дан-
ных *
Искажение дан-
ных, невозмож-
ность программи-
рования
Искажение дан-
ных, невозмож-
ность программи-
рования
Искажение дан-
ных, невозмож-
ность прог рамми-
рования
Потеря данных*
• Ошибка данных
устраняется при перезаписи исправленных данных нли повторно 1t,
программировании. ПЗУ - постоянные ЗУ.
10


-<!
Е
Наиболее ха,рактерным видом отказов ЗЭ всех типов являются
,отказы из-за обрывов и коротких замыканий, вызванных дефек­
-тами кристалла. Интенсивность этих отказов находится на уровне
1Интенсивнос1:и отказов других элементов больших интегральных
:микросхем. Однако для ЗЭ характерны специфические виды от-
/lШ
о)
11Ш
г)
IJ)
'Рис. 2.1 . Заrпоминающие элементы оперативных ЗУ:
<I) динамический однотранзисторный ЗЭ; 6) статический п-МОП ЗЭ; в) статический КМОП
.ЗЭ; г) статический ЗЭ на многоэмиттерных биполярных транзисторах; д) статический ЗЭ
,~ а инжекционных структурах; АШ - адресная шина , РШ
-
разрядная шина
/IШ
РШ
ЛШ РШ
//Ш
РШ
~
,~ -t-t
~,
vт~I
vт'll • .vл -~
о)
,5)
8)
11Ш
РШ
ЛШ
РШ
лш
РШ
~·~~ц~
VT2 I
VT
1
iJ)
е)
Ж)
~~щт IРш
VT~
г)
ЛШ
ftci
РШТ РШ2
з)
·Рис. 2.2 . Запоминающие элементы полупроводниковых постоянных (ПЗУ),
mрограммируемых ,(ППЗУ) и репрограммируемых (РПЗУ) запоминающих уст­
·ройств:
. а) , 6), в) ПЗ У, программируемые маскированием; г), д) ППЗУ, программируемые выжи­
т анием плавких перемычек; с), :11с ), з ) РПЗW, * - програ l'\-tмн руе:~.1.ая маскированием пере ­
·.:.1ы чка,,,..,, - r. л '1.пкая · перемь~t-ша
11


казав, обусловл-енных потерей информации в динамических ЗЭ при
воздействии альфа-частиц, уменьшением времени хранения инфор­
мации в этих элементах при увеличении токов утечки , восстанов ­
лением запрограммированных плавких нихромовых перемычек в
ЗЭ ППЗУ, потерей заряда в МОП-транзисторах с плавающи м за­
твором или в МНОП-транзисторах РПЗУ в результате воздейст­
вия радиационного излучения или повышенных токов утечки.
Одной из важнейших причин возникновения сбоев в динами­
ческих ЗЭ является воздействие альфа-частиц. Конденсатор ди-
намических ЗЭ (рис 2.1,а) образован поликремниевой областью. "1
находящейся под фиксированным напряжением . Под этой обла-
стью создается потенциальная яма, которая пуста при хранении
в ЗЭ кода 1 и заполнена электронами при хранении кода О. Со­
держащиеся в керамических корпусах микросхем остатки урана
iИ тор,ия :излучают альфа-част1ицы с э.нерлией ,о~кюло 8 ,меВ. Альфа­
,ча~стицы ·с энерnией б ,м,э,В 1и бoJiee, 1пю1падающие iВ по~верхность.
кремниевого кристалла, тормозятся, генерируя до 2,5 миллионов
электронно-дырочных пар. Если альфа-частица попада.ет в кри-
сталл кремния недалеко от ЗЭ, то образующиеся дырки устрем­
ляются к подложке, имеющей отрицательный потенциал, а элект-
роны заполняют потенциальную яму. Число образовавшихся ири
торможении альфа-частицы электронов оказывается достаточным
для переключения ЗЭ из единичного состояния в нулевое .
Кроме этого, образовавшиеся электроны могут оседать на раз­
рядные шины и вызывать сбои усилителей считывания [ 16] . По­
скольку в динамических ЗМ после цикла считывания следует цикл
восстановления информации, то сбои усилителей считывания при ­
водят к перезаписи в ЗЭ неверной информации.
Попадания альфа-частиц в ЗЭ и разрядную шину выбираемо ­
го ЗЭ вызывают переход логической 1 в О. Попадания альфа-ча ­
стиц в фиктивные (или опорные) ЗЭ и невыбранные разрядные
шины приводят к переходу логического О в 1. Попадания альфа­
частиц в усилители считывания и схемы управления являются ис­
точниками сбоев обоих типов .
Интенсивность сбоев в зарубежных ЗМ из-за воздействия аль­
фа - частиц примерно на порядок превышает интенсивность отказов
[17-19]. Образовавшиеся вследствие сбоев ошибки в хранимой
информации могут быть устранены путем перезаписи в ЗЭ не­
искаженной информации.
Ос~Оiбенноиью ,!!Jи1н,ам1и,чеаких ЗЭ я,вляется .олраниче,нное 1вре1мя
хранения заряда на запоминающей емкости. Через интервал вре­
мени, равный периоду регенерации tрег, информацию, хранимую в
ЗЭ , необходимо восстанавливасrь, регенерировать . Для большин­
ства современных ЗМ период регенерации составляет 2 мс . Нали­
чие дефекта вызовет ток утечки, который может разрядить запо-
. минающую
емкость за время, меньшее tper, что приведет к потере
информации . Параметр tрег особенно критичен к повышению тем ­
пературьi . Значение tрег при Т=25° С может в 30 раз превышать
tper при т· 70°с [20].
12


Надежность ЗЭ микросхем ППЗУ во многом определяется ти­
пом выжигаемых перемычек. При программировании ППЗУ с по­
ликремниевыми перемычками происходит процесс окисления крем­
ния, который является необратимым. Поэтому поликремниевые пе­
ремычки не оказывают существенного влияния на надежность
ППЗУ.
В ППЗУ с нихромовыми перемычками возможно постепенное
1юоота,но1нлен,Ие :пережжен1ных ,пере,мычек [21]. Этот 1П1ро1цеос :может
ускоряться при увеличении температуры окружающей среды и
напряжения питания ЗМ. Термоэлектротренировка запрограмми­
рованных микросхем ППЗУ позволяет отбраковать потенциально
ненадежные микросхемы. Согласно [9] на этапе тренировки ЗМ
и наладки ЗУ восстанавливаются перемычки в 6-8 % запрограм­
мированных микросхем. В процессе эксплуатации оказываются не­
исправными 1-3% микросхем ППЗУ. Повторное программирова­
ние отказавших микросхем с последующей термоэлектротрениров­
кой позволяет увеличить срок их службы.
Надежность ЗЭ РПЗУ определяется стабильйостью заряда, на­
копленного в МНОП и МОП ПЗ транзисторах, который с течени­
ем времени рассасывается. Процесс потери заряда ускоряется при
увеличении т-емпературы и при частом считывании информации
[22]. Дефекты, 1вызы,вающие утеч1ку зщря,да, у,меньшают в1ремя х1ра­
нения информации в ЗЭ РПЗУ и могут вызвать потерю хранимой
информации.
Репрограммируемые ПЗУ на МОП ПЗ транзисторах с ультра ­
фиолетовым стиранием информации чувствительны к воздействию
светового, рентгеновского и гамма-излучения, под действием ко­
торых происходит потеря записанной в них информации. Иссле­
дования показали, что в ЗМ Intel 2708 и 2716 потеря информации
начинается при накопленной дозе гамма-излучения от 1500 до
5000 рад . , а в ЗМ Intel 2732В - при дозе более 3500 рад. [23] .
Отказы, выз1ва,нные ноостано1влен1ием нихр,омо1вых ;перемычек 1в
ЗЭ ППЗУ и стеканием заряда в ЗЭ РПЗУ на МНОП и МОП ПЗ
транзисторах, являются наиболее характерными для данных ти ­
пов ПЗУ. Ошибки в считанной информации, вызываемые этими от­
казами, являются однобитовыми и асимметричными. Для них ха ­
рактерен однонаправленный переход искаженных битов. В зави ­
симости от того, какому состоянию на выходе микросхемы ( 1 или
О) соответствует запрограммированное состояние ЗЭ, будут на ~
блюдаться переходы либо 1-+0, либо 0-+1.
Отказы запоминающих микросхем. Оперативные запоминаю­
щие микросхемы содержат Nзм запоминающих элементов, объеди ­
няемых в матрицу (рис. 2.3). Число ЗЭ в строке матрицы равно
Nстр, число ЗЭ в столбце матрицы Nст, Запоминающие элементы
строки имеют общую адресную шину , сигнал выборки которой фор­
мируется дешифратором строк , (ДШстр) и формирователем строк
(Фетр) . Запоминающие элементы столбца объединены общей раз ­
рядной шиной. Запись и считывание информации производится
усилителями записи-считывания (УЗС), каждый из которых под-
13


Лtlpec
::т,0{11ш зз ·
[JI{
.Зп/Сч
вxoil
80/Xoil
33
1Ключен ,к ,соо11вет,ствующему ,стол1бцу
мат,ри.цы. Дешифра,т;оры столбцов
(дШст) о:оуще1ст.вляют подключе.ние
,выбранноr~о УЗС ,к схема!М В!ВО­
да-:вывода информации (Нв/Выв).
Схемы ввода-вывода . предназначе­
ны для ввода записываемой и вы­
вода считываемой информации, схе­
мы синхронизации (СхС) для син­
хронизации работы узлов ЗМ . Не­
,которые типы ЗМ ,содержат буфе­
ры адреса строк и стол'бцов, пред­
,назначенные для хранения адреса
ЛiJpec Lag Nстр ЗЭ в цикле обращения.
столо«азз
Организация ЗМ постоянных,
Рнс. 2.3 . Структурная схема зало- программируемых и репрограмми­
минающей микросхемы
руемых ЗУ имеет много общего с
организацией ЗМ оперативных ЗУ.
Отличие заключается в о-гсутст,вии схем записи информации в ЗМ
ПЗУ. Фун1Кц,ил схем за:п:иси ,в ЗМ ППЗУ и РПЗУ ,выполняют схе­
м ы лрогра 1ммир ,О1Ва1Н1и1я.
Для ЗМ характерны все те причины и виды отказов, что и для
ЗЭ. Однако для них характерны и новые виды отказов, обуслов­
ленные высокой плотностью размещения ЗЭ на кристалле и на­
личием схем выборки ЗЭ . Ошибки в считанной из ЗМ информации
вызываются как искажением данных в ЗЭ или ошибочной выбор­
к·ой п,о,следНIИХ, та1к и 1и1З'менением ;Щинам.ичес~юих ша1ра,метро,в : !Вре­
м ени выборки tв и времени восстановления после записи tвз-
Отказы ЗМ возникают вследствие наличия дефектов кристал­
ла и взаимовлияния ЗЭ. Виды дефектов ЗМ, выполненных по раз­
личной технологии , и процентные соотношения между ними, по­
л у ченные в результате ускоренных испытаний ЗМ, представлены
втабл.2.3 .1
В матрице ЗЭ указанные дефекты приводят к следующим от ­
к азам:
отсутствию записи О или 1;
ложной записи - искажению информации в ЗЭ при записи в
со седние ЗЭ вследствие замыканий или паразитных омических или
емкостных связей между ЗЭ;
ложному считыванию - появлению отказов при считывании
вследствие больших токов утечки ЗЭ, подсоединенных к одной
р а зрядной шине .
Выбор ЗЭ в матрице осуществляется с помощью дешифрато­
р ов адреса строк и столбцов. Дешифратор адреса может иметь
следующие виды функциональных отказов: отсутствие выборки
ЗЭ ; выборка одного и того же ЗЭ по различным адресам (много-
1 Маджарова Т. Б. Надежность больших интегральных схем//Зарубежная
р ад иоэлектроника. - 1978 .
-
No 1.
-
С. 143-147.
14


адресная выборка); одно- Таблица 2.3
временная выборка несколь­
ких ЗЭ по одному адресу
(неоднозначная выборка)
[20].
Характерной особенно-
стью некоторых типов ЗМ
оперативных ЗУ является
изменение времени выборкп
информации вследствие вза­
имовлияния составляюших
их элементов. Могут _быть
выделены два типа влияю-·
щих факторов - влияние не­
выбранных ЗЭ столбца и
воздействие переходных про­
цессов от предыдущего цик­
Дефект
Поверхностный
Окисла
Диффузии
Металлизации
Сварного узла
Межсоединений
Механические повреждения
кристалла
Деградация параметров
Соотношение
числа дефек -
тов, %
~~ ::е:(У)
,;(У)
о
J::
""'
о
~~~
22,2 33,4
13,3 23,6
16,3 14
17
10,5
3,7 7,6
23,7 3,4
1,5 1,2
2,3 6,3
r-.
,,,.
ла обращения. Влияние невыбраl.'!ных ЗЭ столбца на надежность
считывания информации с выбранного ЗЭ характерно для бипо­
лярных ЗЭ на многоэмиттерных транзисторах и инжекционных
структурах и возникает вследствие наличия токов утечки в не­
выбранных ЗЭ. 1
Рассмотрим процесс изменения времени выборки информации
на примере ЗЭ на многоэмиттерных транзисторах (рис. 2.1,г). На- .
ибольший разностный ток на входе . УЗС соответствует выборке
ЗЭ, хранящего информацию, противоположную по сравнению с ин­
формацией в остальных запоминающих элементах столбца (в рас­
смотр-енном случае логическую 1) (рис. 2.4):
/узсmах= Zэв+ (Nст-1) Zэн,
(2.1 )
где Zэв -ток открытого транзистора выбранного ЗЭ; Zэн-ток от­
крытого транзистора невыбранного ЗЭ.
При выборке ЗЭ, хранящего .11оrический О, ток минимален:
/yзc"m1n = Zэв-(Nст-2) Zэн•
(2.2)
Так как разрядные шины ЗМ представляют собой емкостную
нагрузку, то напряжение на входе УЗС изменяется по экспо­
ненте. В зависимости от хранимой информации изменяется ток
заряда разрядных шин и, как следствие, время выборки.
В ЗМ на МОП-транзисторах влияние считанной в предыду­
щих циклах обращения информации на время выборки возможно
вследствие изменения напряжения на разрядных шинах. В таких
ЗМ за счет малого разрядного тока постоянная времени заряда
разрядных шин может быть значительно больше периода обраще­
ния. Поэтому при многократном считывании одноименной инфор-
1 Тесты для функционального контроля интеnральных субсистем памяти /
Н. В. Георгиев, А. А. Крупский, В. А. Седлав и др.//Вопросы радиоэлектрони- •
ки. Сер. ЭВТ. - 1974.
-
Вып. 7.
-
С. 65-76.
15


/IШ
/IШ
Р111с. 2.4. Тяжелое распределение .информации в сто л бце
ЗЭ биполярной ЗМ
мации паразитные емкости разрядных шин заря-
31z жаются до максимальных значений. При после ­
дующем чтении инверсной информации время
выборки увеличивается до максимального значе­
ния. Кроме того, время выборки информации из­
меняется за счет различного времени задержки
зэN сигнала на выходах дешифратора при его пере-
лш
ст ключении из одного состояния в другое .
--+------+-
Время восстановления после записи tвз - это
РШТ Ршz· время, по истечении которого потенциал на раз-
рядных шинах после цикла записи уменьшается
t(_ YJc·
до уровня, когда возможно бессбойное считыва -
ние информации с выбранного ЗЭ. Величина iвэ зависит от адрес­
ной последовательности и записанной информации. Если последо­
вательные циклы обращения производятся к ЗЭ одного столбца
матрицы, то iвэ больше, чем при выборе различных столбцов за­
поминающих элементов, так как ЗЭ одного столбца имеют общие
разрядные шины. При записи и считывании инверсной информа­
ции время восстановления после записи будет максимальным.
Изменение времени восстановления после записи влечет за
собой изменение времени выборки. Это характерно для ЗМ с об­
щиыи разрядными шинами записи и считывания и обусловлено
тем, что потенциал разрядных шин в режиме записи превышает их
потенциал в режиме считывания.
.
Изменение динамических параметров может привести к тому,
что время выборки превысит допустимое значение и приведет к
сбою в считанной информации.
Вследствие матричной организации ЗМ указанные причины пр·и­
водят к следующим видам отказов: отказу одного бита; отказу
строки ЗЭ; отказу столбца ЗЭ; отказу половины матрицы ЗЭ; пол­
ном у отказу ЗМ. 1
Отказ одного бита возникает при нарушении записи, считыва­
ния или хранения информации в одном ЗЭ. Отказ строки ЗЭ lJОЗ­
никает при нарушении работоспособности формирователя или де­
шифратора строк. Нарушение работоспособности УЗС и дешиф-
1ратора ,стол'6цо1Б ,про,я,вляется 1ка1к 011ка·з 1ст,0JJ!бца ЗЭ.
Неисправность одного разряда буфера адреса строк или столб­
цов вызывает отказ половины матрицы. Это следует из принципа
ра·боты дв,о,ичнюго дешИJфра'I'Ора aдJpelc,a, ,июп-ольз1уемоло ,в ЗМ, в 11ю­
тором при определенном значении сигнала на любом из входов
разрешается возбуждение половины выходов. В зависимости от
номера отказавшего разряда буфера адреса будет нарушаться вы­
борка различных строк или столбцов матрицы.
1 Krause D. Zuverliissigkeitsanalyse bei Ha!Ыeiterspeichern//Wissenschaftliche
Berichte AEG - Teleftmken .. - 1975. -
В.48,N5. -
S. 197-212.
16


r
Табл ица 2.4
Соотношения различных отказов, %
Тип ЗМ, емкость, бит
однобита-\ строки и
1
1
невыяв-
вых
столбца полны х
ленных
Оперативные, 4К
92
о
о
8
Оперативные, 4К
35,3
29,4
11,8
23,5
Репрограммируемые, 4К
53,9
15,3
17,9
12,9
Репрограммируемые, ·81(
100
о
о
о
Оперативные, 16К
89,6
9,2
1,2
о
Оперативные, 16К
33
34
33
о
Оперативные, 16К
25
25
44
6
Репрограммируемые, lбК
100
о
о
о
Полный отказ ЗМ возникает при неисправности схем ввода­
вывода, а также схем управления, общих для всех ЗЭ.
Соотношения количества отказов различных видов зависят от
схемотех ник;и и топо,ло,гиш ЗМ, техноло.rши 1и,х изготовле,ншя и от­
личаются даже для однотипных ЗМ различных изготовителей. Дан­
ные по отказам ЗМ различных типов, полученные в результате
ускоренн ых испытаний, приведены в табл . 2.4 [24].
Отказы модулей памяти. Модули памяти (МП) представля ­
ют собой функционально законченные узлы, наращиванием числа
,к;торых ,оовlдают ЗУ требуе,м,ой емкосТlи ,и ра:з,ря:дно1ст~и:. На р,ИIС . 2.5
пр1иведена схема МП, 1юто1рый ,орга1н,иэо1ван по т,и,пу 2Д, на­
иболее широко используемому в полупроводниковых ЗУ 1. На ри ­
сун1ке п мn, N мп- :ра1зрядно,сть ,и ,чИ1сло х,ран1имых в МП ,слов . За ­
поминающие микросхемы образуют матрицу. Столбцы ЗМ в мат­
рице выбираются по входу «Выбор кристалла» (ВК) дешифрато-
1ром (ДШ). Фор,мир:01вател1и ~выбора ;щр,иег,алла (ФВК), 1раэ·рядный
(РФ), режима (Ф,Р), адресные (АФ) служат для согласования
,выходо,в ащ,ресных , :раэрядных ,и у1 пра1вляющих схем rc ,входа1ми
ЗМ по нагрузочной способности, а в ряде случаев - по уровням
с игна лов. Усилители считывания (УС) согласуют выходы ЗМ с
входами регистра числа ЗУ. Каждый выход ДШ и ФВК подключен
к одному столбцу ЗМ, в то время как каждый РФ и УС соединен
с одной из строк матрицы . Адресные формирователи и формиро­
ватель режима в зависимости от их нагрузочной способности и
числа ЗМ в матрице могут работать либо на все ЗМ модуля па ­
м яти, либо на их часть. В последнем случае производится секци­
онирование нагрузки и подключение нескольких АФ и ФР, каж­
дого к своей секции. ФР и АФ каждой секции могут быть соеди ­
а-~ен ы IC зм О,д,НО'ГО или ,не,с1ЮЛЬ1К!ИХ 1столбцо,в '(,с'Т1ро,к) ~матр,И!ЦЫ.
Так как ЗМ являются составной частью МП, то все причины
и виды отказов ЗМ характерны и для IМП . Формирователи и де-
1 Сарычев К. Ф. Исследование структур модулей памяти полупроводнико­
вых операТИiВНЫХ за1Поминающих ус11ройств поiВышенной наде,жности//Специали­
з ированные и комбинированные вычислительные устройства: Межвуз . сб. науч .
трудов. - Рязань, РРТИ, 1978. -
Вып. 6. -С. 111-1114 .
17


Рис. 2.5. Структурная схема модуля памяти типа 2Д
шифраторы, входящие в соста в модул ей памяти и выпол ненные на
микросхемах малой и средней степени интеграции (МИС и СИС),
не вносят новых механизмов отказов. Это вызвано тем, что мно­
гие причины отказов, характерн ы е для мис и сие, присущи и,
большим интегральным схемам, к котор ы м от носятся ЗМ 1.
Отказы элеме н тов ЗМ при водят к ошибкам в словах, хранимых
в области памяти емко стью N зм адресо в . Отказы ДШ и ФВК при­
водят к отсутствию выборки либо к выборке двух столбцов ЗМ.
Пр.и 011ка:зах РФ ,и УС на1рушаю11ся запись ,и, ,оч1итыван~и е ~информа­
ции из строки ЗМ соот ветствую ще го разряда.
Вид ошибок при отказах ФР и АФ зависит от их нагрузочной
способности и числа ЗМ в МП. В зависимости от числа ЗМ, под­
кл юченных к ФР и АФ, и способа их подключения возмо ж ен ка к
п ол ны й отказ всего МП , так и отказ нескольких строк или стол ­
бцов ЗМ.
Количество и , следовательно , интенсивность отказов ми кросхеМJ
о б рамления зависят от организации и емкости МП (рис . 2.6).
На рис. 2.6 Qуд -1 0-6 корпус/бит- удельное количеств о микр О'­
сх ем обрамления, выраженное в числе корпусов на 1 бит храни ­
мой информации; Qудзм - удельное количество ЗМ; Мет, М3м­
чнсло столбцов З•М и общее число ЗМ в МП. Данные рис . 2.6 по ­
лучены для емкости ЗМ, равной 16К, адресные входы ЗМ мульти­
плексированы , нагрузочная способность формирователей равна 16.
Для МП большой емкости, в которых наиболее полно использова­
ны нагрузочные способности формирователей, дол-я микросхем об -
рамления составляет около 25% количества ЗМ. Интенсивност ь
t
отказов ТТ Л микросхем малой степени интеграции, которые ис­
пользуются в качестве формирователей в МП большинства ЗУ.
1 Шебанин В. В., Тюхин А. А., Томов В . И. Интегральные функциона л ьны е:
узлы для запоминающих устройств. - М. : Сов. радио, 1976.
-
56 с.
18


_,
tfJyB •!О - ~ !iOpпyc/tf(lm
OyiJ ЗМ
,бО
.50
!40
JO-
·20
OyiJ·lO -f 1(0,0Пl/t/tf(lm
Оуазм
60
50-
40
30
20
10
О В!бз264728м3м
tf) '
•Рис. 2:6. Зависимость удельного количества элементов электроники обрамле-
а) числа столбцов ЗМ в МП; б) числа ЗМ в МП
примерно на порядок ниже интенсивности отказов ЗМ. Поэтому
доля отказов микросхем обрамления в МП составляет единицы
про~центоlВ оrг оtбщего чюсла отказ,ав iМо,дуля памят~и .
Из - за значительного сходства в организации ЗМ ОЗУ и ПЗУ
-организация МП ПЗУ имеет много общего с организацией МП
,ОЗУ. В МП ПЗУ по сравнению с МП ОЗУ отсутствуют лишь це­
пи , предназначенные для записи информации , так как занесение
л нформации в ЗМ ПЗУ осуществляется на заводах-изготовителях
микросхем .
.
Вследствие однотипности элементов электроники обрамления
и организации модулей памяти ПЗУ и ОЗУ виды отказов МП так­
же одинаковы. Различия заключаются в меньшей доле для МП
ПЗУ отказов строк и полных отказов МП из-за отсутствия РФ и
ФР, используемых в ОЗУ для записи информации . В силу указан­
н ых причин зависимость удельного количества микросхем обрам­
л.ения для МП ПЗУ та же, что и для МП ОЗУ (рис. 2.6). Доля
о тказов микросхем обрамления МП ПЗУ, как и МП ОЗУ, состав­
ляет единицы процентов от общего числа отказов .
Отказы модульны х запоминающих устройств. Модульное З У
~остоит из однотипных МП и устройства управления (УУ) (рис.
2. 7) . На рисунке ОБР - сигнал обращения к ЗУ . Устройство уп­
р авления ЗУ не вносит новых механизмов отказов, так ка к р еали­
зуется на интегральных микросхемах малой и средней степени ин­
·т еграции , по технологии и конструктивному исполнению аналогич ­
н ых микросхемам обрамления МЛ. Поэтому отказы МП харак­
терны и для модульных ЗУ. Отказы МП приводят к ошибкам в
считанных данных в пределах адресного и разрядного полей мо­
дуля памяти. На отказы МП приходится большая часть интенсив­
ности отказов всего ЗУ. Неисправности элементов УУ ЗУ приво­
дят ·к следующим видам отказов. Неисправность блока синхрони-
19


а)
tJ)
Р и с . 2.7 . Организация модульных ЗУ
зации (БС) является причиной отсутствия обращений по всем
адресам ЗУ или ложных записи и считывания. Отказы регистр а
числа (РгЧ) ведут к невозможности записи или считывания дан­
ных МП, подключенных к неисправным выходам РгЧ. Отказы ре­
гистра адреса (РгА) делают невозможным обращение к соответ ­
ствующим адр,есам хранимых в ЗУ слов. При неисправности де- ­
шифратора выбора модуля (ДШВМ) либо невозможно обратить­
ся к требуемой группе МП, либо часть МП постоянного выбра ­
на . Особенностью отказов УУ является то, что во многих случаях
эти отказы общие для групп МП . Это приводит к невозможност и
записи и считывания данных в группе соответствующих МП .
2.3 . ОТКАЗЫ ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОЙСТВ
НА ФЕРРИТОВЫХ СЕРДЕЧНИКАХ
Организация запоминающих устройств на ферритовых сер­
дечниках. Широкое применение при построении ЗУ на феррито­
вых с,ердечниках (ФС) большой информационной емкости получи ­
л,а. ,с,и,стема 2,5Д 2w 1и 2,5Д Зw (рис . 2.18), где Кд - ~коэффициент де ­
ления адресных шин . Накопит-ель ЗУ на ферритовых сердечника х
,оосrоит ,из одной 1или не,с,колыких ·мат,р1иц ФС. Вы~бо.р а,~ресн,ой и
адресно-разрядной шины осуществляется с помощью дешифрато­
ров второй ступени ДШ2А и ДШ2Р. Адресные и разрядны,е фор ­
мирователи и ключи служат для формирования токов записи-счи ­
тывания. Адресный (ДШIА) и адресно-разрядный (ДШIР) де ­
шифраторы первой ступени выбирают формирователи и ключи в
зависимости от кода в регистре адреса. Считанный с ферритовщо
20


t
Чцсло
-
-
-
Um !iC
_,_
•••
I,•'~·,.
~· ..,
~·
•
.
>>
•
.
..
•
••
,•~
.
,'
.
.
1,
1
))'
о
о)
Рис. 2.8'.
Структурная схем а
ЗУтила2,5Д3w(а)иор­
ганизация накопителя (6)
сердечника сигнал усиливается и формируется усилителем считы­
вания (УС) . Регистр числа служит для временного хранения счи ­
танного и за п исываемого числа. Сигналы от блока синхронизаци и
( БС) управляют работой узлов ЗУ.
Основными факторами, влияющими на надежность ЗУ на ФС ,
являются отказы вследствие производственных дефектов и нару­
шений условий эксплуатации , а также помехи в накопит,еле. Су­
щественным фактором снижения надежности ЗУ на ФС является
влияние рабочей температуры.
Отказы из-за производственных дефектов. В результате про­
изводственных дефектов и нарушений условий эксплуатации о б­
разуются трещины и сколы в ФС, нарушается электрический кон­
такт в местах паек проводов, возникают отказы элементов элект ­
роники обрамления.
Интенсивность отказов различных узлов ЗУ зависит от его ем­
кости и организации. На рис. 2 . 9,а приведена зависимость удель ­
ной интенсивности отказов от емкости ЗУ для накопителя на мат­
рицах емкостью 74 Кбит, на рис. 2.9,6- распредение удельной ин­
тенсивности отказов между блоками ЗУ. 1 При увеличении емко ­
сти накопителя полнее используются нагрузочные способности
формирователей, вследствие чего уменьшается удельный объем
t Смелова С. М. Автоматизация выбора матрицы покрытия для на к опител я
ЗУ большой емкости с учетом фактора надежности//Тр . МЭИ. - 1977.
Вып . 343.
-
С. 50--54.
21


5,0
П3';=9
18
36
32 бч- 728 25бN3 'inзy,Ktium
а)
.ityi!i 3⁄4
.А,!/0 3у' 0
700
80
бО
40
20
О ~~-~~,..,,..,.'""'
32 б4 728 25б#зуп3у,К6ит
о)
Рис. 2.9. Зависимость удельной ннтенсивности отказов ЗУ от емкости (а) и
распределение интенсивности отказов между блоками (б):
1 - накопитель ; 2 - разрядные схемы воспроизведения; З
-
разрядные схемы выборки; 4 -
адресные схемы выборки
оборудования элементов электроники обрамления и снижается
удельная интенсивность отказов ЗУ.
Неисправности отдельных узлов ЗУ приводят к следующим ви­
дам отказов: отказы одиночных бит, отказы строк и столбцов ма­
трицы ЗЭ; отказы адресного поля одного разряда; полные отка­
зы ЗУ . Анализ рис. 2.9,6 позволяет сделать выводы, что наиболее
вероятными являются отказы отдельных бит, строк, столбцов и
разрядов , вызываемые неисправностями ФС, разрядных схем вы­
борки и воспроизведения. Для уменьшения объема оборудования
эл ек;1'рони1к;и обрамленшя к;онфигура1Цrи1и ,наiIЮпителя выб1ирается
квадратной. Поэтому вероятность отказов для строки и столбца
накопителя примерно одинакова . При интенсивности отказов ФС,
составляющей 5 % интенсивности отказов паек, доля отказов строк
или столбцов в ЗУ емкостью 128-256 Кбит составляет около 25%.
Доля однобитовых отказов зависит от интенсивности отказов ФС,
которую можно rуменьшить тщательной ,отбра11юв1юй 1еердечни~кю1в.
Значительная доля отказов в ЗУ на ФС приводит к однона­
правленным ошибкам с переходами типа 1-0 или 0-+1 в разря­
дах считанных слов. Причинами их возникновения является умень­
шение амплитуды считанного с ферритового сердечника сигнала,
колебания амплитуд токов выборки в шинах накопителя . Неисп­
равности адресных и адресно-разрядных формирователей, ключей
и дешифраторов также приводят к однонаправленным ошибкам.
•·-
Неисправности формирователей, ключей и дешифраторов, а также
отказы УС, РгЧ, РгА могут вызвать искажение записываемого чи-
сла, либо запись или считывание по ошибочному адресу.
Влияние помех на счит_анный с ферритового сердечника сиг­
нал. Вследствие непрямоугольности петли гистерезиса и неиден­
тичности параметров ФС (рис. 2.10) считанный с выбранного сер­
дечника полезный сигнал сопровождается помехами от полувыб­
ранных сердечников, дешифраторо в , емкостных и индуктивных
:22


связей между шинами накопителя. Помехи возникают как в цикле:
записи, так и цикле считывания информации. Суммарная ампли­
туда помехи может в несколько раз превысить амплитуду полез­
ного сигнала, которая составляет 15-20 мВ [2],
Амплитуда помехи зависит от числа полувыбранных сердечни­
ков на обмотке считывания , степени неидентичности параметров,
сердечников, их предыстории, а также хранимой в ЗУ информа­
ции. Сдвигом во времени начала действия адресно-разрядного и
адресноrrо ,токо:в, ,ис:пользо1ва,Нrием ,в-ре,менн6й 1и а,МПJ]Иту~ной 1селек-
'- ции сч,итанно,го сигнала , ,сеюцион1иро1Ва,нием об1мо"Гюи к;чиrыва,н,ия
обеспечивается улучшение отношения сигнал/шум .
•
Ооо1бенно'стью ЗУ ,на ФС я1Вляеrея то, 1что ,по1мех,а orr полу1Выб ­
ранных сердечников, хранящих код 1, имеет большую амплиту•
ду, чем помеха от полувыбранных сердечников , хранящих код О.
Поэтому ма~симальная помеха соответствует такому распределе­
нию информации в накопителе, при котором сердечники, создаю­
щие в обмотке считывания положительный сигнал , хранят код 11
а сердечники , сигнал от которых имеет отрицательную полярность,
хранят код О. Данное распределение 1 и О в накопителе является
«тяжелым» , или «шахматным» , распределением информации. Для
матрицы на рис. 2.8 ,б «тяжелое» распределение информации при­
ведено на рис. •2.11,а. Распределение информации , полученное из
« тяжелого» путем инвертирования информации в сердечнике 1,
отличается от исходного тем, что суммарная помеха вычитается
из считанного с сердечника 1 сигнала единицы и складывается с
сигналом нуля остальных сердечников (рис. 2.11,6). Такое рас­
пределение информации получило название «утяжеленного» [ 11].
Появление неблагоприятного распределения информации в нако­
пителе и воздействие опасной внешней помехи наиболее вероятно
для одного разряда накопителя , поэтому более вероятными явля­
ются одноразрядные сбои в считанной информации. Возможно как
увеличение сигнала О выше порога дискриминации усилителя счи­
тывания, так и уменьшение сигнала 1 ниже порога УС. Поэтому
при считывании возникают сбои как 1, так и О .
,,В
+Br
-Нс
н
-Br
Hm/z
Рис. 2. 1О. П е тля гистерезиса фер.р11-
товоrо сердечник а
1ОО1
1ОО1
1ОО1
1(j)О1
1оот
1ООТ
1оот
1оО1
о11о
о1О
о11о
о1о
о11о
о11о
о1то
о11о
а)
.б)
Рис. 2.11 . Шахматное (а) и утяже­
ленное шахматное (б) распредел е ­
ния информации


Вследствие разрушения хранимой в сердечнике информации при
•ее считывании после каждого цикла считывания организуется ре­
генерация информация в ЗУ. Поэтому сбой при считывании вле­
чет за собой ошибку в хранимой информации '[25].
Влияние рабочей температуры на надежность запоминающих
устройств на ферритовых сердечниках. Повышение рабочей темпе­
ратуры ЗУ на ФС приводит к уменьшению средней наработки на
·отказ элементов электроники обрамления и снижению помехоустой ­
'Чивости устройства. Особенностью ФС является уменьшение коэр­
цитивной силы при увеличении рабочей температуры. Разогрев
ФС при их работе происходит как в результате увеличения тем­
пературы окружающей среды, так и в результате выделения мощ­
ности при их перемагничивании. Процесс саморазогрева сердеч­
ников опасен тем, что имеет малую инерционность и носит локаль­
ный характер, что приводит к резкому повышению температуры
·отдельных сердечников . . Температурный коэффициент коэрцитив­
ной силы у термостабильных ферритовых сердечников SBT, 7ВТ
и других порядка 0,1 %/0 С , [26]. Изменение коэрцитивной силы
ФС при изменении рабочей температуры ведет к уменьшению до­
пусков на полутоки выборки, вследствие чего снижается помехо­
устойчивость устройства.
2.4. ОТКАЗЫ ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОИСТВ
НА ЦИЛИНДРИЧЕСКИХ МАГНИТНЫХ ДОМЕНАХ •
Запоминающие устройства на цилиндрических магнитных до­
менах (ЦМД ЗУ) содержат следующие основные узлы (рис. 2.12).
Генератор импульсов тока (ГИ) вырабатывает токовые импульсы,
необходимые для формирования и уничтожения магнитных доме­
нов. Формирователь тока катушек (ФТ) и усилители мощности
{УМ) ,создают wращающееся ,маrгн,иmное ·поле для 1Перемещен,ия
доменов. Усилитель считывания (УС) служит для регистрации
,сигналов ЦМД при их считывании. При выполнении схем управ-
24
t8,(oi}-§ыxoiJ
1/1/
Рис, 2.12. Структурная схем а
ЦМД ЗУ
РгХ
Рис. 2.13. Параллельно·последователь­
иая структур.а ЦМД ЗJ\'l с раздель­
ными ,регистрами ввода и вывода
•
L


ления и сопря жения ЦМД ЗМ со стандартным интерфейсом в ви­
де набора интерфейсных интегральных микросхем микросхема.
выполняющая функции усилителя считывания, может осуществ­
лять также коррекцию ошибок и обход дефектных регистров [27].
У,стройство управления (УУ) обеспечивает связь между ЗУ и про­
цессором, у,пра1вляя ,передачей данных, а та,кже генерацией синх­
роимпульсов.
В состав накопителя входят одна или несколько ЦМД ЗМ. На­
ибоJiьшее ,ра,спрО1стра1нен1ие ,поJI1уч1ил,а 1Последо,ватмь1но-па1раллель­
ная организация ЦМД ЗМ с раздельными регистрами ввода и вы­
вода, представленная на рис. 2.13 [5]. Для данной организации
ЗМ содержит большое число регистров хранения, информация из
которых выбирается одновременно. При считывании выбранная
страница копируется (или реплицируется) в регистр считывания
(РгСч) и передается в датчик считывания (Д). Считывание сле­
дующей страницы данных можно начинать сразу же после выхо­
да последнего бита предыдущей страницы из регистра считыва ­
ния.
Для записи новой страницы ее разряды вводятся в регистр
записи (РгЗп) из генератора (Г) и, после того, как все биты стра­
ницы располагаются в соответствующих переключателях, в ши­
ну П 1Переключ,аrгеля 1по\даешся ,имiПульс тока ~щра1Влен1Ия о16менам .
При этом старая страница данных из регистров хранения (РгХ)
переходит в регистр записи, а на ее место помещается новая .
цмд ста,рой СТ!раil-!ИЦЫ затем \В!ЮД:Я'ГiСЯ iВ а,Н/НIИI1ИЛЯТ01р (Ан) И у,нич­
тожаются.
Отказы ЦМД ЗМ носят, как правило, характер сбоев. Исклю­
чение составляют внезапные отказы, возникающие при коротких
замыканиях выводов микросхемы. Сбои в ЦМД ЗМ условно делят
на постоянные и случайные. Постоянные сбои возникаю,г в ре­
зультате инверсии битов данных при их записи или хранении.
Исправление ошибок из-за таких сбоев возможно путем переза­
писи исходной информации. Под случайными понимают сбои, воз­
никающие в регистре считывания или датчике. При возникнове­
,н,ии та~:к.их 1с1боев инфоiрма1ци:я ·в ретис11рах хранения не JИl(Жажается .
Для исправления ошибок, возникающих из-за случайных сбоев, до­
статочно выполнить повторное считывание.
В табл. 2.5 приведены причины сбоев и условия, способствую­
щие их возникновению, для ЦМД ЗIМ с последовательно-парал­
лельной организацией и раздельными регистрами ввода и вывода
[28]. К причинам случайных сбоев относятся коллапс или растя­
жение ЦМД в регистре считывания и ошибки при детектирова­
нии, причины постоянных сбоев - все остальные.
При операции продвижения ЦМД возможны зарождение (лож­
н ая генерация) ЦМД и смещение (отставание) ЦМД по ходу дви­
ж ения, которые приводят к постоянным сбоям, если они возни­
кают в регистрах хранения или каналах ввода (,при записи), и к
случайным сбоям, если возникают в каналах вывода (при считы­
вании) .
25


Таблица 2.5
Большие поля смещения
Функция
Прнчнна IУсловия, способ-
сбоя
ствующие сбою
Малые поля смещения
Причина
сбоя
1
Условия, способствующие
сбою
'Продвижение
ЦМД в реги­
страх хране­
ния
К:оллапс ЦМД Плотная упаковка Растяжение
ЦМД, малое уп- ЦМД
равляющее поле,
Редкая упаковка ЦМД, боль
шое управляющее поле, вы
сокая температура
низкая
темпера-
тура
Генерация
яли реплика­
·ция ЦМД
Отсутствие
процесса де­
ления исход­
ного ЦМД,
«<оллапс реп­
лицинирован­
ного цмд
Малые токи гене- Растяж:ение
рации и реплика- ЦМД
Большие токи генерации и
репликации, большое управ
ляющее поле, высокая тем"
пература
ции ЦМД, малое
управляющее по-
ле, низкая темпе-
ратура
-Обмен ЦМД
·между РrЗп
и PrX
!(оллапс вхо- Обмен ЦМД с Р астяжение
дящих и вы- ЦМД, малый ток ЦМД
ходящих ЦМД обмена, малое уп-
Обмен ЦМД и инверсией
ЦМД, большой ток обмена
большое управляющее поле
высокая температура •
.Детектирова­
• ние
равляющее поле,
низкая
темпера ­
тура
Малый сиг- Изолированные
нал от ЦМД ЦМД, малое уп­
равляющее поле.
малый ток в де­
текторе, высокая
темпе р атура
Большой сиг- В последовател_ьности ЦМД
нал от инвер- находятся инверсии ЦМД
сии ЦМД
большое управляющее поле
большой ток в детекторе,
низкая температура
• Под инверсией ЦМД понимается отсутствие ЦМД (логический ноль).
Значения вероятностей появления сбоев различных типов для
ЦМД ЗМ приведены в табл. 2.6 [28]. :Как видно из таблицы, на­
иболее частыми в ЦМД ЗМ являются одиночные случайные сбои.
С интенсивностью на 1-2 порядка ниже следуют одиночные по­
стоянные сбои. :Кроме того, наблюдается группирование ошибок в
пакеты н-ебольшой длины, разрядность которых находится в пре­
делах 2-5 бит.
Вероятности появления наиболее частых типов .сбоев, возника­
ющих в ЦМД ЗiМ 7110 емкостью 1 Мбит фирмы Intel Magnetics,
приведены в табл. 2. 7 [27].
Таблица 2.6
Тип сбоя
Одиночный случайный сбой
Одиночный постоянный сбой
Два независимых случайных сбоя
Пакет из двух случа·йных сбоев
Пакет из двух постоянных сбоев
Пакет · из трех-пяти случайных сбоев
Два независимых постоянных сбоя
Три независимых случайных сбоя
Одиночный случайный сбой и пакет из
двух случайных сбоев
'26
Вероятность появления сбоя в 256- битовой
стра н ице данных
ЦМД ЗМ фирмы
Texas Instrt1n1e11ts
3-10- 4
3-10-6
3-10-8
3-10- 9
з-10- 11
2-10-11
3.10- 12
3-10 -11
8-I0-13
ЦМД ЗМ фир"ы
Iatel Magae'tics
10-q
10-7
10-12
10-u
10-14
11-17


Таблица 2.7
Вероятность появления сбоев
Тип сбоя
Т=25° С
Ипит=Ипит пом:
Т=О0 С, 50° С
Иппт=Ипит гр
Одиночный случайный сбой
Одиночный постоянный сбой (80% -
коллапс ЦМД, 15% - смещен и е ЦМД,
5% - зарождение ЦМд)
Многократные сбои (растяжение ЦМД)
Таблица 2.8
Функциональный блок ЗУ и тип микро­
схемы
Устройство управления, 7220
Усилитель считывания, 7242
Генератор импульсов, 7230
Фармир-ователь то1Ка катушек, 7250
Усилитель мощности, 7254
ЦМД ЗМ, 7110
10- 9
10- 11
Интенсивность отказов
при 70° С, 1/ч
2· 10-7
l •l0-6
5-10 -8
1-10-6
6-10-7
3-10-6
Значительный вклад в общую интенсивность отказов ЦМД ЗУ
вносят также отказы интерфейсных микросхем. Данные по интен­
сивности отказов функциональных блоков ЦМД ЗУ фирмы Intel
Magnetics (рис. 2.12) приведены в табл. 2.8 [28].
2.5 . ОТКАЗЫ ЭЛЕКТРОМЕХАНИЧЕСКИХ ЗАПОМИНАЮЩИХ
УСТРОЙСТВ НА МАГНИТНЫХ НОСИТЕЛЯХ
Кодирование информации. В настоящее время для хранениЯ"
больших объемов информации в ЭВМ используются в основном­
электромеханические ЗУ на магнитных носителях - накопители
на магнитных дисках (НМД), на магнитных лентах (НМЛ).
Информация хранится в виде намагниченных участков магнитной·
поверхности, перемещающейся при записи и считывании относи­
тельно магнитных головок. Данные ЗУ имеют общие принципы
записи, хранения и считывания информации и вследствие этого­
сход ные причины и проявления отказов .
Во внешних ЗУ применяются следующие способы кодирования­
ин формации: запись без возврата к нулю; фазовая модуляция; ча­
стотная модуляция. При записи без возврата к нулю с переключе­
н ием магнитного потока при кодировании единицы (БВНl) уча­
сток магнитного носителя, соответствующей биту хранимой инфор-
" м ации, находится в одном из двух состояний намагниченности. Из­
менение направления намагниченности производится при записи
е.!{И1НIЩЫ ' (рiИС. 2.14,а). 1
1 Рыжков В. А., Сергеев Н. П., Раков Б. М. Внешние ЗУ на магнитном
носителе. - М. : Энергия,1978.
-
224 с.
27."


о
ООО1
о
д) -+---J-+--+--+------jf--+---1---+-i-----!--_J_-­
t
. 8) -1---+-Н--1-+---1---+--+++-+-1'---+---1-1--+---+--­
t
Рис. 2.14 . Примеры намагни­
ченности носителя для спосо­
бов записи информации БВНI
• (а), ФМ (6), ЧМ (в)
При фазовой модуляции магнитный поток переключается с
· положительного направления на отрицательное при записи нуля
: и с отрицательного на положительное - при записи единицы (рис.
2. 14,6). Для обеспечения такого кодирования при последователь­
ной записи одноименной информации используется дополнитель­
н ый перепад магнитного потока.
При записи способом частотной модуляции магнитный поток
всегда переключается на границе информационной позиции (рис.
2.14,в). Единичным значениям данных соответствует изменение
на магниченности носителя в середине информационной позиции,
т. е . при записи единицы частота изменения магнитного потока уве-
личивается вдвое.
Особенностью фазового и частотного способов является изме­
нение направления намагниченности носителя в каждой информа­
ционной позиции. Вследствие этого при считывании каждого бита
информации в считывающей головке появляется сигнал, что де­
л ает возможным самосинхронизацию считанной информации.
Причины отказов запоминающих устройств на магнитных носи-
телях. В процессе работы ЗУ на магнитных носителях возможны
как случайные ошибки, которые устраняются повторным считы­
ванием тех же данных, так и постоянные, систематические ошиб­
-ки [ 13]. Случайные ошибки вызываются следующими основными
причинами: кратковременным увеличением- зазора между магнит­
· ным носителем и голонкюй; 1из.мене,н,ие.м око1ро,сти Д1В1ижен,ия ~носи­
теля информации; перекосом магнитных головок относительно но­
-си теля; отклонением параметров электронных схем записи-воспро­
и0·ве1дения и 'У:пра:вле~н·ия; ,шума~ми 1малнитных nолов-ак и уаилителей
считывания; наводками [ 13]. Влияние каждого из этих факторов
- на сигнал может быть незначительным, и можно предположить,
- что их воздействие подчиняется нормальному закону распределе-
ния. 1 Постоянные ошибки возникают, в основном, из-за повреж-
-дения
магнитного носителя, а также из-за отказов в схемах запи­
си, считывания и управления.
Взаимовлияние информационных сигналов в канале воспроиз­
·ведения. При прохождении магнитной головки над местом измс-
1 Вашкевич Н. П., Голованов Г. М. Надежность сохранения информации в
запоминающих устройствах на магнитной ленте . - М.: Машиностроени е , 1974. -
. 80с.
·28


нения направления намагниченно- а)
R
,..
сти магнитного носителя в ней на- ---:=]------11 ----- --1:=====---
t
водится считанный сигнал колоколо­
,образной формы ('рИIС. 2.15). 1 При
·близком расположении перепадов
намагниченности на носителе, когда.
расстояние между пиками импуль- tf) -'---с-::-++---+--тт--"-'::,,...-t
·с ов меньше ширины импульса, на­
блюдается искажение считанного
сигнала. Предполагая, что процесс
:читывания линейный, для построе­
ния результирующего импульса ис­
<Пользуют принцип суперпозиции.
Значение результирующего сигнала
в каждый момент времени равно
Рис. 2.15 . Намагниченность носи­
теля (а) и сигналы воспроизве­
дения (6)
алгебраической сумме значений каждого из взаимовлияющих
-сигналов.
Если шлейфы взаимовлияющих сигналов совпадают с пиками
им1пульоов, то а1м1п.лиrпуда 1резуль11и,рующего имюулыоа у.меньшает­
,ся (рис. 2.15). Наблюдаются также сдвиги пиков импульсов, т. е.
:возникают как амплитудные, так и фазовые искажения. Степень
:взаимовлияния сигналов оценивается фазовыми и амплитудными
·искажениями.
Наиболее «тяжешэй» с точки зрения фазовых искажений явля­
, ется последовательность из двух сигналов, перепады намагничен­
ности которых расположены на минимальном расстоянии друг
от друга. В правильности этого утверждения можно убедиться,
дополнив последовательн ость сигналов, изображенных на рис. 2.15,
третьим импульсом справа. Так как его полярность противополож­
'На полярности второго импульса, то значение сигнала в правой
-от пика части второго импульса уменьшается на большую вели­
чину, чем в левой, вследствие чего произойдет сдвиг пика второ­
го импульса влево, т. е . фазовый сдвиг второго импульса умень­
шается. Аналогично можно показать, что при добавлении третьего
импульса слева уменьшается фазовый сдвиг первого импульса.
При очень близком расположении перепадов намагниченности но­
сителя, когда шлейф третьего сигнала совпадает с пиками двух
-сигн алов, происходит уменьшение фазовых сдвигов для обоих им­
пульсов.
Амплитудные искажения оценивают минимальной разницей ам­
ттл,итуд ,смежных импульсов ко\довой последова1тельн,О1сти 2 :
k = ( 1- mlnJE;+i-E; J) 100%.
ai1
.
2Emax:
(2.3)
1 Хоrлен д А. Цифровая магнитная запись: Пер. ·с англ. - М.: Сов. радио,
1967 .
-
280 с.
2 Михайлов В. И., Таланцев А. Д. Методика оценки разрешающей способ­
ности канал а воспроизведения при высокой плотности записи//Тр. МИРЭА. -
1972.
-
Вып. 65 .
-
С. 21- 25.
29


з
t
Рис. 2.16. Сигналы воспроизведения от четырех перепадов намагниченности но ­
сителя:
1-4 - исходные сигналы, 5 - результирующий сигнал
Наиболее «тяжелой» по данному показателю является после­
довательность из четырех следующих друг за другом на мини­
·мально -.цопус'!1им,ом ра,с1стоян1и1и сигна-тюв (р,ис . 2.16). Для этой
последовательности средние сигналы 2 и 3 подавляются крайними,
сигналами 1 и 4, вследствие чего величина IЕн1-Еi I принимает
минимальное значени,е. Если дополнить последовательность пятым
импульсом справа, который должен быть положительным, то ам ­
плитуда третьего импульса увеличивается на большую величину .
чем уменьшается амплитуда второго импульса . Минимальная раз­
ница ампл·итуд IЕн1-Еi I при этом увеличивается . Аналогично мо ­
жно показать , что при добавлении к последовательности из четы ­
рех импульсов отрицательного импульса слева величины IЕн1-
-Еi I также увеличивается.
«Наихудшие» по величине фазовых и амплитудных искажен ий
информационные последовательности получаются из последова­
тельностей, приведенных на рис . 2.15 , 2. 16, с учетом ограничени й
на число последовательных сигналов, накладываемых использ у ­
емым способом кодирования .
Для способа записи БВН 1 число смежных импульсов не огра ­
н,и,чено , ~поэтому для ,него ша·ихудшей по 1велич,ине фазо,вых ,с,дв1и11ов
является последовательность ... 0 110 ... , а наиболее тяжело й по
величине амплитудных искажений - информационная последова ­
тельность ... 011110 .. . (рис . 2.14).
Для способа записи с фазовой или частотной модуляци,ей ч и ­
сло смежных перепадов намагниченности может быть только н е­
че11нь11м (ршс . 2.14). Пр.и аналИ1зе рис . 2.1 6 можно за,:v~ет,ить , ч то до ­
бавление к последовательности из четырех смежных импул ьс ов
пятого импульса приведет к увеличению знач,ения I Ен1-Е; 1 для
сигналов 2 и 3 в меньшей степени, чем и сключение из последо ва ­
тельности четвертого импульса. Это вызвано более близким р а с­
положением четвертого импульса, чем пятого , и, соответстве н но,
более сильным его влиянием на импульсы 2 и 3. Поэтом у для
способов записи ФМ и ЧМ наиболее тяжелой по величине ампл и -
зо
..


Таблица 2.9
Наихудшая последовательность для различных способов
Критерий
кодирования
БВН!
1
ФМ
1
ЧМ
Фазовый сдвиг
... 0110 .. ;
Смена информации Смена информации
Минимальная разни-
... 011110 .. ;
•... 01110 ... 10001 .. ;
... 0110 ...
ца амплитуд смеж-
ных импульсов
тудных искажений является последовательность из пяти смежных
-с.игнало.в. Та,кой 1Последовательн,0сти 1С1и1гналов щля с1пособа за1п1иси
с фазовой модуляцией соответствуют информационные последова­
-тельности ... 01110 ... и . . . 10001 ... , а для способа записи с частот­
ной модуляцией-последовательность ... 0110 ... (рис. 2.14).
Наибольшему фазовому сдвигу для способов записи с исполь­
зованием фазовой и частотной модуляции соответствует момент
смены информации, при котором изменяется частота следования
считанных сигналов. В этом случае сдвигается пик крайнего в по­
следовательности большей частоты импульса, на который макси­
мальное действие оказывает соседний ближайший импульс (рис.
2.16). В табл. 2.9 приведены сводные данные по наихудшим ин­
формацион ным последовательностям для различных способов ко­
дирования.
Виды ошибок в считанных данных. В настоящее время накоп­
Jiен значительный статистический материал по надежности внеш­
них ЗУ. При средней наработке на отказ около 1000 ч вероятность
юш ибочного приема символа в зависимости от вида ЗУ составля­
·ет от 10-6 -до 10-9 1/'бит • (НМЛ - 10-6
-10-8 , НМД - 10-9). 1
Около 50 - 60% общего количества составляют случайные
ошибки, устраняемые при повторном считывании. Для НМЛ,
НМД ошибки группируются в пакеты вдоль магнитной дорожки .
Основной процент ошибок составляют одиночные и двухразрядные
пакетные ошибки. При этом около 70% всех ошибок приходится
на долю одиночных. Вероятность трехразрядных и четырехразряд­
н ых пакетов ошибок составляет единицы процентов [ 13]. Экспе­
риментальные данные свидетельствуют об асимметрии ошибок
(т абл. 2.10). Доля ошибок синхронизации достигает половины всех
'О шибок. 2
1 Попова С. А. Статистические характеристики ошибок, возникающих в ка­
налах записи и чтения внешних накопителей ЭВМ//Кодирование в сложных
-системах. - М.: Наука, 1974.
-
С. 23-31 .
Попова С.А. Исследование статистики ошибок, возникающих в магнитных
-ба рабанах//Приборы и системы управления. - 1969.
-
No6.
-
С . 25-27.
2 Помехоустойчивое кодирован ие информации в накопителях на магнитных
;:~,исках/И . В. Огнев, О . М. Рякин, Д. А. Столяренко//Вопросы кибернетики.
197 8.
-
Вып. 42 .
-
С . 81-85.
31


Таблица 2.10
Сбои синхроимпульсов вызы­
вают выпадение информацион­
ных битов и сдвиг последую­
щей информации .
Тип ЗУ
нмл
НМД
Соотношение числа перехо­
дов в считанных данных, %
J-,. O
60-70
30-40
20
80
Фазовые сдвиги вызывают
искажение всех последующих
бит до конца записи. Данный
вид ошибок характерен для
НМД ЕС-5056 с устройством
управления ЕС-5551, в котором
используются способ записи с частотной модуляцией и выделение
информационного сигнала по величине интервала между импульса­
ми. Тестовая последовательность для анализа характера ошибок
НМД показана на рис. 2.17. На рисунке обозначены: И - информа­
ционный сигнал, СС-синхросигнал. Расстояние между импульсами
при считывании нуля равно Т, а при считывании единицы - Т/2.
После приема синхроимпульса схема выделения данных и синхро­
импульсов ожидает в течение времени ЗТ/4. Если за это время по­
ступает импульс, то передается сигнал единицы, если сигнал от­
сутствует, то передается ноль. Затем в течение времени ЗТ/4 про­
изводится ожидание синхроимпульса. При отсутствии синхроим­
пульса он восстанавливается схемой выделения данных и синхро­
импульсов.
сеисеисеисеисесе се сесе исеисеисеи
11111111111111111111 э,.
оооо
t
Рис. 2.17. Тестовая последовательность для оценки влияния фазовых сдвиrов
Вследствие взаимовлияния сигналов наибольший фазовый
сдвиг испытывают первые синхроимпульсы группы нулей и единиц.
Если вследствие фазового сдвига и других влияющих причин, на­
пример изменения скорости движения носителя, частоты задающе­
го генератора и т. д., расстояние между последним импульсом еди­
ницы и первым синхроимпульсом нуля, а также между первыми
двумя синхроимпульсами нулей станет меньше 3Тf4, то второй
синхроимпульс нулей будет воспринят как импульс данных. Все
последующие синхросигналы будут восприниматься как импульсы
данных, и будет считываться последовательность из одних единиц.
32


ГЛАВА 3. АНАЛИТИЧЕСКИЕ МЕТОДЫ РАСЧЕТА
ПОКАЗАТЕЛЕЙ НАДЕЖНОСТИ ЗАПОМИНАЮЩИХ
УСТРОЙСТВ
3 .1. ОСНОВНЫЕ ПОКАЗАТЕЛИ НАДЕЖНОСТИ
Теория н адежности изучает закономерности влияния отказов на эффектив-.
ность функционирования аппаратуры . Возникновение отказов связано с сово­
купным действием бол ьшого количества разнообразных факторов - физиче-
!.
ски х процессов в эл емента х аппаратуры, условий окружающей среды, измене­
ния питающих напряжений и др. Поэтому отказы носят случайный характер,
и для расчета п о ка з ателей надежности используется аппарат теории вероят­
ностей .
При исследовании надежности ЗУ используются следующие показатели
надежностн:
вероятность бе з отказной работы - вероятность того , что в пределах
заданной наработки отказ не вознr;кнет;
средняя наработка до отказа - математическое ожидание наработки объ­
екта до п ервого отказа;
средняя наработка на отказ , (наработка на отказ) - отношение наработ­
ки восстанавливаемого объекта к математическому ожиданию числа его от­
казов в течение этой же наработки;
интенсивность отказов - условная плотность вероятности возникновения
отказа невосстанавливаемо.го объекта, определяемая для рассматриваемого мо­
мента времени пр,и условии, что до этого момента от,каз ,не возн ,икает;
параметр потока отказов - отношение среднего числа отказов восстанав­
ливаемого объекта за произвольно малую его наработку к значению этой на­
работки.
Полной характерис ти кой случайной величины является ее функция распре­
деления- вероятность события, состоящего в том, что случайная величина
примет значение, меньшее аргумента функции распределения. Функция рас­
пределен ия наработки т объекта до отказа
F(t)=Р(т<t),
(3. 1)
_где F(t) имеет физичесю1й
Производная от F(t)
ср (t) случай ной велнчины t:
смысл вероятности отказа за время, меньшее t.
является плотностью распределения вероятностей
dF (f)
dP (t)
q:,(f)= -- =
-
--.
dt
dt
Вероятность безотказной работы вычисляется по формуле
P(i) =Р(т>f) = 1-F(t) = Jq:,(т)d-r,
t
а средняя наработка д о отказа - по формуле
00
00
ioер=М(io)= Jt.<p(f)df= 5Р(t)dt,
о
о
2- 156
(3.2)
(3.3)
зз


где М (to) - математическое ожидание наработки объекта до отказа. Из (3.4)
следует, что величина ta ер может быть определена как площадь под кри­
вой P(t).
В качестве показателя безотказности невосстанавливаемых объектов ис­
пол_ьзуется интенсивность отказов
л(t) = ер(t)
1-F (f)
1-F (f)
dF(t)
1 dP(t)
=-------
dt
Р (1)
dt
(3 .5)
Величина л' (t) определяется по результатам эксплуатации и испытаний и
рассчитывается по формуле
"л.(f)= , nи(f, Лt)
•
Nи(f)Лt '
(3.6)
'Где N, . ( t) - число объектов, исправных к моменту /; пи (t, Лt) - число объек­
тов, отказавших в интервале времени (t, t+Лt) [29]. Величина Лt должна быть
малой.
Для восстанавливаемых объектов в качестве показателя безотказности ис­
пользуется параметр потока отказов
dQ(t)
w(t)=- d-t
-
,
(3 .7)
rде Q ( t) - функция потока отказов, равная математическому ожиданию чис­
.па отказов за время t. Статистически значение параметра потока отказов опре ­
деляется выражением
w(!)=пи(Лt)/NиЛt,
(3. 8)
где Nи - общее число изделий, поставленных на испытания; nп(,Л/)
-
число
объектов, отказавших в интервале времени Лt.
•
Различные показатели, характеризующие надежность, приведены в табл. 3.1 .
Та_блица 3.1
Определяе­
мый показа ­
тель
F (t)
р (t)
л (!)
ер (t)
to ер
34
F(t)
11-F(t)
dF(t)/dt
1-F (t)
dF(t)
dt
00
S [1-F(t)]dt
о
Заданный показатель
P(t)
r,(t)
1-Р(t)
-
00
dP(t)/dt
р (t)
dР(t)
dt
Sр(t) dt
о
t
- J 1,,('t)d,
ео
-
t
-
[л(,)d,
л(t)е 0
-
(j)( t)
t
Sер(т)dт
о
s ер(,) dт
t
ер (1)
00
Jер(т)d,
о
00
St<р(t)dt
о
.!


"
3.2 . РАСЧЕТ ПОКА3АТЕЛЕИ НАДЕЖНОСТИ
НЕРЕ3ЕРВИРОВАННЫХ ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОЙСТВ
Экспериментальные данные, накопленные за длительный перио •д эксплуата­
ции и испытаний электронных элементов и систем, показывают, что зависимость
интенсивности их отказов от времени имеет И-образную форму (рис. 3.1).
Период нормальной эксплуатации объекта (после приработки) соответс,вует
области II кривой л(t), в кото рой интенсивность отказов имеет минимальное
значен ие и не зависит от времени.
Интегрируя выражение (3.5) и решая его относительно Р (t), получаем
(3.9)
Для горизонтальной части кривой имеем л(t) = л =const, а величина P(t)
в этом случае определяется выражением
Р(t)=е-'А1.
(3.10)
Плотность распределения вероятностей, получаемая при подстановке зна­
чения P(t) из (3.10) в (3.2), определяется по формуле
<р(t)=лс" 1 .
(3.11)
Таким образом, область II кривой л(t) соответствует экспоненциальному
закону распределения наработки объекта до отказа.
Зависимости интенсивности о,тказов, плотности распределения и функцил
распределения от времени для экспоненциального закона распределения при­
ведены на рис . 3.2. В течение периода нормальной эксплуатации параметр по­
тока отказа-в восстанавливаемого объекта численно равен интенсивности отка­
зов. Для иллюстрации этого положения сопоставим выражения (3 .6) и (3.8).
Пусть к моменту времени t было Nи исправных объектов , из них Nи1 ра­
ботали безотказно с начала испытаний, а остальные Na 2 были восстановлены .
В течение интер ,вала времени (t, t+Лt) произошло п" отказов, из них nи1 -
в объектах, работавших безотказно с момента испытаний, а остальные n112 ___; _
в восстановленных объектах. Предполагается , что при ремонте свойства объ­
ектов восстанавливаются полностью. Поэтому интенсивности отказов в обеих
группах объектов одинаковы :
~=~ =л.
Nи1Лt Nи2Лt
Параметр потока отказов
00 (t)= nи1+nи2
(Nи1+Nи2)Лt
(3.12)
(3.13)
Подставляя в выражение (3.13) значения п" 1 и nи 2 из {3.12), получаем
(i) (t) =ffi = л.
Рис. 3. 1 . Зависимость интеноивности отказов элек­
тронных схем от времени:
1 - пер11од приработки, 11 - период нормального функ­
ционирования, 111 - период износа
2*
л,
(3.14)
л
ш
35


а)
t
о)
t
!})
t
Рис. 3.2. Зависимости интенсивности отказов ( а), плотности распределения (6)
Ji функции распределения (в) от времени для экспоненциального закона рас­
д р еделения наработки объекта д о отка з а
С редня я на,работка до отказа , р.аtВная сред ней наработке :на отказ, в ычи с­
.ляет ся по формуле
00
1
toер=SР(f)dt= -
.
о
·л
(3. 15)
Запоминающее устройство состоит и з большого числа элемен­
тов, узлов, блоков . Отка з каждого элемента нерезервированного
ЗУ приводит к отказу всего за п оминающего устройства . Отк а зы
э лементов предполагаются независимыми. Тогда вероятность без ­
о тказной работы ЗУ Рзу (t) может быть вычислена по формуле
пу nz
Рзу (t)= П Pi (t),
(3.16)
i=l
где пу - число типов элементов в ЗУ; n z - число элементов одно ­
го типа .
Средняя наработка до отказа невосстанавливаемого ЗУ или
с ред няя наработка между отка з ами восст анавливаемого ЗУ опр е ­
д еляется выражением
foер = zj _!:2._
=--,
[
"у]-'
1
i=l loер;
''зу
а интенсивность отказов ЗУ - по формуле
где 'Jч - интенсивность отказов i-го элемента.
3.3. РАСЧЕТ ПОКАЗАТЕЛЕЙ НАДЕЖНОСТИ
РЕЗЕРВИРОВАННЫХ ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОЙСТВ
(3.17)
(3.18)
Для повышения надежности ЗУ и с пользуются различные м ето­
ды резервирования . Резервирование позволяет обеспечить работо­
способность ЗУ при появлении ошибок в слове или массивах слов .
Расчет вероятности безотказной работы ЗУ рассмотрим для ос­
новных методов резервирования - инфор м ационного (т. е . и с поль-
36


JMV
'111сло
1
---
уу
...
flilpec
-
Зпjсч
Л3у
1
Nзу
Nзм
зо вания коррект ирую щ их кодов) и
стр уктурного. Объектом рассмотрения
является полупроводниковое ЗУ, мо ­
дел ь для расчета показателей надеж ­
ности которого приведена на рис . 3.3 .
Для щанных ЗУ 1rа,и·более вер,оятны
четыре вида отказов: ЗЭ, строки ЗЭ,
,столбца ЗЭ, полные отказы ЗМ (см.
·§ 2.2). Вероятность безотказной рабо ­
ты ЗУ с коррекцией ошибок
(3.19)
Рис. 3.3 . Модель для расчета
показ,а,телей надеж+юст.и полу­
проводникового ЗУ
где Рабр (t) --- вероятность безотказной работы элементов элект­
роники обрамления; Рн U) - вероятность безотказной работы на­
;wсшителя. Вероя'Гность ~без,от·каз:ной ра1боты 1на1к,о,п,ителя ра1вна
nw
Рн(t)~Lj Рнj(f)Wj,
i=I
(3.20)
где РнзiU) - вероятность безотказной работы накопителя по от­
ношению к отказам вида j; Wj - доля отказов j-го вида в общем
числе отказов; nw - число видов отказов.
Запоминающее устройство с коррекцией ошибок исправно по
-отношению к отказам j-ro вида, если _число ошибочных разрядов
в слове не пре в ы ш ает разрядности исправляемых кодом ошибок.
Для rкода, 1и,сп,ра1в л-яющего -lк 1ю~за1В1и1с1имых ,ошибок, ЗУ 1исп1ра1вно,
еiсли ЧИIСЛЮ ,011ка,зо,в IПО 1вы1бран,нО1му щц,ресу 1ра·вно О, 1, .. ., 1lк. Тогда
вероятност ь безотказной работы накопителя по отношению к отка­
:зам j-го вида
{
lк
•
}Nзy/N j
Pнi(t) = i~o ~~ЗУ [1-Рзмi (t)JiPз':J~-, (t)
'
(3.21)
:rде пзу, N ЗУ - соответственно разрядность и число хранимых в
ЗУ слов; Сiпзу - число сочетаний из n 3 y по i; Nj - число иска­
женных адресов при отказе j - го вида; Рзм j (t) - вероятность бе­
зотказной работы З,М по отношению к отказам j-ro вида:
Рзм i (t) = е-лзмi'.
(3.22)
rде л зм j - интенсивность j-ro вида отказов в ЗМ:
_
лзм Wj
'лзмi -
~-- Nj,
(3.23)
NЗМ
лзм - суммарная интенсивность всех видов отказов ЗМ.
Для четырех рассмотренных видов отказов З·М вероятность бе,
.зотказной работы накопителя
4
Рн(f) ~ zJ Рнj(t) ffij.
i=l
(3.24)
37


Изложенная методика расчета обеспечивает завьrшенное зна­
чение показателя Р ЗУ (t), потому что не учитывает совместное по­
явление различных видов отказов по одному адресу . Однако по
сравнению с методами расчета на наихудший случай, когда все от­
казы ЗМ считаются полными, или с методом, когда все отказы
принимаются однобитовыми, точность полученных результатов вы ­
ше из-за учета числа адресов, искажаемых при различных видах
отказов.
В табл. 3.2 . приведена формула для расчета вероятности без­
отказной работы ЗУ с коррекцией ошибок. Подставляя в нее чис­
ло ,ВИдiО\В отказов пе>, чи,сло иака·женных щдресо1в для каждого ~И­
да отказов Nj, разрндr-юсть исправляемых кодом ошибок lк, мож­
но получить выражения для расчета вероятности безотказной ра­
боты ЗУ при различных видах отказов с коррекцией ошибок раз­
личной краткости.
При использовании методов структурного резервирования ЗУ
состоит из нескольких однотипных модулей памяти (основного и
резервных), каждый из которых включает в себя накопитель и.
схемы ~у,пра,влен,ия. В реэер ,ви1рова1нно1м ЗУ •обе'оп ечщвается ма,е~и -
Таблица 3.2
Метод пов:,1-1
шения наде)Е­
ности
Использова­
н11е коррек­
тирующих
кодов
Дублирова­
ние:
нагружен­
ное
ненагру­
женное
Резервиро­
вание:
мажори­
тарное
скользя­
щее
38
Вероятность безотказной работы полупроводникового ЗУ. Р ЗУ (t)
1
nu>
i-J C~P ~~(t) [1 - Робр(t)] 1 L roj Х
l=O
j=I
1
nro
i-J C~~~(t)[l-Poбp(t)] 1 ~ rojX
/=О
1=!
, !-1
} Nзу nзy/NJ
Х { ~ Ci P1w/j (t) [1-Рзмj (t)]l
.z.= O
~ ( "'мпkot)i е-лмп kat
i=O
il


рование дефектов как в накопителе, так и в схемах управления.
На практике, как правило, используются методы резервирования,
обеспечивающие маскирование одного дефекта по одному адресу.
В этом случае резервированное ЗУ будет работоспособно, если вы­
полняется одно из следующих условий:
схемы управления всех МП исправны, а в накопителях основ­
ного и резервного МП имеется не более одного отказа по каждо­
м у из совпадающих адресов;
схема управления одного МП неисправна, вследствие чего от­
сутствует доступ к ЗМ этого МП, а в остальных МП отказы от­
•сутствуют.
Формулы для расчета вероятности безотказной работы ЗУ с
нагруженным резервом получаются аналогично выражениям для
ЗУ с коррекцией ошибок. Обобщенные выражения приведены в
табл. 3.2 .
Ненаг,руженное резервирование отличается от нагр~уженного
тем, что резервные iМJП отключены. При этом считается, что вы­
«люченные МП не отказывают. Пр,и отказе осно·вного МП обра­
щение произ·вод'ится к IПiОдlКЛЮ'Ченному резервному МП. 1В про­
цессе функционирования груП'Iш из (,ko +,lp) МП (·ko - rчисло ос­
новных, lp - •число ·резервных МЛ) в рабочем состоянии нахо­
дится гру:п:па из ko основных МП, интенсивность отка·зов 1каж:до­
rо из кото·рых ра,вна лмп . ,Вероятность безо11ка·зной работы ГРУ'П·
пы резервируемых !МП в ,предположении, что •коммутирующие
схемы не отказывают, определяется по формуле
1Р(л kt)1
р(t)='1 МПо
-лмпk0t .
гр
Li
·1
е
l=O
t
(3.25)
Формулы для расчета вероятности бе:зот1казной ра6оты ,ЗУ с
ненагруженньгм резер,вированием приведены в табл. 3.2, где Лобр,
Лмп , л.зу j - интенсивности отказов элементов электроники о·б­
рамле,ния, МЛ и ЗIМ j-ro 1вида соответственно.
При проведении профилактических работ в восстанавливае­
мо,м ЗУ производитс,я кон11роль его ра•ботоопосо6ности, поиск и
замена (или ремонт) неисправных э.лементов. 1В атом случае ма1к­
сималъное значение интервала времени, для ,которого расочиты­
lВается вероятность безотказной ра,боты ЗУ, ра·вно интервалу вре­
мени между профилактическими рабо- р .
тами. Минимальное значение вероят­
н ости безотказной работы ЗУ равно
вероятности безотказной работы меж­
ду соседними профилактиками.
Средняя наработка до отказа to с;,
в ычисляется как площадь под кривой
t
Р (t) (рис. 3.4) по формуле
imax
(Лi
)
t0 ер ~ ~ Р - + i лt Л t. (3.26) Рис. 3.4. Иллюстрация прибли:
l=O
\2
женного вычисления среднеи
наработки объекта до отказа
39


3.4 . РАСЧЕТ ПОКАЗА ТЕЛЕй НАДЕЖНОСТИ
ВОССТАНАВЛИВАЕМЫХ РЕЗЕРВИРОВАННЫХ
ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОЙСТВ
1
.
'
В восстанавливаемых резервированных З,У от•казавшик :МП
ремонтируется и вновь 1включается в состав устройства . Интен­
сивность восстановлен·ия ра1 ботоспосо.бного состояния. МП оrП1реде­
ляется ро формуле
(3.27)
где 0 мп - среднее время восстановления.
Сравним надежность дублированноrо ЗУ с надежностью З,У,
содержащего k0 основных и один или два резервных МIП (резер­
вирование нагруженное). О11каз дl)l'б.лированною ЗУ и.ли ЗУ е
одним ревервным МJП насту1пит тогда, ,когда во время восстанов­
ления O11каза1вше,го 11\1\.П откажет вто1рой МIП . Запоминающее уст­
ройс11Во с двумя резервными МIП откажет в том сл,учае, когда во,
время восстановления 1двух от~ка.завших МП откажет третий. При-
6лиженные формулы для расчета вероятностей безо11казной ра­
боты восстана,вливаемого резерви,рованного ЗУ ттри1ведены !В таlбл.
3.3 . Погрешность фор:мул имеет порядо1к l'0-4
.
· Велиrч:ина '\'и в.
табл. 3.3 о:п.реде.ляетея выражением
'Уи = Лмпlμмп-
(3.28)
Таблица 3.3
Число резерв-1 Вероятность безотказной работы РЗУ (t) резервированного З'У с восста-
ных МП
новлением отказавшего МП
ko (дубли­
рование) .
2
40
{
2 '\'И
ехр - -~-- лмпkot
1+3уи
{
(ko+1)уи ,
kt}
ех-
"
о
р 1 + 2(k0 +!)'\'и МП
to С10+2 '\' ~
1
Cko+I '\'~
J


ГЛАВА 4. МЕТОД СТАТИСТИЧЕСКОГО
МОДЕЛИРОВАНИЯ НАДЕЖНОСТИ ЗАПОМИНАЮЩИХ
УСТРОЙСТВ
4.1 . ОБЩИЕ СВЕДЕНИЯ
Большая информационная ем1кость современны х З У, разноо1б ­
р азие видов их от1ка1зов, !большое число допустимых О'I'Каз ов в ре­
з ер,вированных ЗУ приво~ят ,к тому, что аналити1чеокие методы
расчета надежности ЗУ абес:печивают лишь п-риближенную о~цен -
1ку . Метод статистического моделирования надежное-@ ЗУ ~позво­
ляет при достатотюй длительности моделирования полу'Ч'ить бо­
л,ее точную, по сравнению с аналитичеоки ,ми методами, оценк у
показателей надежности с ломощрю более точных моделей отка ­
_з ов элементов ЗУ.
!Метод основан на машинном модел ·ировании процесса дегра­
да1ции резер,внрованного .ЗУ вплоть до его 01жа:за. ,Многократное
повторение данного процесса обеспечивает по.лучение статистиче ­
оких зна1чений показателей надежности .ЗУ, :за,кона расп1ре;делени я
на1рабо11ки ЗУ до от,каза, лока:зателей на:дежности элементов ЗУ,
-оценки эффективности иапюль-зуемо,го метода повы1Шения надеж­
ности ЗУ. Данный метод эффективно применяется для исследо ­
вания влияния страте,гии ремонта ЗУ на по1каз атели его надеж­
ности .
4.2 . МОДЕЛИ ОТКАЗОВ ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОИСТВ
Реэер,вированное ЗУ может сох.ранять ра1ботоепосо1бность ,при
-наличии •в нем нескольких от1казавших элементов. О11ка,з З.У в
этом слу1чае наступает то1Гда, когда число 011каэов элементов ЗУ
по одному адрес:у пре1в ысит кор-ректирующие ,возможности ис­
пользуемого метода коррелщии ошибоlК. Поэтому 1П1ри статисти·че­
ском ·моделировании надежности ЗУ необхо~имо х1ранить ,в па,мя­
ти моделирующей ЭВIМ та1кую инфо·рма,цию о накопленных отка­
з а х элементов, •которая ло•зволила бы определять .количес11во и
номера ис'каженных при о-гказах адресов и раз рядов слов, · храни­
мы х в моделир1уемом ЗУ . Эта информа1ция содержится :в модели
0 1~к азов ЗУ.
Под ,моделью от,ка з ов ЗУ будем понимать предста1вление в ла-
~
м яти моде.лирующей ЭНМ информации о на1колленных ·в модели­
руе м ом ЗУ 011казах элементов, поз1воляющей о:п1ределить иdка­
ж енные адреса и разряды хранимых в ЗУ слов.
Треlбуемая для модели ютказов ЗУ ем.кость па·мяти моделирую­
щей ЭВIМ определяется еrм1костью .моделируемого .ЗУ, точностью
з ад ания моделей 011ка з ов элементов ЗУ, числом нако'Пленных от -
.хазов и, в значительной степени, предопределяет выбор ,модели ­
р ующей эв;м. Поэтому все ви1ды моделей 011казов ЗУ будем оце­
нивать по тре1буемой ем ·кости ·памяти моделирующей ЭВМ.
41


Модели отказов ЗУ с последовательной и произ,вольно-:после­
довательной ,выбор,кой достаточно 'Просты. Они лредстанляют со­
~бой па,кет ошибочных раз,рядов 'В :последовательности считанных
данных .
,В о:перат,ивных ЗУ с произ1вольной выбор,кой за,висимость 1ко.
личества неис:П1равных адресо~в от вида 011каза усложняет модели
откавов. Известны три вида ,моделей от~казов ЗУ: модели с за:по­
минанием ,координат отказа·в1ших элементов; модели с за 1помина ­
нием информационных пос,ледствий отказов; ком1бинированные
модели, сочетающие свойства двух первых моделей.
Модели отказов ЗУ с запоминанием координат отказавших
элементов. Запоминающие устройства состоят из ЗЭ, предназна­
ченных для х,ра,нения инфор,мащи1И, 1и у:зло,в, обе,спеч1швающих !Вы­
бор ЗЭ и ,за~п.и,сь ,или ,считыва,ние. Эт,и узлы п.оз,воляют по задан­
ному адресу однозначно о:пределить 1вьiбранный .ЗЭ . Если в,клю­
чить в модель 011казов ЗУ номера всех элементов, 01бес1печи1ваю­
щих вы1бор,ку числа ,по ,заданному ад'ресу и опре~деляющих номер
его раз·ряда, то последовательное перечисление 0Т1ка:за:вших эле­
ментов в этой модели об:еопечивает однозначное определение ад­
ресов и раз,рядов слов с ошиlбками. На'зове1м номера элементов,
определяющих место ОТIКа:за, его :координатами.
На рис. 2.3, 2.5 и 2.7 приведены структурные схемы 3/М, МП и
мо.щульного ЗУ соответсТIВенно. Последовательность 1Коор,д,инат,
включающая в себя номе,р М!П, номер столбца и стро1ки ЗМ в
МIП, номер стол,бца и ст,роки ЗЭ в ЗIМ позволяет указать с точ­
ностью до бита место 011каза. Данная последовательность коорд,и­
нат является моделью 011казов З ,У с за1по·минанием IКОО'рдина т от_
1Ка1завших э,лементо1в . Если возни~к полный отказ эле~мента ЗУ бо­
лее высокого уровня, чем ЗЭ (наприме,р, МП), то координаты
входящих в него элементов не у1казываются . Пример за:полнени я
модели 011казов ЗУ этого ти1па для ,ра зличных о-гка:завших ,элемен­
тов приведен в та1б_л. 4. 1.
Если в ЗУ возникло нес'КОЛЬIКО от,казов, то модель 01жа:зов ЗУ
содержит неокольхо страк, число кото,рых ра,вно числу отказов .
В ·кажщ,ую с1,ро1ку модели занесены координаты одного отп<аза.
Таблица 4.1
Координаты отказавшего элемента
Отка з авший элемент
1
Столбец \ Строка 1 ,Столбе11 \ Строка
мп
змвмпзмвмпзэв3:11 ЗЭвЗМ
мп
1
-
-
-
-
Столбец ЭN1 в МП
1
2
-
-
-
Строка ЗМ в J\11П
1
-
4
-
-
зм
1
2
4
-
-
Столбец ЗЭ в ЗМ
1
2
4
28
-
Строка ЗЭ в ЗМ
1
2
4
-
42
зэ
1
2
4
28
42
42


Таблица 4.2
Отказавший элемент
зэ
Строка ЗМ в МП
мп
Координаты отказавшего элемента
1
Столбец I Строка I Столбец I Строка
ЗМвМПЗМвМПЗЭвЗМЗЭвЗМ
1
21:
128142
Пример модели 011казов ЗУ с двумя отказами элементов (1ЗЭ и
строки ЗМ. в МП) приведен в та·бл. 4.2. В этом П1римере по одно­
му из адресов ЗУ имеется двух.разрядная оrшибка. Ад'рес оши161ки
определяется адресом отказавшего ЗЭ. Номера неисп·ра•вных раз­
рядов (строк ЗiМ в МП) соот1ветственно ра,вны 4 и 6. Дл·я х1ране­
ния ~модели 011ка.зов ЗУ с запоrминанием ·коорщинат 011каза·вших
элементов требуемая ем1кость ,памяти ЭВМ определяется по фор­
муле
(4.1)
где Котк - число координат отказа, в рассматриваемом примере
!(отк = 5; тотк - допустимое число 011казоrв.
Из 1(4.1) следует, что ем•кость памяти ,модели·рующей ЭВiМ в
зна1чительной степени зависит от допустимого числа 011казов эле­
ментов, которое может быть на1кО1П1лено в моделируемом ЗУ до
наст:у:пления его отказа. Оценим ма-ксимально возможное число
накопленных отказов элементов для полупроводниково·го ЗУ с
исправление;м однора1зрядных ошибсJtК. Максимальное число бит,
равное Nзм , иокажается при полно~м 011Казе ЗIМ. Та1к ·ка1к ,число
ЗIМ в адресном нашра,влении ЗУ равно N ЗУ /N зм , то .количество
:полных 011кавов ЗIМ, при ,котором в ЗУ обязательно возникнет
днухра.зрядная ошибlка, •равно ,(N3y /N зм ) +1. Если доля полных.
о т,казов ЗIМ соста,вляет (!)4, то максимально возможное 1число на­
~к опленных 011казов элементов до наступления 011каза ЗУ равно
mоти шах= _!
_
(,NVЗY+1) .
W4
ЗМ
(4.2)
В формуле (4.2) для простоты выкладоiК учитываются лишь
O11казы з;м, которые являются полными, и не у1чтены 011казы З1Э,
-строк и столбцов ЗЭ. Вследствие этого ма,к:симальное значение
ч исла накоrпленных отказов элементов моделируемого ЗУ, опре­
д ел я емое фор·му.1юй (4.2), является завЬ11шенным . Тем не менее
э та фор,%ула позволяет получить пригодную для ,п1рактик:и оцен-
* ку требуемой для х1ранения •модели 011казов ЗУ ем:кости памяти
ЭВ:М. Если доля полных 011каво1в ЗМ составляет 33 % (табл . 2.4),
·то ,для значений числа ЗIМ в направлении наращивания адJреса
ЗУ N ЗУ /N ЗМ = 116 ПОЛУЧИМ тотк max=52 .
Если в.место ,полных отказов З,М для получения оцен к и тотк max
р ассматривать отказы ЗЭ, не учитывая отказы строк , столбцов
43


ЗЭ и полные отказы ЗIМ., то получим чрезмерно завышенное зr1а ­
чение тотк max , примерно ра 1 вное N ЗУ , что неприемлемо для пра ,~­
ТИIЧеок,их раdчетов.
Осо~бенностью ,моде.ли отка'Зов ЗУ с ,за1П1оминанием координат-
011казавших элементов я·вляется отсутС'гвие за,висимости требуе­
мой е-м,кости па;мяти ЭВIМ от ем.кости моделируемого ЗУ. При­
увеличении ем ,коС'rи -последнего воз1растают зна1чения одной или
нее11юлЬ'ких коОJрдинат 011ка:за при неи.з,менном их количестве.
Двух1байтного числа достаточно , чтобы закодировать ма1ксималь­
ное зна~чение любой коо,рдинаты как созданных, та1к и перспе:к­
тивных ЗУ.
До,стоин1сТ1ва:м,и мо~елей отка1зов ЗУ это,гю ти:па являются IВО'З ­
можность предста •вления сложных ВИiдов отказов, ха·ра ,ктерных ,
на1П1ример, для полу1проводни1ковых ЗУ, и относительно не:бо.ль­
шая ем.кость т,ребуемой для хранения модели лам-яти ЭВIМ.
Модели отказов ЗУ с запоминанием информационных послед-·
ствий отказов. В моделях отказов ЗУ данного типа фиксируются.
информационные последс11в-ия от.казов элементов ЗУ, а сами ,моде­
ли п1ре~ставляют ·собой раопределения оши1бо1к в ЗУ при отказах
состав.ляющих его елементов. Под расП1рсmелением ошибок в ЗУ
б~уде1м понимать матрицу, ·каждый элемент ,которой соответс11вует
о\бласти ,памяти одного елемента ,ЗУ, с точностью до ,которого оп­
ределяется место от:каза. Для распределения 01шиlбак в .матрице:
ЗlМ эле~мент матр1ицы соответствует одном ,у .ЗЭ, для МiП - од­
ной З!М, для ЗУ - одном~у МIП. Число элементов матрицы равно,
числу элементов ,в рассмаТiриваемо•м узле ЗУ.
Элемент матрицы равен оп:ре,деленному символу (нап1риме.р,
• 1ил,и
Х), если ,в ооот:вет'С'nвующе,м эле,менте .ЗУ юlб.на,ружен ,от­
,каз, т. е . в считанных из этой области ·памяти данных имеютсЯ!
ошибки. '
РаС'пре1деление ош,и,бок для З'М шредстанляет со'бой матрицу.
содержащую Nст строк и Nстр столб;цов. Каждый -элемент ,мат­
рицы соответст,вует одном~у ЗЭ. Распределещ1 я оши1бо1к различных
элементов одноразрядных .ЗiМ лриведены на рис . 4. 1.
11•111Ргстр
а)
1·1·1•1•1
б)
Рис. 4.1. Виды распределений ошибок в ЗМ:
11·11
fJ)
l·1·1•1• 1
г)
а) отказ ЗЭ; б) отказ строки ЗЭ; в) отказ столбца ЗЭ; г) полный отказ ЗМ
1 П атент 39460 1 США. Apparatus for Locatiпg Faults iп а Working Stora-
ge/M. Непгу, G. J . М. Bottard.
44
..


Ра определение ошибок может быть п,редставлено дв у,мя спосо­
ба,ми: в в иде м атрицы или с помощью ,двух ·регис 'Гров - ,регистра
столбца (Рrс т) 1и реnис11ра ,ст,рокш (Р1Гс тр) ма'тр1ицы . При ,пред,ст аlВ­
лении ·. маТlри'l.r,ы с 1шомощью регистров столlб'Цов и ·стро~к ,в ,разря:ды
ре1гисТJров , соответствующие номерам стол:бцов и строк 011ка з ав­
шего элемента, заносится опрещеленный си1м'вол, например • 1 (рис.
4.1) . Данный с:пособ 'более э1коно:мичен по ем1кости пам,яти, не,66 -
ходимой д1ля х·ранения рас,шределения ,ашиiбО1к . Его недоста11ко м
я,вляется возможность ошиiбо1чной идентиiфика,ции распределения
' ошиrбсж п,ри возникновении 011кавов неаколъких эле1ментов.
Для МJП матрица рааПiределения ошИlбок содержит nмп /nзм
с'ТрО!К и Nмп/N зм 1столrбцо,в . Каждый е лем ент Мrаmри,цы юоо11вет,ству ­
ет адресному и ра:зр,ядному полю ЗIМ. Распределения ошибо1к .тт:ри
откав ах различных элементов МП ,приведены на рис . 4.2 . На 1рис .
4 . 2,г прив~дены раопре:деления ошибак пrри 011каз е одного ра.з ряд ­
но1го фор,мирователя (одна ис:каженная строка матрицы) и двух
РФ 1при 011казе микросхе,мы формирователей (две и ·б ольшее чис­
ло иокаженных стро1к ) .
При моделировании надежности модульного ЗУ ~матрица рас ­
п,реде.ления оши,бок содержит число элементов , ра1вное 'кол,ичест,в j[
МiП в ЗУ, а каждый элемент ,ма11рицы соответс'Гв ует адресном,у и
разрядном~ .полю одного МП (30).
Вм1кость памяти ,моделирующей ЭВМ, треб1у емая дл я х ранения
мо1дели 01жазов ЗУ с за'поминанием инфор,ма,ци онных ,после.цс11вий
отказов, не зависит от числа на1копленных в rЗ.У 011каз ов элем е н­
тов . Одна-ко данной модели ,п,рисущ существенный недостаток -
ем:кость па, мяти Э~ВIМ л.ря1мо 1шролорциональна ем1кости .м одел 111р у е­
мого ЗУ :
NЗУ
N;y= -- Пзу,
Nд
(4.3)
['Де Nд - диокретность модели, т. е. ,колиrчес11во бит, с точностью
до 1которого определяется адрес отказ а . Именно поэтому данна я
~модель может быть использована для предста,вления отказов ЗУ
....
....
•1•..
....
....
1
....
а)
6)
fJ)
г)
Рис. 4.2 . Ра•спределения ошибок в МП при отказах:
а) ЗМ; б ) АФ; ФР; ФВК2 ; в) ФВК!, ДШВК; г ) РФ, УС. АФ , ФР, ФВК2 подключены вдоль
строк матрицы ЗМ
45


маJiой информац ионной ем1кости или ,при бол ьшой диокретности
у~казания места 011каза, наЛ1ример до 1МЛ или до ЗiМ без детали­
зации видов O11казов внутри неы:оправной ЗМ. Последнее бывает
оправдано, .когда неиз·вестны [Jро,центные соотношения между ин ­
тенсивностями отказов различных элементов 1ЗIМ и имеются лишь
данные ,по надежности ми1к1росхемы в целом. Модели от.казов ЗУ
с запоминан,ие1м информационных последствий отказов могут
применяться для iПредставления 1видов О11Казов отдельных элемен­
тов ЗУ, на.пример ЗМ.
Комбинированные модели. Комбинированная модель отказов
ЗУ пра1кти~чески состоит из двух моделей: мо:11.ели 011казов ЗУ с
запоминанием информационных последствий от;казов элементов
электроники ,<jбра1мления, ~вызывающих оши~бки ,в больших масс.и ­
вах адресов, и модели O11казов З У с за1по.минанием координат от-
1Казавших ЗЭ . В ,качеС'гве ~координат второй модели исполызrуются
адрес и разряд ошибки, а такж е адрес соо11ветс11вую щей з·оны
ошибю1к элемента елею,роники обрамл ения [3 1].
Раз,рЯ!дность · оши601к при иапользо·вании 1юомiбиниро,ванно й: ,мо­
дели O11казов ЗУ определяется сле1.дующим образам. Снаrчала про-
1Веряе'Dся на,лИ!чие по одном:у а,щресу ·зон ,с ошиб1кам1и ,в ,м:одел.и от-
. 1Казо в
эле.ментов электроншки обрамления и определяется разряд•
ность накопленных ошибок. Затем анализируется модель O11казов
с запоминанием координат O11каза,вших ЗЭ . Адрес неисправного
ЗЭ сра,внивается с адресами на,кО'пленных в модели O11казо1в дру­
гих ЗЭ и оп1ресделяется ра,зря~дность ошИlбlки. Если последняя не
превышает ~корректирующих опособностей: исло.льзуемого средст­
ва коррекции ошибо:к, то определяется адрес зоны, в,ключающей
отказа,вший .З:Э, затем анализируется ее содержимое в мод.ели от­
!Казов ,элементов элею1роники обрамления. Если в анал,изируемой
ячейке модели зафИiксирована ошибка, то определяется •раз,ряд­
ность ошибlки в слове и ,проверяются условия O11каза З1У.
Тре1б1уемая ДJIЯ ,комбинИ!ро:ванной: модели о-nказов ЗУ е;мкость
[Iа\Мяти ЭВ!М определ,яется выражением
(4.4)
rде К'отк - ~количество координат в модели отказов ЗЭ; m'отк -
допустимое число отказов ЗЭ.
Бм:кr0сть требуе,мой: для сrюмrбинированной: ,модели O11казов ЗУ
памяти ЭВМ зависит :ка1к от ем1кости ,моделируемого З.У, та1к и от
числа на:кошленных от,ка·зов ЗЭ. Одна·ко по сравнению с моделью
0тка:зов ЗУ, хранящей информационные последствия отка:зов, тре­
буемая емкость памяти в Nд раз меньше ем,кос11и моделируемого
ЗУ. Ма1ксимальное ,число накопленных O11казrов по ора·внению с
моделью O11Казов ЗУ, хранящей ~координаты O11казавших элемен­
тов, для ·коМ1бинированной: модели меньше, осо1бенно п1ри мо;дели­
ровании ЗУ на ФС. Это обусловлено те:м, rчто ФС соста1Вляют
часть оборудования ЗУ и интенсивность их O11казов меньше ин­
тенсивности о~казов эле,ктроники обрамления и паек (рис. 2.9,6).
46


Таблица 4.3
Тип модели
отказов ЗУ
1. С запоминанием
~оор,динат отка­
зов
2. С запоминанием
информацион­
ных последст­
вий отказов
3. Комбинирован­
ная модель*
1
Емкость памяти модела-, Зависимость емкости! Зависимость емкости
рующей ЭВМ, слов
модели от емкости модели от числа на-
моделируемого ЗУ копленных отказов
Коти тот.к
Практически от­
сутствует
Существенно за­
висит
NЗУ пзу , , Меньшая, чем
Nд +К отит отн для модели 2
Существенно за­
висит
Отсутствует
Меньшая, чем
для модели 1
* Дискретность N д для модели 2 м·еньше, чем для модели 3 при одинаковой точнос:lf
указания места дефекта.
В среднем на одну реализацию моделирования для ЗУ на ФС
приходится нес:колы.1ю отказов.
В та:бл. 4.3 пр1иведены сравнительные хара~ктеристики расамот­
ренных мо.целей 011казов ЗУ.
4.3 . АЛГОРИТМ МОДЕЛИРОВАНИЯ НАДЕЖНОСТИ
ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОЙСТВ
Метод статистического моделирования, или ,метод Монте-Кар­
ло, предна'Значен для пол,у,чения численных зна1Чений слу,ч_айных
величин, хара'кте-ри.зующих 1в рассматри·ваемом ,случае над€жность
ЗУ. При использовании этого метода модел~и,руются значения
входных слу~чайных величин и '.Производится их прео:браэование в
зна1чение выходной случайной ,величины. Путем многоа<ратного по­
вторения данной процеду1ры о:шре,деляется за1кон распределения вы­
хощной случайной ·вел1и~ч1ины ,и выч,и1сляю11ся ее мате1мат,иче,с,кое
ожидан,ие и ди1Спероия.
При статистичес,1юм моделировании надежности ЗУ моделирует­
ся Пiроцесс вознихновения и накопления в ЗУ 011казов. Значен1ия
интервалов времени межщу отказами элементов ti суммируются
до тех пор, пока очередной от~ка1з элемента ЗУ не лри'Ведет к по­
явлению некорректируемой ошибки, т. е. 1К отказу ЗУ. Полученное
суlМ'марное время является нара-бот:кой З.У до от:каза toi (~рис . 4.3).
Последовательность действий при моделировании надежности
.;
ЗУ ~рассмотрим на примере алгоритма, предста,вленного на рис.
4.4 . После устано1вки исходного состояния програ;м,мы моделиру­
ется момент времени 011ка:за ti, раопределенного по э1кс[Iонен.ци.
ально1Му закону (блок 2). Зате,м 'Моделируется тип от:кава Yi (от-
1к аз ЗЭ, стро'ки ·или стотбiца ЗtЭ, полного от-каза З!М., О'ГКа'З РФ ,
УС). Тип отказа ошредел,яется с учето~м вклада, вносимото интен­
сивностью отка-зо·в элементов данного тИlпа в 01бщую интенсив­
ность отказо1в ЗУ . Моделирование вхо~дных величин за,вер,шается
опрещелением номера от~каза'вшего элемента z.i п~тем моделирова-
47


Нет
Начало
2-~---,
MoiJeлupoioнue
tz:, !Ji, z;,
t
Рис. 4.3 . Последовательность модели­
рования времен отказов элементов ЗУ
ния равномерно распределенной
случайной величины.
Преобразование
значений
входных случайных величин в вы­
ходную, которой является нара­
ботка ЗУ до отказа, заключается
в суммировании моментов време­
ни возникновения отказов до тех
пор, пока не появится отказ, ко­
горый в совокупности с ранее на­
копленными отказами приводиг
к возникновению отказа ЗУ. Для
цанного преобразования служит
модель отказов . ЗУ (блок 3). В
этом же блоке суммируется время
!(онец
возникновения очередных отка­
зов для определения наработки
ЗУ до отказа .
Ри.с. 4.4. Схема алгор~пма стат.нети -
М
ЗУ
чес.кого моделирова1-1ия надежности
омент отказа
определяет-
ЗУ
ся в блоке 4. В нем анализиру-
ется содержИ1мое моtп:ели O11кавов ЗУ и опrределяется, возниJКнет ли
после очередного отказа элемента ЗУ не:корре1ктируема,я ошИ161Ка.
При отсутст1вии та ,кой ошибки, мо,дели1руется следующий O11каз
0ле1мента ЗУ. В противно:м слу~чае в бло:ке 5 1П1роиз•водится обра­
бот,ка результатов моделирования. Блок обработки резул,ьтатов
реализации формирует гистог,рам,му, по ~которой о.п,ределяется
плотность ра-с~пределения и вероятность безотказ•ной ра·боты ЗУ,
а та1кже рассчитываются мате,матичеакое ожидание и оре~11.нее
iКiВадратическое O11клонение времени на,ра1ботки ЗУ до от1каза. При
пост1роении гистограм,м и,з результатов опыта известны ма:кси-
1ма.льное и минимальное значения сл1учайной величины, та'к как
об1ра1батываются результаты уже 1про,веденных иоп:ытаний. Од:на1ко
от с;утс11в1уют кон1к,ретные реализации слу~чайной величины. Поето­
,му неоiбхо~Цимо задать п-редполагаемый диа·пазон изменения слу­
чайной величины, для кото·рой формируе'Гся гистогра,м1ма. 1
Этот диа1пазон может быть о:nределен 1пробными •реал1иза'Ция1ми
случайной величины с помощью програ:м,мы статистичеокого ·мо­
делирования.
1 Решение задач надежности и эксплуатации на универсальных ЭЦВМ/
Б. П . Креденцер, М. М. Ла,с.товче;н.ко, С. А. Се,нецкнй, Н. А. Ш·ншо,нок. - М.:
Сов. радио, 1967.
-
400 с.
48
,


Математичео:ое ожидание нара1ботки ЗУ до отказа определя ­
ется по формуле
1 1Ур
t0 ер= N 1-j tni,
(4.5)
Р i=l
где NР - число реализа,ций моделирования, а среднее ,К,вадратиче­
ское откло н ен:ие наработки ЗУ до от1каза - по фо,р 1муле
о0= -.
f_l_·
~(t2 .-f2 ).
(4.6)
VNp i=l о, оер
Вероятность безотказной ра1боты ЗУ в течение интервала вре­
мени 0-tJ
(4.7)
где по (ti, Лt) - число отказов ЗУ в интервале вре:Мени (ti, ti+
+М) .
Плотность распреде ления нара~бот,ки ЗУ до 011каза О!nре:деля­
<е т1ся rю т,и1сто r,рамме делением ее юрд~инат на 1сум,мар.ное число от­
казов ЗУ, равное ,количеству ,реализаций Np.
По,г,решность пюлу,ченных 'Ре зультатов зависит от числа реали­
заций случайной величины tai 1. Из:вестно, что относительная по­
r,решность о величины t 0 ер для доверительной вероятности 0,997
может быть вычислена по фор:м:уле
(4.8)
Зада,вшись требуемым зна·чением :погрешности ·бз, 110 формуле
(4.8) ,можно оп1ределить неоlбходи1мое число реализаций Np. Окон­
чание моделирования определяется ,выполнением условия о:;;;;бз.
4.4 . МОДЕЛИРОВАНИЕ СЛУЧАИНЬIХ ВЕЛИЧИН
При статистическом моделировании надежности ЗУ рассчитываются следу­
ющие случайные велич11ны:
1) случайный момент отказа элементов ti - моделируется экспоненциаль­
н ы м законом распределения с математически,м ожидание,м Мэ (to) = 1/Азу , где
л3у - суммарная интенсивность отказов · элементов ЗУ;
2) тип отказавшего элемента Yi :__ моделируется случайной величиной, ле­
ж ащ е й в диапазоне от О до Азу . Вероятность i-го значения случайной вели­
ч ины Yi пропорциональна отношению А'ЕJлз у , где А 1: i - сумм.ар на я шпенсJ1в­
н о сть отказов элементов ЗУ i -го типа;
3) номер отказавше го элемента i -го типа Zi - моделируется равномерно
р а с пределенной случайной величиной, принимающей значения от 1 до n,i , где
n,i - число элементов i -ro типа .
1 Соболь И. М. Метод Монте - Карло, изд. 3- е . -- М.: Наука, 1978. -
64 с.·
49


Моделирование · равномерно распределенных случайных величин в интерва­
ле (О, 1). Моделирование равномерно распредеJJенных сJJучайных величин осу­
ществляется с помощью псевдослучайных чисел, получаемых методами сравне­
ния или вычетов. Значение случай н ой величины 5Pi определяется ее предыду ­
щим значением и вычисляется по формулам 1
SPi(O, mм)=Aspi-1(0, mм)(modmм),
(4.9)
SPi(О,1)=Spi(О,mм)/mм.
(4.10)
Из ( 4.9) следует, что число 5pi (О, тм) равно остатку от дел€ния
А5р i-1(0, тм) на тм.
Для удобства расчета на ЭВМ
тм=2n,
(4. 11)
А=52Р+1, р=О, 1, 2,...
(4.12)
При выполне н ии усло в ий (4 . 11) и (4.12) количество псевдослучайных чи-
сел L в последовательности вы ч исляется по формуле
L = 2п-2.
(4.13)
Прео б разование интервала равномерно распределенной случайной вел и чи­
ны. Плотность вероят но сти случай н ой вел и чи н ы равномерно распределенной в
интервале (а,р, Ь,р)
<р(sр) = {l/(Ьгр - агр) при агр ~ 5~Ьгр,
О
• при s<агр, ~>Ьгр,
(4. 14)
тогда
Sp (агр, Ьгр) = агр + (Ь,·р-агр) Sp (О, 1) .
(4. 15}
Подставив значения: a,p = I , Ьгр = n,;, получим формулу для вычисления
случайной величины z;, моделирую щей номер отказавшего элемента i-ro типа
в ЗУ:
(4.16)
Получение случайной величины с законом распределения, заданном в виде
таблицы. Предположим, что необходимо получить значе н ия случайной величи­
ны sт с рас п ределением
_
{sт (1) sт (2) ... sт (nf;) }
sт-
'
Р1 Р2 .•• Рп6
(4.17)
где Р; - вероятность получения значения sт (i) случайной величины sт­
Рассмотрим интервал O<s<I. Раз обьем его на п5 интервалов, длины ко-
торых равны Р1, Р2, ... , P"s· Координатами точек деления будут точки s = P 1,
.,
s = P1+JJ2, s=JJ1+P2+Pз, ... ,
; = Р1+Р2+ .. . +Рп.-1. Полученные интервалы
s
пронумеруем цифрами 1, 2, ... , п 6 (рис. 4.5). Для получения значения sт (i) не-
обходимо выбирать значение равномерно распределенной случайной величи•
•
ны ;р (О, 1) и строить точку s= SP (i). Если эта точка попадет в интервал с
номером i, то будем считать, что sт=sт , (i).
1 Полляк Ю. Г. Вероятностное моделирование на электронных вычисли­
тельных машинах. - М . : Сов . радио, 1971.
-
400 с.
50


Рис. 4 .5 . Разби ение интервала
О ,::;;J; ~ 1 проп орционально ве­
роятности появления значений
sт (i)
о
23
7-р
1
п~
Используя рассмотренный принцип преобразования, можно получить рас­
пределение случайной величины у;, моделирующей тип отказа в шего элемента
в запоминающем устройстве. Построим табл. 4.4 соответствия типов отказав­
ших элем ентов и суммарных ин тенсивностей их отказов. Будем моделировать
равномерно распределенную в интервале (О, "'зу ) величину SP (О, л 3у ) . Если
!'- выбранное значение удовлетворяет условию
i-1
i
LJл~;< ;r, 3⁄4 J-Jл1:;,
(4.18)
i=l
i=I
то будем считать, что y;=i.
Реализацию случайной величины SP (О, л 3у J можно получить из выраже­
ния (4.15), подставив arp = O, Ь,р = Лзу 1
~р(О, л3у) = л3у;р(О,1).
(4.19)
Получение случайной величины, распределенной по экспоненциальному за­
кону. В литературе, посвященной исследованию метода статистического моде­
лирования, обосновано выражение, которое позволяет преобразовать равномер­
но распределенную случайную величину SP в случайную величину t с задан­
ной плотностью ,ра,спределения QJ (х): 1
t
Sф(х)dx = Gp.
(4. 20)
Для э кспоненциального закона распределения
-лз" х
QJ(х)=л3уе ~
(4.21)
Подста вив значение QJ(X) из (4.21) в (4.20), получим
t
-лзу х
S"зу е
dx=;р•
: (4 .22)
{)
Вычисл ив и н т еграл в левой части выражения (4.22), получим соотношение
1 - е-лзуl i:
= 1,р,
Таблица 4.4
Показатель
надеж н ости
·Суммарная интен -
•СИВНОСТЬ отказов
"'~1
Тип отказавшего элемента
1... 1
1... 1
j
"1:1 + "'l:2
...
~ л.l:i
...
лзу
i=l
1 Голенко Д. И. Моделирование и статистический анализ псевдослучайных
чисел на электронных вычислительных машинах. - М . : Наука, 1965 .
-
228 с.
51


откуда
(4.23}
Величина 1-sp распределена так же, как и Sp , поэтому вместо выражения
(4.23) можно использовать формулу
1
t= --'А--,п~р­
ЗУ
(4 .24)
4 . 5 . ПРИМЕРЫ ИСПОЛЬЗОВАНИЯ ПРОГРАММ
СТАТИСТИЧЕСКОГО МОДЕЛИРОВАНИЯ НАДЕЖНОСТИ
ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОЙСТВ
,В настоящее время для оценк·и надежности ЗУ разра ,ботаны и
используются ряд 1п1рогра:м1м статистического моделиро,вания 1
[131-33). Ха1ра,ктеристи1ки этих програ:м,м JП,риведены в та·бл . 4.5.
Програ1м·ма статистичеекого моделирования, расемотренная в
[33], обеспечивает кроме оценки показателей надежности полу­
rп1рово1дникового .ЗУ расчет объема оборудования составляющих
его узлов и временнь1х па-ра:метров схем коди~,ювания и декоди­
ро,вания .
(Метод статистического мод,ел.ирования ,предоставляет ·ра~з ра­
ботчику за1поминающих ус'I'ройсгв ряд возможностей юо исследо­
ванию осо~бенностей ЗУ с коррекцией ошИ1бок. РасС1мотрим сле­
дующие из них: анализ зависИlмо сти насдежнюсти ЗУ с коррек,цией
Таблица 4.5
Характеристика
nрогра ммы
Моделируемое ЗУ
Моделируемый
отказ
Используема я
модель отказов
Моделируемый
корректирующий
код
Моделирующая
эвм
Используемый
язык
Время модели­
рования
Содержание хаμактеристики при различной организации МП
Разрядная
Ра з рядная, словарная (2Д)
2,5Д3ш
Полупроводниковые ЗУ
ЗУнаФС
МП, строки и МП, строки и столб- МП, строки и столб - Разрядное по-
столбцы ЗМ, цы ЗМ, ЗМ
цы ЗМ, ЗМ, ЗЭ
ле, секци я
ЗМ, строк и и
выходной об-
столбцы ЗЭ,
мотки, строкн
ЗЭ
и столбцы
С запомина- С за поминанием информационных послед -
зэ, зэ
Комбиниро­
ванная
нием коорди-
ст вий отказов
нат отказов
Код Хэмминга Код Хэмминга, кон- Коды Хэмминrа, БЧХ , Код Хэммнн-
троль по модулю 2 Рида - Соломона,
ra
контроль по модулю 2 ЕС-1050
ЕС-1033
ЕС-103 3
ПЛ-!
ПЛ-1
Фортран
5 мин_ (Np=I000, ч11,:- 8 мин (Np=200, чис- 2,S_мин (Np=
ло ЗМ 124 8, код Хэм- ло ЗМ 896, код Хэм- =5:,00, ем-
минга)
минга)
кость ЗУ
16 Кбайт)
1 Kwon S. К. Reliabllity Simulation of Memory Systems with SECC//Annals
of Acourance Sciences. -
New York, 1972. -
Р . 116-126.
52


ошибок от стратегии ремонта, а также определение за1кона рас­
пределения наработки ЗУ до 011ка:за.
Зависимость показателей надежности ·запоминающих устройств от страте­
гии ремонта . При возникновении отказа ЗУ с коррекцией ошибок могут быть
использованы следующие основные стратегии ремонта :
1) лри отказе ЗУ замен яются все МП, содержащие отказавшие компо-­
ненты;
2) при отказе ЗУ заменяется МП с наибольшим числом отказавших ком-­
понентов , который привел к отказу ЗУ;
3) пр,и отказе ЗУ заменяются все МП, содержащие более по отказавших
компонентов (рассматривается случай п 0 = 1);
4) при 01казе ЗУ заме ня ет ся МП, ставший причиной отказа ЗУ. Кроме·
того, периодически с интервалом времени, равным Лt, производится замена
всех МП, содержащих более по отказавших компонентов. Рассмат,ривается слу­
чай, когда Лf= 3 тыс. ч., по= 1. Выбр,а,нный интервал периодичес,кого ремонта
обеопечивает при д ис кретнdсти построения гистограммы 1,5 тыс. ч получение·
точек гистограммы как между двумя ремонтами , та·к и после ремонта . В свою,
очередь, такая дискретность гистограммы выбр€1На для получения достаточно­
го количества точек на интервале моделирования 45 тыс. •1.
Эффективность различных стратегий ремонта можно оценить по следующим,
показателям: интенсивности отказов ЗУ и интенсивности замен МП '' "мп,
определяемой число м замененных МП за 1 ч ,работы.
Анализ влияния стратегии ремон та на выбранные пока затели надежност\f,
затрудненный при использовании аналитических методов анализа надежности, мо­
жет быть реализован при исполь зовании метода статистического моделирова­
ния. Для этого в каждой реализации процесса моделирования посл е отказа
ЗУ необхо,димо корректировать содержимое модели отказов ЗУ в соответствиw
с выбранной стратегией ремонта.
Рассмотрим корректировку содержимого модели в зависимости от стра­
тегии ремонта на примере модели ошазов ЗУ с за поминанием координат от­
казавших элементов (табл . 4.2).
При использовании стратегии I координаты всех отказов . стираются из па­
мяти ЭВМ, что соответствует замене всех неисправных МП.
Для стратегии 2 по модели отказов ЗУ определяются ном ера МП, ошазы
которых привели к отказу ЗУ. Выбирается тот из них, на долю которого при­
ходится большее число отказов, запомненны х в модели. Координаты отказов:
данного МП стираются, что соответствует его замене на исправный.
При использовании стратегии 3 после наступления отказа ЗУ в модели
отказов ЗУ стираются координаты отказов с совпадающими номерами МП
(для по= 1) , т. е. моделируется замена МП с числом отказов больше 1.
Для стратегии 4 после отказа ЗУ производится корректировка модели от­
казов ЗУ аналогично стратегии 2. Кроме этого, периодич ески с интервалами
времени, примерно равными Лt (определяется по накопленной сумме модели­
рова'Н1ных врем,ен отказов), ,осуществляется стирание в модели ОТI(азов ЗУ ко­
ординат отказов с совпадающими номерами МП , что соответствует замене н а,
исправные МП с числом отказов больше 1.
Зависимости интенсивности отказов ЗУ и интенсивности замен МП для по-­
лупроводникового ЗУ емкостью 128К 72-разрядных слов, выполненного на ЗМ
53


-з/
Jv3y·10, 1 ч
2
з
4-
7,0
1
о
72
24•
а)
Зб t, !!'ЫС. Ч
о
12
24-
Зб t,тыс.ч
15)
'Р ис. 4.6 . Зависимости интенсивности отказов ЗУ (а) и интенсивности замены
МЛ (6) от времени для четырех стратегий р емонта
е мкостью !К Х 1 бит, приведены на рис. 4.6. Интенсивности отказов ЗУ и за ­
иен МП на рисунке нормализованы относительно среднего значения для стра­
т егии 1.
Стратегии ремонта 1 и 2, как и следовало ожидать, представляют два пре­
.дел ьных случая . Интенсивность _отказов ЗУ при использовании стратегии 1 ми­
-н имальна за счет полного ремонта ЗУ после его отказа. Для стратегии 2 ин­
тенсивность от казов ЗУ максимальна, так как при отказе ЗУ заменяется лишь
-один МП, вследствие чего в ЗУ может оставаться значительное число отказав­
ши х элементов . В случае использования стратегии 2 интенсивность отказов ЗУ
у стойчиво возрастает с течением времени вследствие накопления отказавши х
l< Омпонентов. Интенсивность отказов ЗУ для стратегии 3 несколько ниже, чем
для стратегии 2. Стратегия 4 является стратегией ремонта по расписанию и
и ме ет меньшую интенсивность отказов ЗУ по сравнению со стратегией 2.
Соотношения интенсивностей замен отказавших МП для различных стра-
-теrий ремонта обратны соотношениям интенсивностей отказов ЗУ .
•
Выбор той или иной стратегии ремонта определяется требованиями к ЗУ .
Если основным требованием к ЗУ является его высокая надежность, то не­
о б х одима стратегия 1 (рис. 4.6,а). Если основные требования экономические,
-то надо использовать стратегию ремонта 2, требующую минимального числа
заменяемых МП.
Запоминающее устройство с использованием стратегии ремонта 3 имеет
большую интенсивность отказов ЗУ по сравнению со стратегией !, но более
экономично по интенсивности требуемых замен МП. Ей следует отдавать пред-
почтение по сравнению со стратегией 1 в случае, если требования к ЗУ не до -
•·
пускают длительного прекращения работы ЗУ, необходимого для замены всех
неисправных МП.
Интенсивность отказов ЗУ при стратегии ремонта 4 несколько больше ИН·
тенсивности отказов ЗУ, ремонтируемого согласно стратегии ! , и может сни­
жаться при учащении замен неисправных МП . Недостатком данной стратегии
по сравнению с остальными является необходимость периодического прекра­
щения работы ЗУ для замены неисправных МП. Окончательный · выбор стра­
тегии ремонта может быть проведен с учетом как надежностных и экономиче-
.54


"-
ских требований к ЗУ, так и требований
к допустимой длительн,ости и частоте
пере,рывов в его работе.
В ряде случаев возможна смешан­
ная стратегия ремонта, содержащая эле­
менты различных стратегий. К ней мож­
но отнести стратегию 3, которая заме ­
няется стратегией 2 при недостатке за ­
пасны х МП.
Определение закона распределения
наработки запоминающего устройства
до отказа. Использова,ние программы
статистического моделирования для оп ­
ределения закона распределения нара­
ботки ЗУ с коррекцией одноразрядных
ошибок до отказа рассмотрим на приме­
P3y, 'f•JO'+
l,D
\
\
0,75\ \
\\
\\
\
\
\
0,5
'
. -.С:::::--'- -
"
ре ЗУ на ФС [31).
Статистическое
позволяет получить
ЗУ Рис. 4.7 . Вероятность безотказной-
моделирование
работы и частота отказов ЗУ с ко-
первый и второй дом, исправляющим одноразрядные
центральные моменты распределения на­
работки ЗУ до отказа to ер и {Уо, а
ошибки, и ЗУ без кода
также временнь1е зависимости РЗУ (t) и плотности вероятности <р (t). Эти ха ­
рактеристики, полученные в результате моделирования, приведены на рис. 4.7 .
Там же ,для сравнения даны характеристнки Р ЗУ 3 (t) и <рэ (t) для эксп01нен­
циального закона распределения с тем же математическим ожиданием нара•
ботки ЗУ до отказа, а также Р' 31,, (t) и rp'(t) для ЗУ без коррекции ошибок .
Из рис. 4.7 следует, что для ЗУ с исправлением одноразрядных ошибок закоNo
распределения наработки до отказа существенно отличается от экспоненциаль­
ного. В особенности это явствует из сравнения функций плотности распределе­
ния <p(t) и <рэ(t). При значениях t«to ер частота отказов , в ЗУ с исправлением.
одиночных ошибок значительно ниж е, чем при экспоненциальном законе рас­
пределения. Изменяя вводимые исходные данные, например интенсивность от ­
казов ЗЭ, можно исследовать, как изменяется плотность распределения нара­
ботки ЗУ до отказа (рис. 4.8) [31) . Увеличение интенсивности отказов ФС:
сдвигает максимум функции плотности ра,определения в сторону больших зна­
чений времени, что ведет в свою очередь к повышению эффективности коррек-
ции, которая оценивается отношен11ем
kкор = to ср/1~ ер,
где t' о ер - средняя наработка до отказа ЗУ без коррекции ошибок.
(4.25}
Зависимость эффективности коррекции от интенсивности отказов ФС, смо­
делированная на примере ЗУ ЕС-32·06 емкостью 1 Мбайт, которое составлен()
из 16 9-разрядных модулей емкостью 64 Кбайт, приведена на рис . 4.9 . Наиболь­
шая эффективность коррекции наблюдается при максимальном значении л33 =
= 10-10
.
При этом среднее число отказов на реализацию составляет по ер~ 5,
коэффициент эффективности коррекции равен 4,6, а удельный вес интенсивно­
стей отказов сердечников 70% . Для л 33 min = 10,- 12 эти показатели снижаются
до 1,9; 1,7 и 3 % соответственно. Снижение эффективности коррекции в этом
случае объя,сняется преобладанием отказов элементов электроники обрамления
55


Рзу, rt •70"
1,0
flзy (t)
0,8
О,б
о,ч
0,2
о
Рис. 4 .8 . Ра сп ределени е наработки
.до отказа ЗУ с кодом, исправля­
ю щим однора з рядные ошибки, при
различных з начениях интенсивности
отказов ФС:
----
t. 33 =10-12 1 /ч,
---
t.33 =
.=.10-10 J/ч
kкар, Па ер
ь:о
5,0
5,0
2,0
1,0
-12
-71
Рис . 4.9 . Эффективность коррекции
внезапных отказов ЗУ на ФС
я па ек матрицы , что является причиной выхода из строя целых областей ад·
· ресов ЗУ. При этом вероятность попадания двух отказов по одному адресу
_увеличивается, что ведет к увеличению вероятности отказа ЗУ.


'ЧАСТЬ 2
МЕТОДЫ ОБНАРУЖЕНИЯ ОШИБОК
И ОТКАЗАВШИХ ЭЛЕМЕНТОВ
В ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОЙСТВАХ
ГЛАВА 5. КОНТРОЛЬ ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОИСТR
БЕЗ РАЗРУШЕНИЯ ХРАНИМОИ ИНФОРМАЦИИ
5.1 . ОБЩИЕ СВЕДЕНИЯ
При контроле ЗУ без ра:зр1ушения хранимой информации за ­
писанная инфор1ма1ция сох,раняется во время провер,к:и ,ра'ботоспо­
со6ности ЗУ. Известны следующие основные методы контроля без
разрушения хранимой информации: контроль по модулю, конт­
ро.лыюе ,су,м1м,иро1ван,ие, ~контроль динамиче.с,~и,х ЗУ во ,время ,рете­
нерадии информации, контроль адресных цепей ЗУ, считывание и
сра ·внение с эталоном. Воз1можности этих методов показаны в.
та~бл. 5.11 .
Таблица 5.1
Метод контроля
Контроль по модулю
Контроль во время регене­
рации и н формации
Контрольное суммированне
Контроль адресных цепей
Считыв-ание и сравнение с
эталоном
1
Контролируемые . типы ЗУ I Контролируемые узлы ЗУ
ОЗУ, ПЗУ, ППЗУ, РПЗ~' Накопител ь, разрядны е-
цепи, бло к синхрониза­
ции
ЗУ на динамических ЗМ То же
ПЗУ, ППЗУ , РПЗ У
Все узлы ЗУ
ОЗУ, ПЗУ , ППЗУ , РПЗУ Адресные цепи
ПЗУ, ППЗУ, РПЗУ
Все узлы ЗУ
5.2 . КОНТРОЛЬ ПО МОДУЛЮ
-
.
..;
-При использовании контроля по модулю за'П'исываемые в ЗУ
_слова долюлняются 1контроль·ны:ми разряда'ми, соiдержимое ~кото­
рых равно сумме по некоторому мо1дулю инфор1м·ационных раэ,ря­
дов слова. Как было по1казано ,в гл. 2, 1в ЗУ 1шреобладают не,за­
висимые · и п,а•к·етные ошиб1ки. Ее.ли ошиб!Ки в ЗУ неза1висимые, то·
наИlбольшую вероятность ,возникновения Иlмеют оши16'ки в одном
разряде слова. Поэтом~у в ЗУ в основном применяется 1метод
кон11роля по модулю два, обнаруживающий данный ти~п ошибок.
Для о1бнаружения па 1кетных оши'601к в ЗУ та·кже используется 1ме-
57


тод контроля по модулю два. Одна:ко в этом случае необх одим а
<: пециальная организация 1П1роверок , рассмотренная далее.
Обнаружение одноразрядных ошибок. При обнаружении одно­
р азрядны х оши~бо,к хранимые в ЭУ слова со~ержат один конт ­
рольный ра зряд. Этот разряд выбирается та'КИIМ образом , чтоlбы
-его су1М"ма mo мод,улю два со всеми инфор 1М'ацио1нными 1раз1ря.ца~ми
слова равнялась нулю . Число информационных разрядов k ·может
,быть любЬ!IМ.
Бла.года,ря та~юм~у опоюоlбу :в ыlбора контрольног-о !р,аз,ряда х1ра­
юrмые 1в ЗУ слова содержат четное число единиц. На1пример, ин­
фор!Мационные комбинации 00101011 и IOIOIOI I при кодировании
прео6разуются в комбинации 001010110 и IOIOIOl 1 H соответс11вен­
но. Призна1к о1м ис,кажения ра·зряда я;вляется нечетность :количест­
ва единиц в слове. Данный мето~ позволяет обна,руживать толь­
·u,о одиночные ошибiки и все ошибки нечетной к,ратности, та1к как
только в этих слу~ча-ях •колшчество единиц в слове станет н~чет­
ным.
На шра,ктике иапользуются ~контроль ,по модулю два всего
слова и контроль каждого составляющего слово байта (8 ра:зря­
дов). Последний способ прИ1Меняется в ЭВМ, 01пе1р1ирующих со
слова·ми переменной длины, в которых минималыной адресуемой
единицей является байт.
Для хранения контрольных разря1дов в пюл,упроводнИlковых ЗУ
иопользуются дополнительные Зi.М. В случае иаполъзования мно.
гораз:ря~ных ЗМ (на1пример 1в ПЗУ, ППЗУ, РПЗУ) для хране­
ния .контрольного . разряда служит один разрЯiд до1полнительной
ЗIМ . Остальные раз1ряды 1ми1кроохемы распределяются между раз­
личными столlбцами З:М (рис. 5.1) . На рисун1ке МПл означает
мультиплексор.
Устройство ,кодирования п-рещста!вляет со:бой су~мматор лю мо­
дулю два на k входов, уст:ройство lдекоди,рования - сумматор по
мо~улю два на k+ 1 1вхо1дов . В ряде случаев контрольный разряд
в ыбирают та1к, чтобы его су,мма ,по модулю д:ва ,со · ,всем,и ;инфо,р­
мациюнными разряL1I.а1 м,и ·ра,внялась ед1иншце.
Если неоlбхоlд.имо о:бнаружи1вать оши6ки ТИ1П1а «,все нули» или
«вс е единицы» в слове, вознИlкающие из-за 0Т1Ка·зов схе~м вы1бор1ки
lliJpec
33
Лilpec
зм
OtiP
Рис. 5.1 . Схема выбора контрольного разряда в ЗУ на 8-разрядных ЗМ
58


t
в ЗУ, то вы1бор способа формирования контрольного раз,ряда име­
ет сущест,венное зна~чение. К:од с що,полнением до ,четности обна­
руживает оши1б1ки типа «все единицы» в словах с нечетным чис­
лом -ра.зря1дов (1и1нфО1р1мацио,нные +!Контрольный). Бели для ЗУ
характерны та1кие ошибки, то необходИlмо использовать код с
дополнением до четности. Если 1преобла,дающими я~вляются ошиб­
ки ти1па «·все нули», то для слов нечетной длины неоlбходИ1мо ис­
пользовать ·код с дополнением до нечетности, обеспечивающий
обнаружение таких оши<бок.
При исrполь·зовании кон11роля по модулю два ошибки в ЗУ не
обна,руживаются, если за время меж~ду двумя обращения~ми .по,
[I•роизвольному ад,ресу в выбранном слове возни.кают иокажения
четного числа разрядов.
Для независимых оши!бак ,в раз'Рядах ,вероятность поя1вления
оши~бiки кратности i в слове
(5.1)
где Рзэ - вероятность отсутствия 011каза или обоя в ЗЭ. Таким
обра·зом, с увеличением 1юратности ошИ1б1ки вероятность ее появле­
ния у~менышается. При значении вероятности отказа или обоя ЗЭ ~
бsТiизком нулю, что им•еет место в реальных ус11ройствах, вероят­
ность поя1вления ошиб01к высо1кой ;кратности много меньше, чем,
однораз1рядных и двухраз•рЯ'д,ных. Поэто:му с незначительной поте­
рей точности можно ошИ1б1ки кратности два и выше относить к
не0iбна1р1ужИ1ваемым. В этом слу,чае можно считать, 'ЧТО все оши1б­
rки обна1ружи1ваются, если число ошИiбочных разрядов в каждо:м
сло·ве ЗУ не mреrвышает единицы. Тоr,да вероятность обна,руженюr
неза,виси1мых ошwбок в ЗУ при исшользовании •конТ~роля по ~мо~у­
лю два О1П1ре~деляется 'фор,мулой, аналогичной iПриведенной в таlбл ._
3.2 (Р зУ ('t) для •кодов, исшра,вляющих ошибки).
Вероятность обнарiужения независимых ошибок •контролем · по,
модулю два достаточно 1вели:ка. При периодичности обращений
по каждОlму адресу ЗУ, 1ра1вной 24 ч, она превышает 0,999999 п1ри:
ем1кос11и ЗУ 25'6 .!<!байт, ем1кости ЗIМ lб К~бит, интенсивности с1боев.
ЗМ 10- 5 l/1ч.
Обнаружение пакетных ошибок. Для обнаружения пакетных
ошИ1бок длиной Ь нео1бхqдИ1мо иметь в слове Ь 1кон11рольных ,раз­
рядов [34]. При фор·мировании кон11рольных разря~ов инфор1ма­
ционные раз1ряды раз,биваются на .па1кеты длиной Ь 1ра,з1рядов
к аждый . Значения контрольlНЫХ раз·рядов определяются согласно
выражению
k/b
Ci = 2J mod2 Иi,j,
i=l
(5.2)
где Иi,j - знаrчение инфор1ма1ционного разря1да (11 или О); i - но­
мер разъ,яда в па1кете; j - номе,р па1кета;
~ mod 2 - сумма по .моду­
лю два.


Воз1можность обнаружения па,кетных о.шибок в этом случаё
обусло.влена тем, что .каж~дый •кон'Гролъный разря1д равен сумме
по мо1дrулю два значений инфор1ма,ционны,х ра:зря1дов, •входящи х в
разлИ1чные па,кеты . Поэтому ,п,ри возн-ик:навении пакетной оши1б1ки в
:каждом из выражений в-и,да (5. '2) ис1кажается не более одного с,ла­
гаемого, 1что ведет ,к изменению значения ,хотя бы одно1го конт1роль­
ного разряда, т. е. к обнаружению ошибки.
Устрой·ство ,кодироваяия в этом случае состоит из Ь с у мма­
торов пю : модулю два, число нхо~до.в ~каждого из которых ра~вно
k/b . Устройс-nво деко~диро1вания содержит Ь сумматоро.в ,по моду­
JIЮ два на (k/b) -Н входов ~каждый, выходы которы,х о,бъединя­
ются по схеме ИЛИ.
5.3 . КОНТРОЛЬНОЕ СУММИРОВАНИЕ
Назначение и области использования метода. При использова­
нии метода контрольного су1мми,рования хtраi-Iимые в ЗУ слова по­
-с ледователь-но считываются и су,м1мируются IПО некоторому моtЩу­
лю . Контрольные слова, нвляющиеся рез•ультатом суммирования
не~юкаженной 1информащи:и, за:п,и,сываю11ся ,в ЗУ. При 1к{J!IШ,р1оле оо­
х· ранности инфорiмаrции пол.у1ченные кон11рольные слова сравниlВа­
ются с хранящимися в ЗУ. При равенстве делается ВЬ!lвод о :пра­
вильности храни1Мой информации, .п,ри неравенстве фи1кси1руется
0111<аз ЗУ .
-Широко применяется арифметическое суммирование по м,qду­
лю 2P 1n, где п - ·раэря1дность Х1ранимЪI1х . в запоминающем устрой­
стве слов; р·1 - число .контрольных слов в 1конт:рольной су1мме . Ве­
личина Р1 ~может ра,внять-ся 1, 2 и т. д. При этом иапольз!уется
2рифметичеакое С)~м•ми1ро1вание ка1к с цикличесrки-м переносом , та·к
и без цикличеокого переноса из ста1ршего в младший ,раз,ряд с,у,м­
матора. Во 'многих случаях Р1 = 11, т . е . ,контрольная оумма содер­
жит о.дно .кон11рольное слово. При малых .значениях раз-рядности
слов кон11рольная сум1Ма может ,содержать 2 и более контрольны х
слов.
:Поаколъ1ку при использовании метода ,контрольного су~Мlмиро­
вания необхсщимо знать эталонную контрольную оу1мму, соот,вет­
ст,ву ющую неискаженной информации , то этот ,метод в основном
используется для контроля постоянной или ред!ко из,меняе~мой ин­
ф ор·мации , т . е. в ПЗУ, ППЗУ, РПЗУ. Конт,рольные су~ммы вычис­
л яются при фор:мировании ~массива д анных или ,п-ри его з а1Писи и
з аносятся в ЗУ .
"'
iМ ето:д 1кон11рольного су.м:м'Ирования прИ!меняется для пер и о ди­
ч е с кого ,контроля содержимого ЗУ, а также при контроле .пра­
вильности ,последовательн о го считыва н ия м ассивов инфор,ма,ции .
Кроме этого, данный метод ,применяется для идентифИ1кации мо­
д улей ПЗУ, т а1к ,ка1к кон тр ольн ая су,мм а м о1дуля ошр еделяется
храни1мыми в нем данными.
Достове р ность контроля при использовании ариф м етическо го
суммирования хранимых в запоминающих устройствах слов. П ри
60


.арифметическом ;суммир,оrвании ечиты1ваемые ,иIз ЗУ Iсл.оша ,су,мми ­
ру ются по модулю те. Доста,ве~рность конт,роля за:висит от вели­
чин ы модуля суМ1мирования, ха'ра1ктера ошибок и наличия ци1к ­
.л и1чеокого .п1ереноса из старшего раэ,ряда Су!Мlматора 1в младlШИЙ.
Сна'Чала оценим достоверность самого метqда кон11роля, т . е.
·будем пре1дщола,гать, что ошибки раз.личных ти,по~в ,ра,вновер·оят ­
ны и переход от одной совакуюности х,раниIмых ,в ЗУ данных к
другой может происхо1д ить с адинаrковой 'вероятностью.
В качест,ве показател,я досто1верности контроля расамо11рим
вероятность о'бна,р1ужения ашиIбок Р 06 . Если ,кон'Гроли,руе1мый мас­
·СИВ содержит N п-1ра:зр5!\д.ных сло1в, а число .кон11ролънЬ!iХ слов рав­
_но р 1 (р 1 «N), то одной кон'Грольной Су!М•ме будет ,соотшетство:вать
множестшо различных по·след:01вательностей информационных дан­
ных .
Ошибка не будет обна,ружена, если :в рез,ультате иакажения
даfrных ,контрольная еу~м1ма .ма,ссива не изменится, т. е .
(5.3)
где qоб - вероятность необнаружения ошибки; N (s) - ~количество
разли'Чных последовательностей N п -,ра,з,ря.дных ~чисел., сум1м•а 1ко­
·то1рых ,по модулю те равняете.я s, 0~s~me-1. Та.к каIк 1количе­
ст1во ·контрольных слов много .меньше 1количесгва информацион­
ных слов, то отказами в ;контролъных rсл01вах .прене'брегаем.
На пра1кти,ке .количество су1ммируемы1х чисел , для 1кото1рых
формируется контрольная с•у!мIма, ра,вно неаколЬ1киIм сотням и да­
же тыся,ча1м, что лю.зво.ляет иопюлнзовать для анализа аIпmа1рат
,еории вероятностей.
Б'Удем рассматривать состояние i -,го ,кодового слова Xi ка к
асл:учайную величин1у, ра,вномерно расщределенную на интервале
(rQ, 2п_ 1). Соответственно состояние па:мяти , т. е. х1рани1ма я ,в не й
инфоrр,маiция, определяется Iка1к у.порядоченная ·послещовательность
взаимно независимых слу,чайных .величин с о!дина1ко1вой функцией
распределения [35]. Согласно центральной ~предельной теореме
-
N
n1ри ~больших N величина s= ~ Xi 1рас:пределена по нор,мальном у
i=1
за1кону с плотностью ·расп•ре;Де,ления ('рис . 5. 2)
ер(s) = ~ e- (s-M)2/2a2
а -V2л
1Мате1матичеок·ое ожидание сум~мы ·равно
_ rN(2"-1)]
М-
2
•
(5 .4)
(5.5)
.Значение среднего кIвадратического
выражения
отклонения cr определим из
2Ф [N(2" -1)]=1,
0
2а
(5 .6)
гд е Ф 0 [х] - интеграл ,вероятностей .
61


r)A, .
О
N3~ (zпзу_7) Nи (z"3Y-7) s
г
Рис. 5.2 . Р аспр еделение суммы п ­
разрядных чисел в ЗУ емкостью N ЗУ
слов
Ри с. 5.3. Расчет вероятности обна­
р уж ения ошибок методом арифме ти ­
ческого суммирования
Из (5 .6) следует [35]
Фо[N(2;;-1)]=+,
011куща
N (2п-1)
2а
Если модуль сум,ми,рования имеет значение,
то вероятность необна1руж е ния ошибки
<р (s)
qоб~-N-(2-n- _~I-) ___
= ер (s).
S <р(s)ds
о
(5.7 )
(5.8
ра,вное N(2n-J),
(5.9 )
Как ,видно из ,рис. 5.2, ,величина ер (s)
го значения п1ри s = tМ. В этом случае
достигает .ма1ксимально-
~
1
~
4
qоб max ~
-
~
·
а V2л
N (2п- !)
(5.10)
Минимальное значение вероятности о,бнаружения ошиtбiки
4
Роб mln = 1-qоб max ~ 1- -----
N (2п- 1)
(5.11)
На 1п~ра1кти.ке наибольшее раопространение ;получило СУ1М1миро­
вание аю ,модулю 2п . Поаюолыку ма,ксимальное значение су1М1МЫ
N(2n-J) много ,больше модуля су1м1мирования me= 12n , то раоп~ре­
де.л-ение оу,ммы N п-1ра·s1ря:дных чисел можно с небольшой потерей
точности представить в 1виlде стуtПенчатой .кривой, длина СТ)'lпени
а<оторой по оси а~бс,цисс s ·равна те (рис. 5.3).
62
Пусть вычет s по модулю те ра,вен s. Тогда
ер (s)
qоб =
<р (s) те
1
=
-
=2-п .
те
(5.12 )
Ве,роятность обнаружения ошибки определяется выражением
Роб= 1-qоб= 1-2- n.
(5.13)


В [35] приведен :,ютя и менее наглядный, но математически
точный вывод фор,мулы (5. 113).
В выражении (5.13) отсутс11вует зависи1мость вероятности об­
наружения ошибки от значения контрольной С'У'М·МЫ s, в отличие
,от сл1учая, когда те= N (2п-1). Это объясняется тем, что п,ри
me<f;:.N(2n-l) для 1пол,учения значения q0 5 су~ммируется 6олыпое
число ·величин «р (s), ·расположенных 'ВО всем диа1пазоне из,менения
.s с ша,гом те (те<< Smax). Полученное в это:м случае зна,чение qоб
является усредненным и лоэт0~му не .зависит от величины s.
В та1бл. 5.2 'Приведены зна1чения вероятности нео,бна·ружения
,qоб и вероятности обна,ружения ошибки Роб ,при суJммировании тю
модулю 2п ,в зависи,мости от разрядности суммируемых чисел.
Вероятность о6на·ру,жения ошиlб01к ,шри С:)'!М,мировании ·по моtцулю
2п ,высо:ка, если разря:цност,ь слова n~'l-6. Однако если разряд­
ность слова n= ,8, 'ЧТО ха1ра1ктерн6 для 1ми1юроп,роцессорных систем,
пос 11роенных с исполЬ'зо:ванием 8-'раз,ряrдных ,микроП1роцессоров
[36], достоверность контроля невысока.
Для !Повышения :достоверности контроля в подо·6ных сл.у1чаях
используют суммирование -по ·модулю 22 п, что 1при n= '8 соот,ветст­
:вует значению me= 1216 . Ве,роятнюсть обнаружения ошибки в это,м
случае равна 1- 2 -16
,
что является вполне п1рие1млемым.
Для ППЗУ и РIПЗУ, ка,к было ,показано в гл. 2, 'Ха1ра1ктерны
•однобитовые однонап,равленные оши,б1ки. Они возникают из-за
восстановления раз'рушенных нихромовых ттеремычек в ППЗУ или
расса·сывания заряда, на1колленного на затвора,х транз·истаров с
плавающИJм затвором или МН-ОП - транзисторов РПЗУ. В зависи­
.,мости от ти:ша 1за1по,минающих ми1кросхем на1блюдаются переходы
битовданныхлибо из Ов 1, либо из 1,в О.
Для оценtки досто,верности оlбна,ружения та,ких ошибо1к введем
в рассмотрение тшк назЫ1вае,мую 1после:довательность ошибок. Эта
после.довательность лредста1вляет собой N п -разрядных чисел,
,каждый разряд ·которых 1ра'Вен О, если ошибка отс,утст,вует, и 1,
ес л и в данном разряде соответствуюшего числа исказилась ин­
формация.
При иопользовании а1р·иlфметическо-го су,ммиrрования :по 1моду­
.л ю те однонаЛ1равленные ошибки не будут оlбнаружены, если
с у,м·ма по модулю те :последо,вательности ошибо1к равна нулю,
т . е . 1к1ратна величине 1моiП;уля су,ммирования. В этом слу~чае мини­
-м а л ьное число ошибочных ~бит зависит от номера раз,ряда су,мми­
ру е~мьnх чисел, в .которо1м эти оши,бки ,произошли.
Таблица 5.2
П ока затель
Значение ПОI{а з ателя при разряд ности слов
•8
0,003 906
0,996 094
16
0,000 015
0 ,999 985
32
0,000 ООО
1,000 ООО
63


Если модуль сум1мирования 'равен 2п, то минимальное число
ошиlбочных ,бит 1в i-м разrря1де ,су1м'мируемых слов, не лз,меняющее
зна1чение ,контрольной суммы, определяется выражением
Nom i = 2п-i,
(5.14)
гдеi=O,1,...,п-,1.
1Выражение (5.14) означает, ,ч,то .появление всего лишь дв,ух
ошибочных ,бит в стар1Шеrм ~разряде су1ммирiу7е1мых чисел лrрив ~дет
rк неО'бнаруживаемой оши1бке . Для млад1ших разрядов су,ммируе­
мых 'чисел -минимальное число ошибочных бит, пrриrвоrдящих ,к не­
обнаруживае1мой ошибrке , .зна1чительно .боль1Ше. Так, для 8-rразрящ­
ных чисел 11ре,б1уется, чтобы в ,младшем раз•рЯ'де чисел исrказилюсь
256 ~бит, для того ч·юбы оши6ки не .были обна1ружены метО(Д.ом
а,рифметического суммирования.
Обнаружение любой rкоrм1бинации О!дн,она1П1ра,вленны1х ошибО1к
обесюечивает мето,д арифметичеокото сум,мирования 1по модулю
m c=2n с ци1кличес1ким юе·реносом из ста,ршего разряда еrу,мматора
в 1мла:д1Ший. IПоя,вление та,коrо количества лишних единиц, сум­
·ма 1 ко ·юрых по мощулю ,сумr ми,р,о,ван,ия ра1Вна те, ,вьгзывае1' пере­
нос из старшего раrзря:да су1мматора в младший и занесение в
послмний 1. Поскольку rконгрольная су~мма rпюслrедо,вательности
ошибок не раrвна О, ,появление ошибок такого роiда иоказит конт ­
рольную су,мму хранимых да'нных, ,всле~дс11вие .чего ошиiбки о6на­
ружатся. Та1ким 06разО1м, су1м1мщювание по модулю mc=2n с цик­
лиrчеок,им перено,сом 01беопечивает обнаружение любой .комбина ­
ции о:днонаю,равленных однобито,вых оши1бо1к, .вследс'Гlвие чего я,в­
ляется наиболее 1шре1д'почтитель:ным для контроля ППЗУ и РПЗУ .
.
Программная реализация метода. На практике получило распространение
сумми ровани е по модулю 2" (или 22 " для 8-разрядных чисел) с циклическим
переносом из старшего разряда в младший.
При суммировании по модулю 2 " последовательно, начиная с начального
ад ре са, суммируются считываемые слова. Единица переноса из старшего разря­
да прибавляется к младшему разряду суммы. Суммирование заканчивается,
когда считано число с конечным адресом контролируемого массива. Получен­
ная контрольная сумма сравнивается с эталонной, хранящейся вслед за ин­
формационными данными. При равенстве содержимое контролируемого массива
считается исправным. При неравенстве в массиве имеются ошибки. Операции
по формиро,ванию контрольной суммы выполняются процессором.
Некоторые особенности имеет суммирование по модулю 22 " (рис. 5.4). На
рисунке обозначены [Рг] м, [Рг] с - содержимое регистр о-в младших и старших
разрядов числа; [А;] - значение числа по адресу А;; [п]
-
содержимое бита
«Перенос»; iн, iи - начальное и конечное значения i; р - целое число. В этом
случае два последовательно расположенных числа представляют как соответ­
ственно младшую и ста,ршую половины слова двойной длины. Уменьшение ко­
личества операций и времени суммирования обеапечивается при использовании
команды «Суммирование с переносом», которая имеется в системе команд
•8 -разрядны х однокристальных микропроцессоров типа 8080 и других [36] . При
выполнении этой команды происходит суммирование содержимого сумматора
64


~
...
Начало
i =iн
Выоор числа
по ailpecy lli
[Рг]м = О
[Рг]с=[Рг]/[Яi] + [п]
[Рёlс = о
Да
11
Выоор 1/Uсла ПО
i=i+1
aiJpecy fli
[Рг]1.{[Рr:Jм+ Ий +[n]
Нет
i=i+1
гPr:1c=fPdc +FF +[п]
да
Нонец •
Рис. 5.4. Схема алгоритма арифметического суммирования 8 - разрядных чисел
по модулю 2 16 с циклическим переносом из старшего разряда сумматора в
мл адший
со следующим слагаемым и битом переноса, который был образован в преды­
дущем цикле сложения. При поочередном формировании младшего и старшего
байтов суммы двойной длины обеопечиваются передача переноса из .младшего
байта суммы в старший байт и циклический перенос из старшего разряда сум­
мы в младший. Если количество суммируемых чисел нечетно, то в качестве
старшего байта последнего слова двойной длины прибавляется заранее задан­
ное число, например FF в шестнадцатеричной системе счисления, что соответ•
ствует .единицам во всех разрядах байта.
Подпрограмму подсче·та контрольной суммы часто включают в состав уп­
равляющих (мониторных) программ ЭВМ [37] . В этом случае, чтобы опреде­
лить значение контрольной суммы массива данных, достаточно обратиться к
данной подпрограмме, задав начальный и конечный адреса суммируемого мас­
сива.
5.4 . I{ОНТРОЛЬ ДИНАМИЧЕСКИХ ЗАПОМИНАЮЩИХ
УСТРОЙСТВ ВО ВРЕМЯ РЕГЕНЕРАЦИИ ИНФОРМАЦИИ
!Малое время меЖ1ду дву1мя сосе,дними циклами rконтролrя (вы­
сокую ,П1ерио.циrчность 1кон11роля) и, вследствие этого, высокую ве­
роятность безот,казной работы ЗУ, 1близ1кую к единице, обеспе,чи-
3-l ~
•~


вает метод ,конт.роля ОЗУ во время ретенерации инфоР'мации
[38]. Этот ,метоiд может ис1пол-ьзо,ваться в ЗУ, ,построенных на
динамических З[М. В та,ких ЗМ rпри записи или считывании ин­
фор,ма,ции проиоходит регенерация (~восстановление) инфор,ма­
ции в строке З:Э, т. е. цшкл регенерации можно заменить ци,клом
очитьuвания [39, 40]. Стру1ктурная схема ЗУ с ·кон'Гролем инфор ­
мации ,во врем,я ре-генерации п,риведена на рис. 5.5. Особенностью
ЗУ является дешифрация .ка1к сигнала «Выбор стр,о'КИ ЗЭ » , та·к и
сигнала «Вьl'бор столlбuа ЗЭ», по:даваемых на входы ЗМ фор,ми­
рователями ФВКI и ФВК2 соо11ветственно.
Дешифраrция сигнала «Выбор столбца ЗЭ» неО!бходима для
того, чтобы во . время регенерации информации, ;когда воз1буж~да­
ются ,все ФоР'мироrватели ФВК 1, раз1решать считывание инфор­
мации из одного столбца .ЗIМ. ОчеТIЧИiК регенерации (СчР) фор­
rмирует аrдрес числа по сигн алу с генератора во время регенера ­
ции . -Младшие ·разря~ды сrчетч1111ка регенерации через селектор ад ­
ресов (СА) и аД:ресные фоrрrмирователи (АФ) лод:ключены ,к 1м,лад­
шим разряда,м адресных ,входо1в ЗМ, ~которые вы'би,рают строку
313; селектор а~дресов :при 'регенеrраrции информации п1ропуекает
на МП а,д,рес со 1счет,ч1И1ка ,регенера,щи1и, а 1во ,время цш1кла ,обраще ­
ния ,к ЗУ - а1д1рес с .процессо р а.
-Во время цикла регенерации mоступает ,сигнал РЕГ и ~происхо­
дит регенерация инфо'Р'ма ции в ,ЗЭ одной с'I'рО1ки всех ЗIМ. При
этом .по адресу, задаваемому счетчиком регенерации, происхо­
дит сrчr11тывание одного числа, хранимого в ЗУ. Устройство обна ­
ружения и иошравления о,ши~бо,к (УОИО) ,по содержИrмо1му ин -
Лtlpec с
проqессора
Рис. 5.5 . Структу рн ая с хема ЗУ с кон тролем информации во время регенераци и
бG


формационных и 1кон'Грольных разрядов 01Пределяет наличие
ошибки в считанном сло1ве. Число циклов, в течение :которых 1про­
иохо!дит ,регенер ация юодержимого всех ,З,Э, 'ра1вно числу с'Гро1к ЗЭ
в ЗМ или ,числу З~Э в одном столlб~це N ст• В течение N ст ЦИ!клов
осущес11в,ляется контроль сrоlдержимото Nст слов, х~ранИlмых в ЗУ.
Через вре1мя, равное пери0;ду регенерации tрег, вновь произво­
дится ре,генерация содержимого всех ЗЭ. При этом ,код старших
ра:з'ря~цов очетчика ,регенерации с номерами log Nст+ 1 .. . log N
обесшечит вЫ16ор1юу и счытывание сл,е,дующих слов.
Контроль ~всего ЗУ будет провещен через N3y /Nст nериодов
регенера,ции . Затем контроль ЗУ ,будет 1повто'ряться. Периодич­
ность ~контроля ра ,вна
fн = fрег (Nзу/Nст).
(5.15)
Данный метод контроля поз1воляет ,п1ра1кт ичес1ки без до:пощш­
тельных затрат времени ·кон11ролировать ,содержимое ЗУ с ,высо­
кой перио.ц.ичностью. При N зу = б1 ·2К слов и fрег= 2 ,мс пе1рИОJJ.ИЧ­
ность ,кон11роля- 4 с, при Nзу = 128К слов - 1 с.
При методе контроля ЗУ во время регенерации информации в основном
увеличивается обору давание селектора адресов и счетчика регенерации. Для
п олупроводникового ЗУ без контроля разрядность селектора адресов и счет­
чика регенерации равна числу разрядов кода адреса строк ЗМ:
na1 = log Nст.
(5.16)
В случае использования рассматриваемого метода разрядность селектора
и счетчика равна разрядности кода адреса ЗУ:
(5.17)
Прирост разрядности селектора адресов и счетчика регенерации для дан­
ного метода равен
Прирост количества оборудования селектора адресов и счетчика
NЗУ
ЛQa = (Qca 1+Qсч1)log-N--•
ст
(q.18)
(5.19)
где Qca 1, Qсч ~ -количество оборудования одного разряда селектора и счет­
чика соответственно.
Реализация рассмотренного метода контроля приводит к небольшому уnе­
личению объема оборудования адресной части ЗУ. Если использовать микро­
схемы, содержащие два селектора в корпусе и 4-разрядный счетчик в корпу­
се, то прирост оборудования адресной части не превысит 1О корпуоов при ем ­
кости ЗУ 512К: слов и использовании ЗМ емкостью 16 К:бит. В то же время
число ЗМ в накопителе ЗУ емкостью 512К: 128-разрядных слов составляет более
4 тысяч.
При использовании метода контроля во время регенерации информаци и
необходимо после включения ЗУ записать в него исходную информацию, на­
пример нулевые слова с контрольными кодами . Это требование вызвано тем ,
З*
6,7


что числа с их контрольными кодами, необходимые для решения задачи, MJ-
ryт занимать лишь часть памяти, а по остальным адресам при вклю,1ении ЗУ
могут возникнуть любые сочетания 1 и О. В то же время при контроле про ­
,веряются все ад,реса ЗУ и во всех них должны быть числа с Jц контрольщ,1-
ми кодами.
Целесооб,разно иметь также дополн ите льный выход устройства УОИО,
кото.рый служит . для сигнализации ошибки во время контроля . Это позволяет
отличать ошибки при отказа· х в неиспользуемой в да,нный мо м ент време-ни
области памяти от ошибо1<, воз никающих при выполнении вычислений. Адрес
отказа может быть определен по содержимому счетч-и,<а регенерации в момент
nоявлен,ия сигнала ошибки во время регенерации и нформ,щии.
5 .5 . МЕТОДЫ :КОНТРОЛЯ АДРЕСНЫХ ЦЕПЕЙ ЗАПОМИНАЮЩИХ
УСТРОЙСТВ
Применение .контроля по модулю обеспечивает обнаружение
ошибо1к 1в на·ко1Пителе и разрядных цепях ЗУ .
В сов1ременных ЗУ, :построенных на больших интегралы[ЫХ
микросхемах, зна,чительная часть а~ресных це1пей находится ,в нут ­
ри ЗiМ. К таким цешям относятся дешифраторы сграки и столб­
ца, обес1печивающие выбор ЗЭ ,в З1М. Ошибки из-за их 011ка-зов
обнаружи1ваются с ,помощью .контроля по модулю. Доля оборущо­
вания и интенсивности 011каэов элементов ад,ресных це1nей полу- ­
проводниковых ЗУ, не охша,ченны1х 1ко 1-111ролем, зна1читеЛ1ьно мень­
ше ,по ,сравнению, например, с ферритовыми ЗУ и содержит лишь
регистр адреса, дешифратор выбора модуля шамяти и дешифра­
тор выбора столбца З:М в МП (рис. 2.5, 2.7). Поэтому в совре­
:менных ЗУ в основном испо.льзуется обнаружение от,ка-зов в ад ­
ресной части вследсгвие низ1к•ой их интенси•вности, а не коррепщия
ошибок, 1ка1к в накопителе многих ЗУ ,большо'й ем1кости.
Обнаружение от,к азов в а,д:ресной части осущес'Гвляется за
счет в.ведения дошолнительного ,контрольного обор:у!дования.
КонтроJ1ь адресных цепей с помощью контрольного 1юда адре ­
са. Этот метод контроля обеспечивает обнаружение ошибок в ад ­
ресной матист,рали и регистре адреса . Код адреса, шередаваемый
из процессора, сопровождается ,кон11рольны1 м разрядо,м, ,содержи ­
мое которого является дополнением до четности или нечетности
информационных разрядов кода адреса. С выходов регистра ад ­
реса принятый код ~подается на схему ,формиро1Вания контрольно ­
·го ра,зряда, ,wс:порый 1сра•вн.ивае11ся ,с ш1ринятым. При ра,венст1ве 1ре ­
,гистр а,дреса и адресная магистраль исправны, в противном слу ­
чае .в них вознИlк от1каз или сбой. Метощ обес1печивает обнаруже­
ние оши60rк нечетной кратности в коде ад•реса,
I(онтроль адресных цепей с помощью обратной передачи 1<0-
да адреса . Метод обеспечивает обнаружение ошибок в регистре
адреса и адресной магистрали. Код с выхода регистра адреса ло
опециа,л,ыной 1Матистра.ли ,поступает в mроцессор, где сравнивается
с перещанным кодом ад,реса. По сравнению с ·преды~дущим мето ­
дом он обеспечивает обнаружение ошибок 1произвольной ·к·ратно -
68


1-
сти в адrресно~м ~коде, однако треiбует уDJ)воения количества шин
:адреса.
Контроль дешифратора адреса . Наиболее распространенным
методом контроля дешифратора адреса является ие1полъ1зование
шифратора, 1ют,арый юоещинен ,вх,сщам,и .л,иlбо 1с 1выхюда,ми •дешиф­
ратора, либо с адресными шинами вы1бор1ки в наrко:пителе. Выход­
ной ,код с шИ!фратор·а сра1вншвается 1с кодО/М в ,регис11ре ад,реса. Во
втором сл~учае кон11роль я,вляется более полньnм, та,к ,как 01бес.пе­
чивает обна•р:ужение не тол~.ко от,казов и сбоев в дешифраторе
,адреса, но и обрЬ!lвы а/Дlресных шин.
В обоих случаях воз,можна шифра,ция .кода выбранной адрес­
ной шины в полный rкод адреса лиlбо в его 'кон11ро,лъный код, ~ко­
торый сравнивается с контрольным разрядом п1ринятого адресно­
го кода.
Контроль адресных цепей с помощью записываемого в нако­
питель контрольного кода адреса. Рассмотренные ранее методы
контроля адресных це:пей п,роверяют раlботоспосо,бность от1дель­
ных узлов, таких, ,ка1к ,р ,егистр адреса и а,щресная магистраль,
дешифратор адреса и а.д-ресные шины .
Совместный контроль адресных цепей оlбес,печи,вается за­
писью в на1ко,питель ,кон11рольного хода адреса. При исшольэова­
нии этого метода инфор1мационные разряды заrписьnваемого сло­
ва дополняются iКонтроль,ным раз1рядом а1дреса. Полуrч,енное сло­
во з аносится 1в ЗУ. При очитывании контрольный ра,з,ряд выiб,ран­
нот·о слова с1равниrвается с 1контрольным раз ,ря::цом кода а1д:реса,
no которому ,шроиз·водилась вьгбор,ка сло'ва . ,В случае равенства
!Контролыш:х: ,кодов обращение ~произошло по тtребуе1мому а,дrресу ,
иначе иrмел место отказ или сбой.
Данный метод позволяет осуществить совместный .контроль
правильности обращения по адресу и истинность за1писанного
по это1му а:д,ресу слова. Для этого в контрольные раэ,ряды :х~ра­
нимого слова . заносится ,сумма контрольных кодов слова и адре­
са. При чтении слова формируемый rконтро.льный код данных вы­
'Читается из содержимого rконт1рольных разрядов считанного сло­
ва. Полученный ,контрольный ,код сравнивается с контроль,ным
кодом поступившего адреса. Совшадение кодов ,ттодтве,рждает ис­
тинность ад:реса считанного слова и правильность полу,ченных
данных.
ВIМесто выч·итания можно осуществлять повторное фор ,миро­
вание ,совместных кон11рольных разря~дов инфор1мационного сло1ва
и а д реса с последу ющим сраrвнением.
Досюинство соВ' ме стного контроля - э1коно:мия числа конт­
ро л ьных раз,ря дов в слове. Недостатком являетс я з ависимость
!Контроля адресны х цепей от контрол~я инфо,р:мационны х с.лов и
во зм ожность кон 11ро л я толыко во время считывания . Р анее рас­
ам отренные :методы ,п озволяют ,К!онтролиrровать адресные це1П1и как
в о время считывания, та ,к и ,п,ри записи .
69


ГЛАВА 6. ФУНКЦИОНАЛЬНЫЙ КОНТРОЛЬ
ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОЙСТВ
6.1 . НА3НАЧЕНИЕ ФУНКЦИОНАЛЬНОГО КОНТРОЛЯ
Важная роль в обеспечении надежности ЗУ от1водится мето ­
да~м и оре,д,ства~м их 1конт,роля на различных эта1пах производс'Dва
и экс1плуатации .
Различают слещующие вИtды ,контроля з,У :
iКонтроль статических ла1ра 1метров - входных и выходных на­
пряжений, вхоL11,ных и выходных токов, токов потре1бления от ис­
точников /Питания и т. д . ;
.кон11рол,ь динамичеаких п,араме11ров ·-
времени выбо1р,ки, па,ра­
:метров временной диатра1м,мы в1ходных сигналов и т. д.;
IКОН'Dроль фуН1кционирования (или функциональный ,контроль),
О'бес:печивающий прове1р,ку ра1ботоспосоtбности ЗУ в заданных ус­
ловиях 911\!С!ПЛ!УаТа!ЦИИ .
С увеличение'М степени интеграции ЗУ все боль1Шее значение
,шриоiбретает фунюциональный ,контроль, при ,котором m1роверяет­
ся ,ра~ботоопюсобность всех узлов ЗУ, а та1кже взаимовлияние раз­
ЛИ1чных его элементов . Провер1Ка функционирования .ЗУ !При п•ре­
дельных зна1чениях па'ра1м:ет1ров вре1менн6й диалрам,мы позвоnяет
отбраковывать ЗУ и по динамичеаким пара~метра'м.
Пр,и про.ведении фуН1кщионального ,кон11роля на входы ЗУ по­
дает1ся тестовая лоследовательно:сть, состоящая из набора элемен­
тарных тестов. Каждый элемента,рный тест предста1ВЛ1яет со'бой
совсжуmность си,гналов, лодавае~мых на 1в1хо1ды ,ЗУ в фИlксирован­
ный ;момент в-ремени. Реа,к:ция ЗУ на элементарный тест, !Прояв­
ляющаяся в виде сигналов на его !Выходах, фи1ксируется и сравни­
вается с эталонной инфоrр,ма,цией, соответс11вующей ис'IТравному
устройст1ву.
Тестовые последовательности (1далее П1росто тесты) для ЗУ
ориентированы на выявлеН1ие хара1ктерны1х ви1дов ОТiКа1зов. Вслед­
ствие большой ем'Кости современных ЗУ тесты для :конт~роля от­
ли,чаются болышой длительностью и сЛ1ожностью. Ра1злИ1чные тре­
бо,вания к времени прохож;П,ения теста и ориентация на П1реииу­
щес11венное вьшвление определенных, наиболее хара1ктерных для
данного типа ЗУ, дефектов породили большое разнооiбразие ис­
польз:уемых тестов.
Сущест,венные различия имеются между опособа:ми фу1Н1к:цио­
нального ~контроля ,опе,рати1вных ЗУ и ЗУ ,с постоянной ,или ред,ко
ив1меняемой 1инфор,мацией , (ПЗУ, ППЗУ, РПЗУ).
!При ,кон11роле оперативных ЗУ с помощью устрой·с'Dва 1:к1онт,ро­
ля фор,мируются вхо1дные тесто1вые последовательности. Очитывае-
1мые из ЗУ данные , (при исшравном ЗУ) полностью ошределяются
сфор~миро,ванной устройством конт~роля тестовой информацией.
,При контроле ПЗУ необходимо учитывать, что инфорrмация
за'писана в них лри их из.го·ю·влении и задачей -конт.роля является
срашrение считанных данных с теми, ,которые заносились при
70


--i
!Пl])ОГр аммировании ,ЗУ. Для контроля П ЗУ широко исшольз1уется
метод 1конт,ро.льного су,м,мирования.
Тесты для З У могут отличать,ся от тестов ЗiМ. Пр,и ~проверке
ЗУ нет необходимости ,проверять взаимовлияние между ЗЭ раз­
л11чных мИ1к,росхе1м, та1к ка1к оно отсутствует . Всл·еtп:сТ1Вие этого
nродо.лж;ительность :~юнтроля 'Может быть у,меньшена.
6.2 . ТЕСТЫ ДЛЯ ПОЛУПРОВОДНИКОВЫХ ОПЕРАТИВНЫХ
ЗАПОМИНАЮЩИХ МИКРОСХЕМ
Тесты для одноразрядных запоминающих микросхем . Для
к,он11роля по.лупро1Во:дни1ковых ЗiМ исшользуют,ся различные тес­
товые послмовательности . Кажщый тест хара1ктериз~ется различ­
ной длительностью и стеiПенью ВЫЯiВления 011ка зов . В зави·си'Мости
о т числа цикл;ав обращения при ~контроле тесты можно у1сло:ющ
разделить на следующие гру,ппы: типа N циклов, типа No цИJклов,
типа N,3 ци~клов, ти1п,а No12 ,ЦИJюлов, тесты регене,рации. 'В тa'6iJI.
6:1 приведены наиболее рас1пространенные тесты и 011ка1зы, кото­
р:ые они вьшвляют 1 , [11 , 20 ] . Полная пюследо1вательность обра­
щений ,к ЗiМ для всех расома-гриваемых тестов, ,кроме теста
«Д·ождь», вы1по.лняется ка'к с прямой, та1к и с инверсной инфорiМа­
цией.
К тестам ти1па N ди~клов относятся еле.дующие тесты.
1. «Последовательна:я запись и очитывание» (рис. 6.1,а). В
матрицу ЗЭ после~до1вательно за'писываются 1 (О) . Затем инфар-
10[:1 о 1
DJOО1
12J
N-I N
t1О1О
f23
N-I N
Iоо1о
jооо •оо1
О7О7
lr1° о01 to1оо
11о7о
11Ооо
---- ---- ----
---- ----
--------
а)
!5)
(})
г)
о1101
;СтОО1
123
N-I N
1ОО1
/;: t:I
о77О
аоо
tt
0~1 ::. п
н
ооо
l'l
1
;J
о
о
.
71
il)
е)
ж)
3)
Рис. 6.1. Диа грамыы логических состояний матрицы ЗЭ и порядо к считывания
информаци и для тестов типа N цик ло в:
:а ) «Последова тельная зап и сь и считыва ние »; б) « Ш ахматный код»; в) «Сч итывание - за­
пись в прямом и обратном направ л е ния х»; г ) «Диагональ»; д ) «Четность ( н ечетность) ад­
реса»; е) « Обращение к пр ямому и дополняющему адресам»; ж ) «Обращение к соседн и м
адре са м»; з) «Считывание по столбцам»
1 Васин С. Н., Георгиев Н. В., Крупский А . А. Контроль интегральных
полу проводниковых за по м инающих уст рой ств ЦВМ высокой производительнос­
ТJ-1//Вопр осы радиоэлектроники . Сер. ЭВТ. - 1976.
-
Вып. 6.
-
С. 94-102.
71


Таблица 6.1
Хип теста
Типа N циклов
1. Последовательная за­
пись и считывание
2. Шахматный код
3. Считывание-запись в
прямом и обратном
направлениях
4. Последовательное за ­
полнение со считыва­
нием (Марш)
5. Диагональ
6. Четность
(нечет-
ность) адреса
7. Обращение к прямо­
му и дополняющему
адресам
8. Обращение к сосед­
ним адресам
9. Считывание по столб­
цам
Типа N2 циклов
1О. Бегущая 1 (О)
11 . Попарное считывание
12. Попарное считывание
с модификацией
13 . Попарная запись-счи­
тывание
14. Попарная з;шись-счи­
тывание с полным
перебором
Типа N3 циклов
15. Дождь (полный пе­
риод, малый период)
Типа No1 2 циклов
16. Бегущий столбец
17. Бегущая 1 (О) в
столбце
18 . Бегущая строка
19. Бегущая 1 (О) в
строке
20. Попарное считывание
по строке
211. Попарное считывание
по столбцу
22. Попарное считывание
по диагонали
72
Длительность про­
хождения теста,
циклы
4N
4N
5N
10N
f2(2N+2No1 2 )
4N
10N
128N
8N
2(N2+2N)
2(2N2+2N)
2(3N2+3N)
2(4No-2N)
2(8No-BN)
No, N2
2(N312+3N)
2(N312+4N)
2(No1 2 +3N)
2 (N312 +4N)
2(2No12+3N)
2(2,N312+3N)
2(2N3 12 +3N)
Обнаруживаемые отказы и сбои
в матри­
це ЗЭ
в деши­
фраторе
вследствие
изменения
динамиче­
ских пара•
метров
+00000- О о·
о
о,
+-о
++
-
оо-
о
++-
+-
+
о+
о+
+-
+
+ -+-+-
++
+-
+++-
++++
++++
-
о
-
+
+++
+++
+++
++++
+++++++
++++++-
+++--
++++
+++-
++++
++++ -+
++++-+
1++++++
1
о
о
о
+
о
о
о
о
о
(}
(}
Q
О'
О·
О·
О·
(}
о,
();
0-
0·
о
о
о
о
"


Оконч ание табл. 6.1
Обнаруживаемые отказы н сбои
вследств и е
изменения
в матри-
в деши-
динамиче -
це ЗЭ
фраторе
ских пара-
Длительность про-
метров
Тип теста
хождения теста,
u~1~
u~5
"
:,:
циклы
"
:,:
"
" о."о.
о:.::: :s:
:,:
:,:
:,: :,:
о.о "'о
"':,: t:
"1'
"'
"
""'
"':,: "(\О
"''°
:,: :,:
§~~ "'~
ti:,:
f--o"'
""::а 8:iS :,: "'
"-
"'.,,оеuо.
.. ..
u :,:u :,:.О....оо"':,:"'
" о."о" оQ)
;,,: ,:
~ :,:
~~ ~\f! '"
,с(
:Е о :Е:,:" :,: 15
ut:"t:
о"о""'\О""'u
о.'"
f--o"' о"'
f- .,,
:,: "' <l)"' r-::5 с:..~ о Q) Q)
о"'
""'
"u о" :Е :,: ::;::; ::i::
""'
"'u t:
t: о.
:23. Попарная запись-счи - 2(16No12+16N) + + + + + + + + о
тывание по строке и
столб цу с полным
перебором
+
:24. Сдвигаемая
диа го-
2(No1 2 +3N)
+-+++
-
оо
наль
Тесты рег енерации
:25 . Статический
2(fpeг+2N)+ооооооо+
:26 . .Шахматный код с ре - 2 (No12fpeг+2N) + - о
-
оооо+
генерацией
+
27. Возбуждение матри -
2fрег+ЗN
+оо-оооо
цы чтением строк
:28. Возбуждение матри- 2 (No/2fpeг+4N) + о о - о о о о +
цы многократной за -
писью со считыва -
нием по столбцам
'29. Возбуждение матрп- 2(N1/2fpeг+4N) + о + - о о о о +
цы многократным счи-
тыванием из столбца
.ЗО. Возбужде н ие матрн-
2(Мfрег+2N) + - +
-
оооо+
цы обращением по
квадрат у
П р и м е ч а н и е. + эффективный контроль; - частичный контроль; О не контро­
.лнрует.
мация последо:вательно с~читЫlвается. Тест обладает ела;быми
'Контролирующими с-войс11ва1ми, та1к кшк прО1веряет лишь схе1мы
:записи и считывания инlфо1рма1ции 311\1..
2. «Шахматный /КОЩ» (1рис. 6.1,6). В сосещние З1Э ма11рицы за­
писываекя 1про11иво:положная ИН1фор1ма~ция. Затем все а,дреса юо­
·елещовательно с~читываются. Тест вы5vвляет ,1юро11кие замЬ!lкания
между соседними по строке и столбцу ЗЭ, а также обнаружива­
· ет отказы в младши1х раз·рядах адреса ,стрсУКи и стол<б!да.
Извеетны щ;ве модифиiкации данного теста. Противопо,ложная
;инфо1рмация записывае11ся либо в соседние столtбцы ( «Шах1матный
код» межщу стол~б.цами), либо в соседние строки мат-рищы ЗЭ
(« ШаХ'матный код» мел<tДу СТlрока,ми). Та1КJИIМ Оlбразом выявля­
·ются: коро11кие за•мьnкания меж,щу столlбца1ми и между стрО1ками.
В последнем сл~щае 1П1ри считывании по столiб~ца.м обеспечИiвается
:Уаж,си~мальное число переключений в у,силителе очиты1вания .
73


3. «Очитывание-1запись в прямоIм и обlратном наIпра,влениях»
(Iрис. 6:1,в). В ма-грицу З!Э послЕщо1вательно за1П,исываются дули .
Затем в каждом ЗЭ считывается О и за:писЫ1вае11ся 1 шри из, ме­
нении адресюв от Ао до AN-1 - После э11ого,. начиная с щдрес а
AN-1, считывается 1 и 1за1Писывается О в каждый аlдрес при из1ме­
нении адресов от Ан-1 до Ао .
4. «ПослЕЩовательное за1пюлнение со очитыванием» ('рис. 6.1 , в)
является ,модифи,кацией .предыдущего теста с цел,ью улучшени я
провер1Ки мат.рицы ЗЭ. Алгоритм прО'веtр1ки для данного теста п,ри­
веден в та~бл. 6.2.
5 . «Диагона.ль» (рис. 6.1,г). В матрицу ЗЭ ,после:д.овательно
записЫ1ваются О ('!). Затем во все ЗЭ, у которых адреса с11ршки
и столlбiца соВ1падают, за1Плсы:вается 1 (О) . Считывание про:~юхо­
дит ло сто,л,бцам матрицы. Тест выявляет от,казы дешифратора.
6. «Четность (неrчетность) адреса» (рис. 6 .1 1,д). В ,каждый ад­
рес матрИlцы ;заlПоминающих элементов за1ПисЫ1вается О, если чис­
ло единиц в щщресном коде четно, и 1, если нечетно. Затем ин­
формация в матрице очитЫ1вается посл.едовательно пю адреса1м.
После этого анало.гичным о6ра:зом матрица заполняется нулIя,ми ,.
если число ещиниц в коде а:д:реса нечетно, и единицаlМи, если чет­
но . Затем произIвод,ится считывание последовательно по адреса,м .
Тест выявляет неисправности дешифратора, а таIкже запись и счи­
ТЫIВание в отдельные З~Э.
7. ·«Обращение :к ,прямому ,и ,дошолняющем:у а,д,реса.м»·
(р1и·с. 6.1,е) . В Iма,т,риIцу ЗЭ за,шисЫ1ваю11ся 1 (О). Из ·каждого ЗЭ (,пря­
мой адрес) считывается информация и за,писывает,ся Iпtротиво1По­
ложная ей инфор,маuщя. Зате!М переходят к а:д•ресу, являющем у ся
допол ,нением до 1 во в:сех ра:з·рящах кода ад-реса. Наряду с эффе.к­
ти;вной проверкой дешифрато1ро1В данный тест ;контролирует со­
хранность инфор,ма,ции в ,матрице nри разлиrчных обращениях к:
Таблица 6.2
Номер
цикла
74
1
2
3
4
5
6
Циклы теста « Последовательное
заполнение со считыванием»
Наз на ченне ЦИК JlОВ
Запись 1 по всем адресам
Запись исходной информации
Считывание !, запись О . ПоR- Контроль сохранения 1 при записи (}
торение для всех адресов , на- по младшим адресам
чиная с младшего
Считывание О, запись 1. Пов­
торение для всех адресов, на•
чиная с младшего
Считывание 1, запись О . Пов ­
торение для всех адресов, на­
чиная со старшего
Считывание О, запись 1. Пов­
торение для всех адресов, на·
чиная со старшего
Считывание 1 по всем адресам
Контроль сохранения О при записи
по младшим адресам и запис и О в,
цикле 2
Контроль сохранения 1 при записи~
по старшим адресам и записи 1 в.
цикле 3
Контроль сохранения О при записи
по старшим адресам и записи О в .
цикле 4
Контроль сохранения 1 при записи
в цикле 5


ней, а та,кже проверяет влияние опера;ции заПlиси на п,ра1Вильность
считывания информации.
8. «Обращение к соседним а,дресам» (рис. 6.1,ж). Каждый ЗЭ
iКон11р о.лир1у,ется путем за1писи О (1) в него и конк1ретного кода в
-сосе;11.ние по «1к,ресту» ад,реса и считывания из пров еряемого ЗЭ и
-со седних по к1ресту ЗЭ. Эта опер_а~ция повторяется дл1я 16 раз-
ли1чных 1кодовых ком~бинаций в ок,р1у.жающих по <<1юресТ1у» вы­
бранный З!Э ад1ресах. В у1г.ловых соседних адресах МОГ!J'Т быть
;прои:з1вольные коды . Тест осуществляет полную 1Проверку фун1кцио­
ни1рования и взаимовлияния соседних ЗiЭ.
9. «Считыва ние по столб1ца,м» (рис. 6 .1,з) . Во все ЗЭ П1ервой
и ~последней стро1ки записываются 1, во все другие ЗЭ ,матрицы­
{)_ Считывание проис-ходит вдоль стол6ца .между ЗIЭ пер.вой стро­
ки и др;угими З•Э (~р0tме !Последнего) ,этого сто.лiбtца . Затем то же
са·мое п~роиз-во1д.ится для последней стро1ки. Аналоr,ичный :процеос
-с~читывания ш1р,о из1водится вдоль всех столбцов.
К тестам типа No ц1иклов относятся следующие .
10. «Беnущая 1 (О)» (рис. 6.2,а) . В ЗЭ по первому ад,реоу Ао
.вап1исывается 1 (О) ,на фоне 1в1еех О ,( 1). Затем 1в~се аtдреса послед,о.­
вательно очитываются; последним считЬ!lвается ад,рес Ао с после­
дующей за1писью в не1го О (11). Последовательность опера,ций по­
вторяется для адреса Ас и т. д. до после1д.н его. Тест 1П1ро1ве1ряет
,способность каждого ЗЭ ·пере'Jюдить из О в 1 и о~братно, а та1кже
2З
N-J N
12З
N-7 N
/100 ••• ool --loто
•оо1
а)
2J
N-JN
72З
N-7 N
1ll()о
•оо1
-
--
-
--
--------------=::--
-
---
---
- - Запись
-- Считы8ание
б)
г)
123
11оо•
~
---
-
723
.; .;.= 1
~о
~1
~о
N-7 N
..оol
oJ
N-1 N
-- ---- --~
---- -- ---о
------
-
---
1
--
---------
о
iJ)
'Рис. 6.2 . Диаграммы логических состояний матри цы ЗЭ и порядо к считывания
sинформа ци и для тестов типа N2 циклов: •
41 ) «Бегу щая 1 (О)»; б) «По п а рное считывание»; в) «Попарное считывание с мод ифик а­
цией » ; г) « Попарная запись-считывание»; д) « Попарн ая запись-считывание с полным при~
,бором»
75


оlбна,руживает влияние О1П1е,рации записи в отдельном ЗЭ на со­
хранность инфоР'мации в .матриII;е [20].
11 . «Поmарное считЫ!вание» (1рис. 6.2,6). Тест обесrпечивае1·
любые адресные переходы с различными изменениями информа­
ции при считывании. В адрес А0 за'писы1Вается 1 на фоне всех О ,
а далее последовательно еtчитываются адреса А 1 , А0 , зате1м А2 , А(}.
и т. д., по1ка все !Пары ~переходов, в,ключающие ащрес Ао,. не будут
проверены. После этого 1в aJJ,pec Ап записывается О и информа­
ция с1читывается. Подоlбный хара1ктер обращения между выбран­
ным базовым ад,ресом А; (IВ рассматр,иваемом случае А0 ) и полем.
текущих а,11реюо1в (Ai) (в дан,но1м ~случае А1 , А2, ... ,
AN'--l) •бу­
дем называть попарным считыванием между адресом А; и пол ,2 м
те1к,ущих адJре-со,в (A.i) -· В
такюй же 1п1Q1сле:до1ва•телыюст,и осуществ­
ляются операции для аtдреса А 1 и т. д.
Тест эффективно проверяет функционирование ЗЭ, дешифра ­
торов, время выборки, а та'Кже влияние процесса за п иси в от­
дельном ЗЭ на сохранность информа-ции в остальных ЗЭ мат­
рицы.
12 . «По1па•рное считывание с модиф,и1кацией» ( рис. 6.2,в). В.
адрес Ао за1пи,сывает,ся 1 на фоне всех О, за тем 1последовательн0,
считьпваются ЗЭ пю адресам А1, А0, А1, далее А2, А0, А2 и т. д..
,по1Ка все ~пары ~переходов, в,ключающие адрес А0 ,. не будут прове­
рены . После эт ого в адрес А0 зап исывается О и инфо1р1ма,ция очи-­
тывается. По·слеtдо1вательность О! п ера'ций пю1Вторяется для адреса
А 1 и т . д., в1плоть до последнего . По эlффектиrв,ности да н ный тест
аналюrи1чен предьпдущему.
13. «Попарная 1заtпись -оч,ить11вание» (рис. 6.2,г ) . Данный тест
обеопечи,вает возможные адресные ,п ереходы в режм,ме за1пись­
считывание. В ЗЭ по адресу А 1 за1писывается 1 на фоне О ,с по­
следующим считыванием О из А0 . Затем по адр е1су А 1 за,писы1Вает­
ся О с ,последующим считыванием из адреса А0 . Эта последова­
тельность операций повторяется для адресов А2 rи А0 и т. д. до тех
пор, пока все пары (N--' l ) -адресных :пер еходов относи тельно ЗЭ по ·
адресу Ао не буд1ут ,пр,оверены. Тест эффективню проверяет функ­
ционирование матрицы З!Э, дешифраторов, время в ыlбор,ки, вре·мн
восстановления шосле за1писи, а та1кже ~ влияние о:пер ации за,писИ'
в отдельный ЗЭ на сохранность информации в матрице .
Существует несколыко ,модифика ций дан н ого теста, суть кото­
рых заключ ается в изменении хараrктера обра·щ ений между ба-·
зовым А; и текущим Aj адресаrми (при этом изменяется контро--
лирующая сrпосо61юсть теста):
•
,сrчитывание О (
1)
из ад1реса А; с последующей записью 1 (О) ·в,
адрес Ai; ух1уtдшается контроль выбор,ки дешифраторов и времени
вЫlборrки;
считывание О (
1)
из адреса Aj, запись
1
('О) в адрес Aj с ПО'--
след:ующим считыванием О (1) из адреса А; и 1 (,О) из адреса A.ii
и записью О (.1)
в адрес Aj с последующим считыванием О' (11) из,
адреса А;; улу'Iшается ,контроль ·влиянпя заш~си О и 1 в- адрес AJ;
на содержимое ЗЭ 1по адресу Ai;
76


..
за,пись 1 (О) в адрес Aj с последующим считыванием из а,д,ре­
сов А;, Aj, А; и запись О (1) в адрес Aj с последующим считыва­
нием из адресов А;, А5 , А;; ~лучшается контроль времени вы­
борки.
Длительность ра·сомотренных модифиrкаций теста «Попа,рная
за пись-считывание» пропорциональна соответственно 4No, 12No,
16No ЦИ1КЛО,В.
14. «Папарная за1пись-очитывание с полным переlбором» •. (рис .
6.,2,д). Данный тест наи1более полно реализует всевоз,можные ад­
ресные переходы в ма11рице ЗЭ со 1всеии возможными изменен,ия-_
ми информации и тиrпа о:пераций . В ад1рес А 1 заmисывается 1, а в
адрес А0 -0. Затем производится считывание информации из ЗЭ
по адресам А 1 и Ао. Далее mo ад,ресам А1 и Ао за1писы1вается О с
последующим очитЫ1ванием инфор,мадии по этим адресам. Эта
послещовательность о:пераций повторяется для адресов А2 и Ао
и т. д., пока все пары (N-1) адреоных ,п,ереходов относительно
а~д:реса А0 не будут п1роверены. Далее последовательность повто­
ряется ло отношению ·к .ЗЭ :по ащреqу А 1 и т. д. до последнего.
Тест «Папа·рная за1пись-очитЬJ1вание с •полным ,перебором» эф­
фективно проверяет фун1юционирование -матрицы ЗЭ, ра-боту де­
шифратора, •чу,вствительность мат-рицы ,к разлиrчным обращениям
и контролирует вре'Мя ·выбор1ки и в,ремя восстановления после за ­
[IИСИ.
15 . К. тестам 11июа No,ц1и1кло,в о·т1юс,итоя тест «ДоЖJДь» (;рис. 6.3) ;
При реализаци,и этю,r,о теста ;ВО шее ЗЭ 1матр1ицы .за:писы1вают­
ся 1. Из адреса Ао считывается и запiисывается 1. Затем после;до­
вательно из адреса А; считЫ1вается инфор,ма.r.r,ия и за1Писывается в
него бит, :равный [А;-1] +.[А;], -где « + » -су,М1ма 1по модулю два.
После считывания и записи инфор•мации ,по 1последнему а~ре­
су AN-l считывается информация из .ЗЭ по адресу А 0 . В нето за-
----
prr
оо
оо
ооо
111
1О1о
р1
оо
оо
ооо
оООD оооо
i11
оо
оо
ооо
1711
1Оо
l1
оо
оо
ооо
оооо оо{1{1
11ОО
1Ооо
1{77О
.1
1оо
ооо
оооо
{1ооо
ll1
1U7О
11оо !ооо
11оо
7Ооо
оооо
оооо оооо оооо
оооо
оооо
ооио
оооо
оооо оооо
-
1f1
1о7О
11оо
1Ооо
оооо оооо
оооо оооо
оооо
оооо
оооо оо00
оооо оооо
оооо оооо
Fис. 6.3. Диаграммы логических состояний матрицы ЗЭ для малого периода
теста «Дождь»
77


[1Исьnвается сумма по модулю 2 информации по адресу А0 и ад­
ресу AN-J и т . д. Перио:д 'повторения иНlформации 'В матрице ЗЭ
для этого теста равен N3 циклов. Весь период теста мож,но раз­
бить на N ,малых периодов длительн,остью No циклов. В конце
!Каждого малого цикла в ,матрице за!Писана одна единица и все
остальные нули. Адрес едини1Цы для различных малых периодов
разный.
Особенностью теста «Дождь» я-вляется то, что во время его
п1рохождения в матрице ЗЭ за1писаны разлиrчные инфо,рмацион­
ные ра,спределения (нее 1, «Шахматное раоп,ределение», одна еди­
ница и ,все нули и т. д.), что по1зволяет проверять 311\1. в у,словиях,
при'ближенных 'К условия,м раrботы. На пра1кти1ке полу,ч,ило рас-
1Пространен:ие тестирование в течение малого ,п,е1риода длитель­
ностью No циклов ИJ]И ,в течение No +ЗN ци~шов, коГiда во все ЗЭ
за1писывается и считывается как еоП:иничная, тшк и нулевая ин­
формация.
Для построения тесто1в ти1па No12 ЦИlклов иапольз1уются те же
1ПрИН1ЦИIПЫ, Ч!ГО и для тестов типа No цикло1в. Продолжительность
тестирования уменьшается за сrчет со1кращения пол,я те1К1ущих ад­
,реоов Aj, 11юто1рое форМ,ируется 1с учет,ом rгопологичеСJюих особен­
ностей проверяемой З,М. Поле адресов (Aj) формиру,ется из ад­
ресов тех ЗЭ, кото1рые овязаны с ЗЭ ,по базо~юму а1дрес[У Ai неmо­
средственными связя,м'и или 1благода1ря сосе~1ству на кристалле,
либо общими а1дресными или разря~ными шина:ми. Та1ким о6ра­
зом поле текущих адресов (Aj) ограничивается строкой, стол1б·
цом, диагональю матри'ды ЗIЭ. Продолжительность теста опреде­
ляется полем (Aj) и хара,ктером обращений ,по ад'реса,м Ai и Aj
(попарное очитывание, попарная за1пись-считывание или полный
перебор).
К теста•м тИlпа No12 отнооятся следующие.
16, «Бегущий столбец» (рис. 6.4,а, 6). В пеР'вый стол,бе!Ц мат­
рицы ЗЭ записЫ1ваются 1 на фоне О. Затем вся информация из
,матри цы ЗЭ сч,итывается с после.дующей за1Писью О в 'Первый
столбец, Последовательность опера,ций повторяется для второго
столбца и т. д- р,о последнего. Эффективность прове,р1ки де1Шифра­
торов с помощью этого теста ниже, 1че,м для тестов тИ1па No (не
проверяется дешифратор стро1к).
Существуют две мо!дифиrка,ции данного теста:
дл1я теста «,Бегущие столiбцы» за1пись 1 осущес"Гвляется в два
столбца с номерами j и j+0,,5 VN (где j=O, 1, ... , 0,,5 V N) на фо­
не О, за1писанных в остальные ЗЭ матрицы. Затем инфор•мация из
всей матрицы считывается и 1в щанные столбцы записываются О
(рис. 6.4,в). Длительность теста составляет N31 2 +16N ци1Клов.
Для теста «Бегущий столбец с 1противололожной информаци­
ей» в перв,ую половину адресов перв_ого стол:бца за;писываются О,
во вторую половину l, :Затем информация считывается и в стол -
1бец зап,исывается противоположная информация (рис, 6.4,г). Дли ­
тельность теста равна 2N31 2 +6N.
78


11OJO П
О1-0О
rrооо
О1-0О
1toоо
О1-0О
1Фооо
о1-0о
а)
6)
ооо
ооо
'-.1/
-
-=,----~
0-1-0
оооо
/1"\..
оооо
ооо
е)
ж)
- ---
-
-------
1ооо
о1оо
оо7о
ооО1
1-О 1-0
1-0 1-0
,-о 1➔о
1-► и т~о
8)
о
ооо
о7оо
ооо
з)
о
i111
оо
f--
и
1О
о
О1
о
оо
л)
О1-0О
О1-0О
оо-оо
оо-оо
г)
1"',~1
}'Joоо
ОООl
toОl0
to1оо
м)
и)
оооо
1117
t1tt
оооо
оооо
i})
0о
Гис. 6.4 . Диаграммы логических состояний матрицы ЗЭ и порядок считывания
информации для тестов типа N312 циклов:
а ), 6) «Бе г ущий столбец»; а) «Бегущие столбцы»; г) «Бегущий столбец с противоположной
информацией»; д ) «Бегущая стро ка » ; е) « Попарное считывание по строке»; ж) « Поп арное
считывание по квадрату»; з ) «По парн ое считывание по кресту и I{Вадрату»; и) « Поп арное
считыван ие по диаго нали »; к) «Пuпа рное считывание с базовыми ад ресами на фик си ро ­
ванной диагонали»; л ) « П опарное считыван ие с базовыми: адресами на перемещаемой диа ­
гонали»; .,1t) « Сдвигаемая диагональ»
Эффtжтивность даннысХ модификаций в основном а,налогична
эффе,ктивности теста «Бегущий стол1бец». С ,помощью теста вто­
рой модификаrции можно более тщательно •проверять схе,м ы де­
шифрато:ра и у,силителя очитьr•вания.
17. «Беnущая 1 (О) в столiб,це». В 1пер,вый ЗЭ столбца ва1пи­
сывается -1, ,в другие З,Э этого стол 16ца О. Затем инфоР'мация из
первого ст<.щ6ца с~читывается с после;д:ующей записью О в пер­
вый ЗЭ. После~довательность операций ,по1вторяется для второго
ЗЭ •стол1бца и т . д. до •последнето ЗЭ сто.лlбца. Аналогичная .про­
цед1у1ра лровсщится для ~каждого стол,бtца ма11рищы. Тест ~проверяет
фун;к,циониро1вание матрицы ЗЭ и ра~боту дешифратора.
18 . «Бегущая строка» (,рис . 6.4,д). В пе-р,вую строку записы­
вается 1 на фоне О. Информация со всей матрицы ЗЭ считыва­
ется с шоследующей в а•писью ,о в пеР'вую строку. После,u.о,ватель­
ность о:пераций повторяется для второй строки и т. JJ.. до послед­
ней. По оравнению с тестом «Бегущий стол1бец» данный тест ме­
нее эффективе н 'ПРИ провер1ке дешифратора столбцов и усилите­
лей считывания.
79


19. «Бегущая
·1 (О) 1в стра1ке». В отличие от теста 17 стол-бе,ц
1заменяется стро1кой. При той же продолжительности данный тест
осуществляет частичную ,п,ро;ве,р1ку уоилител,ей очитЫ1вания.
20. «По1парное считывание 1по стро1ке» (~рис. 6.4,е). Поле ба­
зовых ащресо1в (Ai) ,в-ключает в себя .все ЗЭ матрицы. Для •каж­
дого ·базового адреса Ai полем текущих адресов (Aj) являются
( VN-1) адресов с'ГрОIКИ, на 1которой находится адрес Ai . При
тестировании 1произ.воJI.ится :попарное считЬ11вание ме)!<:ду 1каж.цым
базовЬ!lм адресом Ai=0, 1, ... , N-1 и соответствующим ему •полем
(Aj).
21. «Попарное считывание 1по ,сто.лlбтду» аналогично предыду­
щему теС 'Г!У с той разН1ицей, что с11ро1ка заменяется на стол,б.е,ц.
Известны т,ри ,модификации щвух 1После:n.них тестов, суть кото­
рых заключается в из1менении поля (Aj):
для теста «Попарное оч,итывание по 1к•вадрату» ,поле ограни­
чено .адре1са1м,и, юо~се,дни·ми ,с а,дресом Ai (р,ис. 6.4,ж) . Тест дли­
тельностью 42 N циклов может исполызо~ватыся ~для провер1ки ,вли­
яния сосмних ЗЭ дру;г на дру['а и контроля времени выбор1ки;
для теста «Поша·рное считывание между соседними адре,сами
no ~кресту» поле (Aj) ограничено а.цресами, которые являются со­
седними с адресом Ai ·по кресту ('рис. 6.4,ж). Длительность тес­
та - 26N циклов;
для теста «Попарное оч,итывание 1по ,к:рес11у и .квадрату» поле
(Aj) ограниrчено адреса,ми строки и стол61ца, о,шределяемыми ба­
зовым ад,ресом Ai и четырьмя угловыми соседними адресами
(1рис. 6.4,з). Длительность теста равна 2 (4No1 2 + 7N) циклов. Эф ­
фективность данного теста 1близ1ка к эффектив,ности теста «Попар ­
ное сч1итывание» 1при ·более тщательном .кон11роле влияния сосед­
них ЗЭ ,др:у:г на д1руга.
22. «Лоша рное сrчитывание по диагонали» (рис. 6.4,u) анало­
гичен тесту «По1Парное считы1вание :по строке», за исключением
того, что · :поле -(A.i> ,включает 1в себя ( V N-I) ад1ресов диагона­
ли, на ;которой находится ащрес Ai . Данный тест хоро1Шо про·веря­
ет фуr-nкционирование матрицы ЗЭ и раiбо11у дешифраторов.
!Модифи,кация этого 11е:ста заклюrчается в изменении поля '6а:зо­
вых ад1ресов (Ai>- В дижона.лъ за·писывается одно·роJI.ная инфор­
ма,u:ия и отсутствуют попа,рные обращения между адресами диа­
гонали.
Бели •поле (Ai) :принадлежит централь,ной диагонали, а .поле
(A.i > содержит ЗЭ соответствующего стол1бда и стро1ки, определяе ­
мы х адресом Ai (,рис. 6.4,к), то 1Пол:учается тест «По111арное счи­
тывание» с базовьпми адресами на фИiксированной диатонали».
Длительность этого теста соста,вляет 2, (бN- VN) ци,клов. Тест
пр оверяет ф:ункщионирование матрицы ЗЭ, работу дешифраторов
и ко нтролирует время выборки.
Если ·поле (А.;) расширяется до 1/ N диагоналей (рис. 6.4,л),
то предыдущий тест превращается в тест «Попарное считывание
с ба:зовыми адресами на перемещающейся диагонали» ,иродолжи -
80


·•
тель~ностью 2 (4No12 + 2N) циклс~в. Тест хорошо про1веряет ра,боту
дешифраторОIВ.
Тесты попарного обращения типа No12 циклов хара1ктеризуют-
ся ,псшарным считыванием. При и:з,менении хара1ктера обращения
(напр,имер, .при переходе 1К ~попарной записи-:ечитыванию или пол­
ному перебору) и при сохранении за·коно1мерности формирования
базовых (Ai) и текущих (Aj) ад,ресов могут быть созщаны 1ювые
тесты.
.
23. «Попарная заrпись-еrчитьnвание по строке и столбrщу с пол ­
ным лере1бором». Ал,горит.м теста аналогиrчен тесту «Попарная
зашись-считывание с полным перебором» с той разницей, что в
iКа1честве поля (Aj) ·используется ЗЭ •сТ1ро1ки и столбца, на пересе­
чении ,которых находится запоминающий элемент с адресом Ai,
Длина теста 2 ( 16No12 + 16N).
24. «С1д,вигае,мая диагональ» . В мат,ри;цу .ЗЭ последовательно
заmисывается О (1), а затем в центральную диа,гональ за,писыва­
,е тся 1 (О) с последующим считыванием по с11ол16цам (рис. 6.1,г).
Подобная процедура ловто,ряеТ1Ся для всех ( V N-1) не,централь.
ных диагонал,ей, одна ив :которых показана на рис. 6 :4,м. Тест эф­
фективно выявляет неиоправности в дешифраторах и в схемах
у силителей считывания .
Тесты регенерации предна:зна1ч,ены для 1контроля пе[Jиода ре­
генерации tрег ЗiМ д,ина1миrчеакого ТИIПа и подраз1деляются на ста­
тические и динамичесiКие .
25. «Тест ре,генерации статический». В .матрицу ЗЭ записыва­
·ется информация, вьщерживается пауза, равная fрег, •в течение ,ко­
торой отсутс11вуют обращения ~к З!.М, а .затем информап,ия считы­
:вается по столlб:цам и сра,внивается с .записанной ранее.
26. «Шах!Матный 1к,о:д с :регенерацией» ,является статичесuшм,
сут ь которого за1ключается в залиси «ша,хма'Гного кода» в 1матри­
цу ЗЭ, выдерживании паузы tрег и шослещующем считывании ин­
формации в от:дельном столlб1це. При этом информация а·втомати­
чеоки ре:генерируется во нсех стро1ках матрицы. Пр,оцед1ура по­
вторяется для следующе,го столбца матрицы и т. д. до \Послед­
него.
Динамические тесты •регенерации отл,ичаются от статичеаких
тем, чrго в течение паузы, ·равной .tрег, произiВодятся оlбращения к
не.к онтролируемым ЗЭ, приrчем хара1ктер о<бlращений ою•рмеляет
особенности ,кон1кретного теста.
Различают три основных опосоlба возlб~ждения матрицы .ЗЭ в
течение интервала tрег : обращение •к от:дельным стро1кам, обраще­
ние к отдельным стол6ца1м, обращение к отдельным ЗЭ , раапо­
ложенным по соседст,ву с кон'Гролируемым ЗЭ.
·27. ((\Возiбужщение ,матрицы чтением С'ГрО!К>>. Во в1ре1Мя паузы
длительностью tрег ,произ,водится считывание инфор1мации из не­
чет ных стро1к матрицы ,З'Э. Затем проверяется прав,илъность ин­
форм а'Ции, зашисанной в конт,ролир(Уе~мые четные ,строки . Анало­
r 11чны11 образ ом проверяются нечетные стро1ки матрицы .
81


Известны следующие модифИiкации теста.
«:Воз,буждение ма11рицы за:писью в строки». В нечетные ( чет­
ные) ст1ро1ки мат-рицы ,ЗЭ за1писывается 1n;ротиво1по.ложная инфор­
,ма1ция в течение fрег с последующим считыванием из .контроли­
руе1мых 1четных (нечетных) строк. Длительность теста составляет
(2,fрег + ЗN) ДИ\КЛ,ОВ.
<~ Во.з~б1ужден,ие матрицы за1писью в две стро1ки». В [-ю строку
записЫlвается 1 (О), в ·(i-1) -ю и (i + '1) -ю с11роки в течение fрег
1мното1к,ратно записЬ!lвается О (il) с последующи,м считЫ1ванием ин­
формации из i-й ,с11р ·о1ки. Процмура повторяется для каждой
стро1к1и ,мат1р1ицы. ДлителЬ'!-юсть теста - (2fpeг+4N) ц1и1кл,01в.
«Возiбулщение матрицы о:бlращениями к ст,ро1кам». Проводят­
ся различные 01перации со всеми, ~кроме 1контролируе1мой, строка-
1ми 'В течение интервала в1ремени fрег ,с 'Последующим считыванием
ИН1фор,мации из кон11ролируемой с11ро,к.и . Длительность теста рав-
на 2 ( VNfper+4N) ЦИIКЛОВ.
28. «1Воз1буждение 'ма11рицы многократной за1писью со считы­
ва~-шем по столбцам». В матрицу заlПисывается определенный фон.
В выбранный стол-бец за1писывается 1 (О). Во время ,па'у'IЗы дли­
тельностью fрег в од:ин из ЗЭ ·выбранного стол,б,ца за:писывается
О (11). Затем информация с1ч1итывае11ся по стол~бца,м из матрицы.
Данная процедура .повторяется для каждого стоЛ16ца.
29. «Воз~б!уждение матрицы многократным считыванием из
столб,ца». В матрицу ЗЭ записЬ11вается определенный фон, а в
вЬ116ранный стол1бец - «шах1матный код». В течение паузы дли­
тельностью fрег прои:зводится последователь,ное считывание по
выбранному столiбцу. При этом проверяются токи утеч1ки между
соседюi1ми ЗЭ в 1контрол 1ируемом столбце. Утеч1ка тока в одной
с11раке между соседними ЗЭ маловероятна. Затем инфор,мация
считывается из выбранного стол6ца. Процедура ,повторяется для
каждого столбiца.
30. «Возlбуждение ,матрицы обращением по ,квадрат:у». В конт­
роли,руемый ЗЭ за:пись11вается 1 (О). В те1чение паузы длите,'IЬ­
ностью fрег производятся следующие многОiкратные обращения к
восьми а.,щресам, я:вляющи -мся соседними для ~контролируемого
ЗЭ: за:пись О ( 1), считывание, запись 1 (О), ·считЬ11вание. Зате1м ин­
форма1ция считывается из контролируемого ЗIЭ. Проце,r:цура 1п о·вто­
ряется для все,х ЗЭ матрИ!цы.
Для со1краш.ения числа воз1буж,даемых ЗЭ применяют модифи­
кации этото теста:
[ТРИ о·бращении к угловЬ11м соседним адресам - тест «Возlб~уж­
дение матрицы обращения,ми к угловым соседним адреса ,м»;
:при обращении ,к сосе,дним адресам по «~кресту» - тест «-Воз­
буждение мат,рицы обращениям,и ,к соседним ад,реса-м по кресту».
Обе :мо~дифИJка,ции имеют длину 2 (Ntpeг+2N) IIJИJ<лoв и ,менее
эффе'ктивно контрол,ируют ~величину fрег по сра·внению с преды1ду­
щ1-11м тестом.
Каждый тест в отдельности ориентирован на провер1ку оюре­
деленных узлов ЗiМ . Поэтому для ·проведения контроля ,может
82


быть использована совокушность рассмотренных тестов. Как пра­
вило, 'более .сложные тесты в1ключают в себя многие свойства бо·
лее п,ростЫ1х тестов.
Реальные условия произво~д.ства и iКо нтроля ЗМ на1кладывают
огра ничения на длительность шри1меняемых тестов. Длительность
конт,роля некоторых ЗIМ ,в режиме одно1кратного ,про,гона разл:ич­
ны~х тестов прИ1ведена в таrбл. 6.3.
Очевидно, 'ЧТО тесты ТИlпа N2 щиклов нешригодны для tМДП
311\1. '6оль1Шой ем~кости
· и:з-LЗа
болышого времени кон11роля. В по­
доiбных слу1чаях могут быть исшользованы тесты типа N, No12 ЦИ'К·
ло·в.
Тесты для многоразрядных запоминающих микросхем. В мно­
гора:зрядных 311\1. возможны нзаимовлияние входных и выхо~д.ных
раз·ряrдных шин и деm:ей, а также nа1раз1итные ,свя·зи межl!!.у усили­
телями и формирователями разных ра,зрядов. При отказах подоб­
ного ,рода нево:з,можно пол,у,чить ра'знорощ_ную (нулевую и единич·
н~ю) информацию в с1вя:занныос раrзрядах. Для обнаружения та­
lКИХ 011кавов 1можно иапольэо1вать сле~дующие тесты.
1. !Последовательное заполнение разрядов
-1.иО.ВовсеЗЭ
матрицы последовательно записывается однородная информация
,(фон), которая затем считывается. Тест повторяется 2n раз с мно-
горазрядными словами фона вида 00 ... О, 10 ... О, 11 ... О и т. д. до
11...1,затемот11...1,01...1,00 ...1ит.д.до00...0(п-раз-
рядность слова ЗМ). Длина теста 4nN циклов. При прохождении
данного теста в любых разрядах ЗМ создаются условия для хра­
нения, при-ем а и выдачи разнородной · информации. Поэтому слу­
чай любого разрядного взаимодействия будет выявлен.
Данный тест аналогичен ранее рассмотренному тесту «После­
дователь ная запись и считывание». В обоих тестах одинаковая по­
следоват ельность операций записи и считывания, отличие состо­
ит лишь в том, что для разных разрядов тест проводится с разны­
ми значе ниями фона и т-естового слова. Например, если записыва­
ется слово 10 ... О, то для первого разряда ЗМ тест проводится _со
значениями фона 1, а для остальных - с О.
Для того чтобы любой из ранее рассмотренных тестов (типа
N, No, No1 2 циклов) обладал способностью к обнаружению взаимо­
вл1Ияния меж,щу 1раз,ря:да1ми, нео1бхо,д,и1мо его ,поrв·юрить 2n ·раз с
изменяемым значением фона: запись в ЗМ слова 00 ... О, 10 ... О,
Таб.1шца 6.3
--
-
::: u
Длительность контроля ЗМ для тестов, с
,_
., :,:
~
.о"
::f
,- ."'
~~~ «Последовательное
О)
"~
за- «Попарное считыва - «Попарное считыва-
о
:iz,Y)
"'•
"'
полнение со считыва -
ние по диагонали» ние с модификацией »
,:
:,,;;,:
"'"
нием»
ЩО)
со"
эсл
4
40
1,6, J0-3
О,041
3,8
J\lДП 16 300
48,0• I0-3
2,5
460
МДП 64 400
256,О• !О- 3
26,4
J04
83


11...Оит.д.до11...1,азатемот11...1,01...1,00...1ит.д.до
00...о1.
2. «Адресный код». Если разрядность ЗМ больше или равна
разрядности кода адреса, то код адреса может быть записан в
выбранное слово. Тест заключается в записи и последующем чте­
нии по каждому адресу ЗМ числа, которое равно коду адреса. Тест
обеспечивает частичный контроль адресной части и имитирует об­
ращение с псевдослучайной информацией. В каждом разряде кон ­
тролируемой ЗМ после записи хранится некоторый шахматный
код. Длина теста - 2N циклов.
3. «Сдвигаемый адресный код». Известны две модификации
данного теста.
•
•
Первая модификация: по всем адресам ЗМ записывается код
адреса. Затем записанная инфо р ма ция считывается. После этого,
производится запись по всем адресам, а затем счи т ывание кода
адреса, циклически сдвинутого на один разряд. Зат,ем код адреса
сдвигается на два разряда и т. д. Проверка повторяется 1og N
раз, причем в каждом цикле повторения за п исывается код адре­
са, •сдвинутый ци,кл,ически ,на i •разря:до1в (,ii=O, 1, .. ., log N-1
-
номер цикла повторения теста). Зате м рассмо тренна я про цедура
повторяется с инверсным значением кода адреса. Дл ин а теста рав­
на 4N log N циклов обр ащения к ЗIМ.
Вторая модифика ци я тес т а отличается от пр едыдущей тем, что,
после записи и нформации в ЗМ орга н изуется последова т е,1ьное
считывание по прямому и дополняющему адресам и так п о всем
адресам ЗМ. Дл и на теста 6N log N циклов .
Рассмотренные модификации обнаруживают отказы, обуслов ­
ленные в::~сшмовлияние~1 раз р ядов контролируемой ЗМ, контроли ­
рую г работо способность ЗЭ и выявляют отказы, обусловлен!!ые·
вза1шмовлия,ние1м ЗЭ в н1утр,и ,каж~ого ,раз р яда. Кроме 'l'OJlO , ,во 1вт,о -
,
рой модификац ии за счет чередования оп е ра ций ч т-е н ия п о пря­
мому и инверсному кодам адреса в каждом обращении происхо­
дит переключение максим ально возможного количеств а элементов ►
подключенных к адресным и разрядным цепям.
«Тяжелые» тесты для ко нкретных ЗМ, при использов ании ко­
торых области устойчивой работы ЗМ минимальны, будут пр иве­
дены в табл. 15.4.
6.3. ТЕСТЫ ДЛЯ ОПЕРАТИВНЫХ ЗАПОМИНАЮЩИХ
УСТРОЙСТВ
Тест ы для полупров одни ко в ых за п оминающих устройств . Мо­
дули п амяти полупрово д никовых о перативны х ЗУ сос т оя т из на-•
бора ЗМ и элементов электроники обрамления; предназначенных:
1 Андреев В. П., Иванов А. Н. Методы испытаний схем полупроводни!(овой
памяти/)Прое!(тирование и применение полупроводни!(овых интегральных схем и·
полу~пров.однИ!(ОВЫХ за поминающих уст,ройств.. - М., 1977.
-
Вып. 33 .
-
·
с . 116-1 18.
84
..


для дешифрации адреса столб­
ца ЗМ и согласования входов и
выходов ЗМ со схемами управ ­
ления по нагрузочной способ­
ности и, в ряде случаев, по уро-
вням сигналов (см. рис. 2.5) .
С точки зрения тестирова­
ния МП и ЗУ имеют особенно­
сти по сравнению с ЗМ: боль­
шая информационная емкость:
отсутствие взаимовлияния ме­
жду ЗЭ различных ЗМ .
При тестиров а нии МП и
ЗУ возможны два подхода :
тест за1пу,скае'!'ся по ~всем адре­
сам МП ил:и ЗУ л~ибо 1вь:~бран-
Начало
i=i
Про[!ерt(а,
зм i-го
стол§ца.,
Да.
ным тест,о,м 01\дельно ,шр,о,веря-
._______,
f(он ец
е11ся -к,аждый !Столбец ЗМ, а
про1в6р·ка вьrбор,к,и ~столбца ЗМ
О1сущест1вляется те•С'I'ОМ, ,кон- Рис. 6.5 . Сх е ма алго р итма т е ст и -
Т'Р'0Л1Иiрующи1м дешифратЮ'ры рования модуля памяти
(рис . 6.5) [41].
При прогоне теста по всем адресам МП число циклов пров ерки
Nц пр= Dт Nofv\П'
(6.1)
где Dт - коэффициент, определяемый типом теста; v - степень те ­
ста. Для т-естов типа N циклов v= 1; для тестов типа No ци кл о в­
v= 2; для тестов типа No1 2 циклов v=З/2 .
В случае последовательной проверки столбцов ЗМ в МП дли­
тельность проверки
N'
=D(N )vNмп+D (Nмп)v
(6.2►
цпр
тзмN
тN
ЗМ
ЗМ
Так как число столбцов ЗМ в МП много меньше емкости З М ,
то
N' ~D(N)VNМП-N
1
(6 З\,
цпр тз.rv1N -цпр(N/N)v-1
•I
ЗМ
МП ЗМ
Выигрыш по быстродействию для способа последовательного­
контроля столбцов ЗМ зависит от типа используемого теста . Дл я
тестов типа N циклов выигрыш по быстродействию отсутств ует ,
так как для этих тестов v= 1.
Для тестов типа No циклов длительность проверки МП у м е нь-
шается в Nмп /Nзм раз, а тестов типа No12 циклов - в VNмп /Nзм.
раз. В табл. 6.4 приведено время контроля МП различной е мко ­
сти для различных тестов при емкости ЗМ , равной 16К одн о р аз­
рядных слов и времени обращения к ЗМ, равном 300 нс .
Анали з табл . 6.4 показывает, что тесты типа N 2 циклов неп ри­
годны для контроля ЗУ большой емкости вследствие значитель ной
85•


Таблица б.4
Наименование :1 Адресное по- /
базового теста ле базового
теста
Время контроля МП различной емкости (К слов)
16
32
64
128
«Последова-
Адреса ЗУ 48 МС
96 МС
192 мс
384 МС
тельное запал- Адреса ЗМ 48 МС
96 МС
192 мс
384 мс
нение со счи-
тыванием»
«Попарное счи- Адреса ЗУ 2,5 с
7,1 с
14,1 с
28,3 с
тывание по диа - Адреса ЗМ 2,5 с
5с
10с
20с
гонали»
«Попарное счи - Адреса ЗУ 7,7 мин
30,8 мин
1ч16мин1ч32мин
тывание с мо- Адреса ЗМ 7,7 мин
15,4 · мин
30,8 мин
1ч16мин
дификацией»
длительности проверки. В этих случаях необходимо ис пользовать
либо тесты типа N, либо тесты типа No12 циклов. Конкретный тип
теста выбирается по результатам исследований ис пол ьзуемых ЗМ.
С точки зрения области применения тесты ЗУ могут быть раз­
делены на тесты для технологического производственного контроля
и тесты для контроля ЗУ на этапе эксплуатации.
Тесты для технологического прои з водственного контроля при­
меняют при наладке MJl и ЗУ, а также для приема-сдаточных
и других видов испытаний устройств. Эти тесты должны проверять
МП и ЗУ в наиболее тяжелых условиях. Они должны обеспечи­
вать максимальные значения помех по це п ям питания при пере-
. ключении
ЗМ, наихудшие значения временньrх задержек внутрен­
них и выходных сигналов ЗМ, наиболее тяжелые для использу­
емых ЗМ адресные переходы и распределения и нформ ации.
В качестве базового теста в этом случае целесообраз но исполь­
зовать модификации тестов типа No12 цикл ов (или N2 для ЗУ ма­
лой емкости) или модификации тестов ти п а N («Марш»), если
последние оказываются наиболее тяжелыми для применяемых ЗМ.
Испытания ЗУ необходимо проводить при предельных з н ачениях
питающих напряжений и рабочих температур.
На этапе эксплуатации тесты применяются для контроля ра­
ботоспособности ЗУ и поиска неисправного элемента. Большинст­
во отказов в этом случае связано с устойчивым нарушением ра­
ботос пос обнос ти ЗЭ или цепе й выборки , з аписи и считывания дан ­
ных. Поэтому для ум еньшен и я длительности контроля достаточ­
но ис поль з овать тесты , п р оверяющие фун кционирование элемен­
тов ЗУ (например, тест ~<Марш» с шахматным распределением ин­
форм ации в ра з личны х ра з ряда х слова) . Могут использоваться
комб инации просте й ших тестов: например контроль ЗЭ и цепе й
з ап и си и считыва н ия д анных проводят с помощью теста «После­
до вательная запись и считывание », а контроль адресных цепей -
на одном из тестов, проверяющих правильность выборки ЗЭ , на­
п рим ер «Адресный код».
86
•·


. ...
...
Тесты для запоминающих устройств на ферритовых сердечни­
ках. Характерными неисправностями ЗУ на ФС являются отка­
зы в схемах дешифрации, нарушения паек разрядных и адресных
проводов, а также однобитовые сбои в считанных с ФС сигналах
(см . § 2.3).
Особенностью ЗУ на ФС с точки зрения контроля является то,
что известны тяжелые распределения информации, обеспечиваю­
щие максимальную помеху от полувыбранных сердечников. Та­
ким распределением является шахматное распределение, полно­
стью определяемое конфигурацией обмотки считывания (см.
рис. 2.11).
Вследствие значительного сходства организации ЗУ на ФС и
полупроводниковых ЗУ и близкого характера ошибок многие те­
сты, применяемые для контроля полупроводниковых оперативных
ЗУ, используются и для ферритовых ЗУ. В таб.(I. 6.5 приведены
некоторые тесты, применяемые для контроля ЗУ на ФС 1.
Тесты для ЦМД запоминающих устройств. Большинство оши­
бок в считанной из ЦМД ЗУ информации вызывается сбоями при
Таблица 6.5
Наименование т еста
Назначение теста ЗУ на ФС
·«последовательная запись и
считывание»
Обнаружение массовых ошибок, например из­
за обрывов координатных шин
« Шахматный код»
Определение области устойчивой работы на­
копителя
« Считывание - запись в прямом
и об,ра тном направлениях»
«Дождь»
Контроль всех уз ,1ов ЗУ
Динамическая проверка З У при псевдослуч а й­
ном распределении информации
Таблица 6.6
Тест ЦМД ЗУ
Следующие друг за другом единичные
страницы данных
Нес1<0лько единичных страниц данных,
за которыми следуют не сколько нуле­
вых страниц
Стр·аница данных , содержащая несколь­
ко единиц, затем несколько нулей и т. д . ,
либо чередующиеся единицы и нули
Причина во з никновения ошибки
Коллапс ЦМД , сбои при считыв а н и и
Вертикальная репликация ЦМД , с а ­
мозарождение ЦМД, сбои при с чи­
тыв ·ании
Горизонтальная репликация ЦМД ,
са мозарождение ЦМД, сбои пр и с чи­
тывании
1 Автоматизированный стенд контрол я накопителей ЗУ большой емк ос т и
п а ферритовых сердечника х/ В. П. Гаркуша , А. Ф. Иоффе, А. А. Крупский и др.//
Вопросы радиоэлектропнки. Сер . ЭВТ . - 1976.
-
Вып. 6.
-
С. 72-79.
Карасев И. А., Епихин Н. П. Анализ области устойчивой работы феррито­
вого з а п оминающего устройства, имеющего стр у кту ру 2,SД // Тр. ВНИИЭМ.
1972.
-
Т. 38.
-
С. 358-366 .
87


.считываниц, а также пропаданием (коллапсом) доменов, само­
зарождением ЦМД, репликацией ЦМД в соседний регистр хране­
ния (,горизонтальiНая ,ре,плика11Jщя) 1или ,в соседний ,раз1ряд с~воего
•реr,истра (,верт,Иlкаль,на,я реплижация) , (ом . § 2.4).
Тесты, позволяющие выявить подобные ошибки, приведены в
-табл. 6.6 [ 42, 43].
6.4 . АППАРАТУР А ДЛЯ КОНТРОЛЯ ЗАПОМИНАЮЩИХ
МИКРОСХЕМ
В современных устройствах реализу ются следующие методы контроля
Т 44] : алгоритмическое тестирование; тестирован.ие на основе хранимо й та бли­
цы истинности ; иопытания и контроль методом сравнения с эталоном; внутри­
машинный . контроль; тестирование в составе плат; включение в со став БИС
эл е м е нтов встроенного кон троля.
Алгоритми ческое тестирование основано на описании схем при помощи ал­
горитма, который закладывается в память тестера и по которому в процессе
контроля вычисляются или формируются выходные и входные сигналы тести­
р у емой схемы.
При тестировании с помощью хранимой таблицы истинности программа
Таблица 6.7
Метод контроля
Алгоритмическое
1'естирование
Тестирован ие н а
.основе хра нимой
таблицы и стин­
ности
Сравнен ие с эта­
.лонной · вис или
СБИС
Внутрима шин ный
·контр оль
Контр оль в соста­
ве плат
Тестирование при
наличии элемен ­
·тов встроенного
·контроля
88
.достоинства метода I Недост~тки метода 1
· об ласть
использования
Минималь н ая
ем- Сложность а лго- Выходной и вх од-
кость п амяти для тес- рит м изации для ной контроль БИС
товых последователь - нерегул ярны х БИС
ностей
и СБИС
Относительная прос- Необходимость ЗУ Выходной и вх од­
тота опи сания про- большой емкости ной контроль мик­
цесса тестирования
ропроцессоров
и
других логических
БИС
Цросто та и низкая Необ ходим о с ть вы- В х одной и выхол:­
ст оимость а пп ара тно- с окок ачественных ной контроль ПЗУ,
программных средств эталонов
микропроцессоров
и других логичес­
ких БИС
Не требуется разра- Отсутствие воз - Входной контроль
ботка дополнительных можности контро-
а пп аратно-програм-
ля отдельных п а -
м ны х средств
р аметров БИС
Использование имею- Сложность конт- Входной контроль
щихся тестеров для роля
отдельных
контроля плат
параметров БИС и
Упрощение
тестирования
диагностирования
отказов
средств Увеличение затрат На всех стадиях
на
разработку жизненного цикла
СБИС
СБИС


C
J
:
>
<
е
.
.
.
'
Т
а
б
л
и
ц
а
6
.
8
С
и
с
т
е
м
а
I
{
О
н
т
р
о
л
я
s
s
a
t
e
s
t
7
7
0
0
d
а
г
М
Х
-
1
7
,
i
г
c
h
i
l
d
S
y
s
t
e
m
S
e
n
t
r
y
\
Т
I
I
S
e
n
t
r
y
V
I
I
I
;
;
1
1
t
r
y
S
e
r
-
i
e
s
2
0
X
i
п
o
o
m
б
5
8
0
-
1
О
X
i
n
c
o
m
5
5
8
1
X
i
n
c
o
m
5
5
8
2
S
e
п
t
i
n
e
l
a
c
г
o
d
a
t
a
М
-
1
м
e
g
a
t
e
s
t
Q
-
8
0
0
0
К
о
н
т
р
о
л
и
р
у
е
м
ы
е
Б
И
С
З
У
З
У
,
м
и
к
р
о
п
р
о
ц
е
с
-
с
о
р
н
ы
е
,
с
п
р
о
и
з
-
в
о
л
ь
н
о
й
л
о
г
и
к
о
й
Т
о
ж
е
-
»
-
-
»
-
З
У
-
»
-
-
»
-
З
У
,
м
и
к
р
о
п
р
о
ц
е
с
-
с
о
р
н
ы
е
,
с
п
р
о
и
з
-
в
о
л
ь
н
о
й
л
о
г
и
к
о
й
З
У
З
У
,
м
и
к
р
о
п
р
о
ц
е
с
-
0
0
1
р
н
ы
е
,
с
п
р
о
и
з
-
в
о
л
ь
н
о
й
л
о
п
ш
о
й
О
б
л
а
с
т
ь
п
р
и
м
е
н
е
н
и
я
В
ы
х
о
д
н
о
й
и
в
х
о
д
н
о
й
к
о
н
т
р
о
л
ь
,
и
с
с
л
е
д
о
в
а
-
н
и
я
Б
И
С
В
ы
х
о
д
н
о
й
и
в
х
о
д
н
о
й
к
о
н
т
р
о
л
ь
.
·
-
"
В
ы
х
о
д
н
о
й
и
в
х
о
д
н
о
й
к
о
н
т
р
о
л
ь
,
и
с
с
л
е
д
о
в
а
-
н
и
я
Б
И
С
Т
о
ж
е
-
»
-
-
»
-
-
»
-
-
»
-
В
ы
х
о
д
н
о
й
и
в
х
о
д
н
о
й
к
о
н
т
р
о
л
ь
В
ы
х
о
д
н
о
й
и
в
х
о
д
н
о
й
к
о
н
т
р
о
л
ь
,
и
с
с
л
е
д
о
в
а
-
н
и
я
Б
И
С
В
ы
х
о
д
н
о
й
и
в
х
о
д
н
о
й
к
о
н
т
р
о
л
ь
.
,
,
,
~
!
,
.
,
;
"
"
'
"
'
.
.
.
.
'
М
е
т
о
д
u
"
:
Е
"
о
О
В
и
д
к
о
н
т
р
о
л
я
"
"
о
ф
о
р
м
и
р
о
в
а
н
и
я
:
,
:
.
,
:
u
о
.
у
.
.
.
.
"
'
т
е
с
т
о
в
=
.
r
o
о
:
:
:
I
:
~
o
u
:
:
;
:
~
~
:
:
;
:
(
3
~
К
о
н
т
р
о
л
ь
ф
у
н
к
ц
и
о
н
и
р
о
-
1
0
А
л
г
о
р
и
т
м
и
ч
е
с
к
а
я
1
0
0
-
2
0
0
в
а
н
и
я
,
с
т
а
т
и
ч
е
с
1
ш
х
и
д
н
-
г
е
н
е
р
а
ц
и
я
н
а
м
н
ч
е
с
к
и
х
п
а
р
а
м
е
т
р
u
в
Т
о
ж
е
5
С
р
а
в
н
е
н
и
е
с
э
т
а
-
5
0
-
1
0
0
л
о
н
о
м
-
»
-
1
0
А
л
г
о
р
и
т
м
и
ч
е
с
к
а
я
•
С
в
ы
ш
е
г
е
н
е
р
а
ц
и
я
,
п
о
т
а
б
-
2
0
0
л
и
ц
е
и
с
т
и
н
н
о
с
т
и
-
»
-
1
0
Т
о
ж
е
С
в
ы
ш
е
2
0
0
-
»
-
2
0
/
4
0
-
»
-
С
в
ы
ш
е
2
0
0
-
»
-
1
2
,
5
А
л
г
о
р
и
т
м
и
ч
е
с
к
а
я
1
0
0
-
2
0
0
г
е
н
е
р
а
ц
и
я
-
»
-
1
2
,
5
Т
о
ж
е
1
0
0
-
2
0
0
-
»
-
2
5
-
»
-
1
0
0
-
2
0
0
-
»
-
1
0
А
л
г
о
р
и
т
м
и
ч
е
с
к
а
я
1
0
0
-
2
0
0
г
е
н
е
р
а
ц
и
я
,
п
о
т
а
б
-
л
и
ц
е
и
с
т
и
н
н
о
с
т
и
-
»
-
2
5
А
л
г
о
р
и
т
м
и
ч
е
с
к
а
я
1
0
0
-
2
0
0
г
е
н
е
р
а
ц
и
я
-
»
-
1
0
С
р
а
в
н
е
н
и
е
с
э
т
а
-
5
0
-
-
:
1
0
0
л
о
н
о
м


;
g
•
П
р
о
д
о
л
ж
е
н
и
е
т
а
б
л
.
6
.
8
С
и
с
т
е
м
а
к
о
н
т
р
о
л
я
Q
-
2
/
2
0
Q
-
2
/
4
0
M
i
c
r
o
-
C
o
п
t
r
o
l
М
-
5
М
-
7
M
l
0
-
A
T
M
I
0
-
B
P
a
c
i
f
i
c
W
e
s
t
e
r
n
S
y
s
t
e
m
M
u
s
t
a
n
g
2
C
o
l
t
S
y
s
t
e
m
S
a
l
e
s
L
S
T
-
1
•
~
/
-
I
З
У
К
:
о
н
т
р
о
л
н
р
у
е
м
ы
е
Б
И
С
О
б
л
а
с
т
ь
п
р
и
м
е
н
е
н
и
я
!
В
ы
х
о
д
н
о
й
и
в
х
о
д
н
о
й
к
о
н
т
р
о
л
ь
,
и
с
с
л
е
д
о
в
а
-
н
и
я
Б
И
С
З
У
,
м
и
к
р
о
п
р
о
ц
е
с
-
l
т
о
ж
е
с
о
р
н
ы
е
З
У
!
В
х
о
д
н
о
й
к
о
н
т
р
о
л
ь
1
-
»
-
1
-
»
-
В
и
д
к
о
н
т
р
о
л
я
К
о
н
т
р
о
л
ь
ф
у
н
к
ц
и
о
н
и
р
о
-
1
в
а
н
и
я
с
т
а
1
1
и
с
т
,
и
ч
е
с
к
и
х
и
д
и
н
а
.
м
и
ч
е
с
1
ш
х
п
а
р
а
м
е
т
р
о
в
Т
о
ж
е
1
\
К
о
н
т
р
о
л
ь
ф
у
н
к
ц
и
о
н
и
р
о
-
1
в
а
н
и
я
!
К
о
н
т
р
о
л
ь
ф
у
н
к
ц
и
о
н
и
р
о
-
1
в
а
н
и
я
с
т
а
т
и
ч
е
с
к
и
х
и
д
и
-
н
а
м
н
ч
е
с
к
и
х
п
а
р
а
м
е
т
р
о
в
1
З
У
,
м
и
к
р
о
п
р
о
ц
е
с
-
!
В
ы
х
о
д
н
о
й
и
в
х
о
д
н
о
й
\
Т
о
ж
е
1
с
о
р
н
ы
е
к
о
н
т
р
о
л
ь
,
и
с
с
л
е
д
о
в
а
-
н
и
я
Б
И
С
З
У
,
м
и
к
р
о
п
р
о
ц
е
с
-
l
Т
о
ж
е
1
-
»
-
1
с
о
р
н
ы
е
,
с
п
р
о
и
з
-
в
о
л
ь
н
о
й
л
о
г
и
к
о
й
З
У
1
-
»
-
1
-
»
-
1
\
-
»
-
-
»
-
-
»
-
l
з
У
,
м
и
к
р
о
п
р
о
ц
е
с
-
-
»
-
-
»
-
с
о
р
н
ы
е
.
а
'
'
"
о
о
C
l
;
S
!
-
-
-
0
.
:
:
r
~
~
!
.
'
-
I
М
е
т
о
ф
ф
о
р
м
и
р
о
в
а
-
U
:
r
о
~
н
и
я
т
е
с
т
о
в
"
'
"
'
Ц
1
:
c
;
J
t
i
:
:
;
:
:
:
,
:
,
-
"
8
1
А
л
г
о
р
и
т
м
и
ч
е
с
к
а
я
г
е
н
е
р
а
ц
и
я
8
I
T
o
ж
е
1
0
1
-
»
-
.
а
-
,
.
"
'
u
O
o
q
:
,
;
§
~
,
.
"
'
u
'
"
1
5
0
_
_
_
,
1
0
0
1
5
0
-
1
0
0
!
Н
и
ж
е
2
5
1
0
I
П
о
т
а
б
л
и
ц
е
и
с
т
и
н
-
1
2
5
-
5
0
н
о
с
т
и
1
0
!
Т
о
ж
е
1
5
0
-
1
0
0
1
0
1
-
»
-
1
1
0
0
-
2
0
0
1
0
!
А
л
г
о
р
и
т
м
и
ч
е
с
к
а
я
\
5
0
-
1
0
0
г
е
н
е
р
а
ц
и
я
2
5
Т
о
ж
е
5
0
-
1
0
0
2
0
П
о
т
а
б
л
и
ц
е
и
с
т
и
н
-
5
0
-
1
0
0
н
о
с
т
и
•


с
е
,
-
О
к
о
н
ч
а
н
и
е
т
а
б
л
.
6
.
8
С
и
с
т
е
м
а
к
о
н
т
р
о
л
я
8
0
4
8
/
3
8
7
0
T
e
x
t
r
o
n
i
c
s
S
-
3
2
6
0
S
-
3
2
7
0
S
-
3
2
8
0
T
e
r
a
d
y
n
e
J
-
3
8
7
1
Э
л
е
к
о
н
Ф
-
З
У
М
Э
л
е
1
ю
н
С
Ф
-
З
У
К
о
н
т
р
о
л
и
р
у
е
м
ы
е
Б
И
С
О
б
л
а
с
т
ь
п
р
и
м
е
н
е
н
и
я
В
и
д
к
о
н
т
р
о
л
я
.
,
.
'
'
>
е
:
о
о
.
.
.
«
1
Е
-
,
,
,
o
.
t
f
:
.
~
~
i
.
.
.
.
J
М
е
т
о
д
ф
о
р
м
н
р
о
в
а
•
~
:
:
i
-
~
:
:
S
н
и
я
т
е
с
т
о
в
t
l
:
l
t
i
:
;
.
.
"
"
"
'
"
'
"
'
,
<
,
:
C
E
-
<
t
:
:
:
Т
о
ж
е
В
х
о
д
н
о
й
к
о
н
т
р
о
л
ь
К
о
н
т
р
о
л
ь
ф
у
н
к
ц
и
о
н
и
р
о
-
1
1
2
I
T
o
ж
е
в
а
н
и
я
З
У
,
м
и
к
р
о
n
р
о
ц
е
с
-
1
В
ы
х
о
д
н
о
й
с
о
р
н
ы
е
,
г
и
б
р
и
д
н
ы
е
к
о
н
т
р
о
л
ь
,
с
п
р
о
и
з
в
о
л
ь
н
о
й
л
о
-
н
и
я
Б
И
С
г
и
к
а
й
Т
о
ж
е
Т
о
ж
е
З
У
,
м
и
к
р
о
п
р
о
ц
е
с
-
1
-
»
-
о
о
р
н
ы
е
,
с
П
l
р
О
И
З
·
в
о
л
ь
н
о
й
л
о
г
и
к
о
й
и
в
х
о
д
н
о
й
l
К
о
н
т
р
о
л
ь
ф
у
н
к
ц
и
о
н
и
р
о
­
и
с
с
л
е
д
о
в
а
-
в
а
н
и
я
,
с
т
а
т
и
ч
е
с
к
и
х
и
д
и
­
н
а
м
и
ч
е
с
к
и
х
п
а
р
а
м
е
т
р
о
в
Т
о
ж
е
-
»
-
2
0
А
л
г
о
р
и
т
м
и
ч
е
с
к
а
я
г
е
н
е
р
а
ц
и
я
,
п
о
т
а
б
­
л
и
ц
е
и
с
т
и
н
н
о
с
т
и
2
0
I
T
o
ж
е
2
0
1
-
»
-
.
,
;
.
.
.
.
.
"
'
u
O
о
"
(
:
.
:
s
:
:
J
о
:
о
u
.
.
.
.
Н
и
ж
е
2
5
С
в
ы
ш
е
2
0
0
С
в
ы
ш
е
2
0
0
С
в
ы
ш
е
2
0
0
З
У
-
»
-
1
-
»
-
2
0
/
4
0
А
л
г
о
р
и
т
м
и
ч
е
с
к
а
я
1
1
0
0
-
2
0
0
г
е
н
е
р
а
ц
и
я
-
»
-
-
»
-
В
ы
х
о
д
н
о
й
и
в
х
о
д
н
о
й
'
К
о
н
т
р
о
л
ь
к
о
н
т
р
о
л
ь
в
а
н
и
я
ф
у
н
к
ц
и
о
н
и
р
о
-
J
1
2
,
5
С
р
а
в
н
е
н
и
е
с
э
т
а
-
,
_
л
о
н
о
м
,
n
o
т
а
б
л
и
ц
е
и
с
т
и
н
н
о
с
т
и
В
ы
х
о
д
н
о
й
и
в
х
о
д
н
о
й
l
К
о
н
т
р
о
л
ь
ф
у
н
к
ц
и
о
н
и
р
о
-
1
1
2
,
5
I
А
л
r
о
р
и
т
м
и
ч
е
с
к
а
я
,
_
к
о
н
т
р
о
л
ь
,
и
с
с
л
е
д
о
в
а
-
в
а
н
и
я
и
с
т
а
т
и
ч
е
с
к
и
х
п
а
-
г
е
н
е
р
а
ц
и
я
,
п
о
т
а
б
-
н
и
я
Б
И
С
р
а
м
е
т
р
о
в
л
и
ц
е
и
с
т
и
н
н
о
с
т
и


определяет ожидаемые реакции схемы для выбранных входных кодов, которые
записывают,ея в память тестера.
Способ сравнения с эталоном в общем виде со.стоит в том, что на эталон­
ную и испытуемую схему подаются одни и те же входные сигналы от общего
ясточника, а выходные сигналы сравниваются на компараторах и фиксируются.
Поскольку эталонная и испытуемая схемы должны работать по одной и той же
временной диаграмме с уче1 ом возможн ы х отклонений испытываемой схемы,
эталонная схема должна быть наилучшим прибором данного ти па.
Под внутримашинным способом понимается процедура, при которой БИС
вставляется с помощью разъемных ооединений в выбранную плату или блок,
.а плата вставляется в ЭВМ. Тестирование осуществляет,ея в реальном режиме
работы машины.
При использовании способа контроля в составе плат контролируются уста ­
новленные на плате БИС с помощью тестеров, предназначенных для контроля
-таких плат.
Анализируя тенденции развития СБИС, в частности ЗМ, все большее ко­
.личество специалистов приходит к выводу, что известными (указанными вы­
ше) методами с примен ен ием только средств внешнего контрольно-испытатель­
:но го оборудования решить пробл е му тестирования схем не удастся. Наиболее
приемлемым путем решения этой проблемы представляется введение в состав
·СБИС специальных схем встроенного контроля, которые в сочетании с внеш ­
н ими средствами обеспечили бы необходимую для практики полноту и досто­
верность тестирования.
Таблица б.9
Система контроля,
Контролируемое
Емкость ЦМД Организация
фирма-изготовитель
изделие
ЗМ, К бит
цмд зм
Fujitsu
Кристалл
10
С общим
регистром
E xest eг, 1ВМ
То же
256
То же
DMT, Basis Te chnology
Микросхема
1024
-»-
Researcl1 La bs
Bell T,elephone Labs
Пластина,
68
Любая
BATS-I, BATS- I I, He,vlett-
микросхема
Сборка,
65536
-»-
Packaгd
микросхема
Texas Iпstruments
Микросхема
100
С общим
регистром
ADATE-1450, АDАТЕ-1475,
Пластина, сборка,
65536
То же
Watkins-Johnson
микросхема
Xincom III, Faiгchild
То же
65536
Любая
Q-1012, !Megatest
Пластина, крис-
65536
С общим
талл, сборка,
регистром
микросхема
92


В табл. 6.7 сравниваются рассмотренные методы кон'I'роля на качественном
уровне [44] .
Созд ание аппаратуры для контроля полущюводниковых ЗМ является очень
сложно й зада ч ей. Сами системы контроля характеризуются высоким быстро­
действие м, значительной стоимостью, широкой номенклатурой генерируемых те -
•
стовых последовательностей, значительными сервисными возможностям,и по под­
:r отовк е программ тестирования, обработке и документированию результатов
контроля. Поэтому наиболее широкое применение получили универсальные ис­
пытательные системы, ориентированные на контроль большой номенклатуры
БИС и уст,ройств на их основе. В табл. 6.8 приведены характеристики выпу­
скаемых систем контроля полупроводниковых БИС (в том числе БИС ЗУ)
[44-46] .
Устройства для контроля ЦМД ЗМ имеют определенную специфику по
сра,внению с ко,нтрольно-испытательной аппаратурой полупроводниковых З'N\. .
Ее основными осо-бенностями являются: необходимость формирования сигна­
лов специалЬ'ной фо,рмы для управл,ения передвижением, генерацией и уничто­
жением доменов, а также низкие уровни считанных из ЦМД ЗМ сигналов.
Поэтому для контроля и испытаний ЦМД ЗМ разрабатывают и производят
специальную аппаратуру, которая, как и системы для контроля полу;провод­
н,иковых ЗМ, характеризуется широкими функциональными 111 сервиснымл воз­
можностями.
В табл. 6.9 приведены основные характер истики автоматизированных сис­
тем для контроля ЦМД ЗМ [43].
Количест- На значение Частота
Форма токов
Способ задания распределе-
во цмд
контроля,
зм
н:онтроля
кГц
в катушках
ни я информации
1
Контроль
100 -
Генерируется программно
1
Контроль,
1000 Синусоидальная
Задается оператором
определение
Ш'Р
1
То же
1000 Трапецеидальная
Реплицируется одна из
16 матриц
1
-»-
360 Задается ЭВМ
Задается опера тором
10
-»-
600 Треугольная
То же
1
100 -»-
,-·
-»-
-»-
1
-»-
500 -»-
Реплицируется задавае -
мая оператором матрица
16
-»-
600 Квадратная, треуголь- То же
ная, трапецеидаль-
8
-
»-
500
ная, синусоидальная
Треугольная, трапе- -» -
цеидальная, синуса -
идальная
93


ГЛАВА 7. ДИАГНОСТИРОВАНИЕ ЗАПОМИНАЮЩИХ
УСТРОЙСТВ
7.1 . ЗАДАЧИ ДИАГНОСТИРОВАНИЯ
Техническое диагностирование (или диагностирование) - есть
процесс определения технического состояния объекта с определен­
ной точностью. Результатом диагностирования ЗУ является заклю­
чение о его техническом состоянии (работоспособное или нерабо­
тоспособно-е) с указанием места дефекта.
Диагностирование является одним из методов повышения на­
дежности ЗУ, а именно его ремонтопригодности. Обеспечивая бы­
стрый поиск места дефекта, диагностирование позволяет умень­
шить время восстановления работоспособного состояния ЗУ и, как
следствие этого, повысить коэффициент его готовности.
Различают два основных метода диагностирования: функци­
ональное и тестовое. Функциональное диагностирование не тре­
бует специальных тестов для поиска дефекта в ЗУ; оно осущест­
вляется в процессе работы устройства. Тестовое диагностирование
производится с помощью специальных тестов; на время диагно­
стирования работа устройства прекращается.
Функциональное диагнQстирование ЗУ возможно при исполь­
зовании средств обнаружения и коррекции ошибок. В этом слу­
чае контроль по модулю позволяет определить адрес ЗУ, по ко­
торому имеется неисправность, а применение кодов, исправля­
ющих ошибки, обеспечивает определение адреса и разряда, по
которым возник отказ.
Тестовое диагностирование обеспечивает большую глубину по­
иска дефекта (вплоть до отказавшей микросхемы). Глубина по­
иска дефекта определяется назначением системы, в состав кото­
рой входит ЗУ, а также ее конструктивным и схемным выполне­
нием. На практике реализуется следующая глубина поиска дефек­
та: до устройства (в том числе запоминающего); до типового эле­
мента замены (ТЭЗ); до микросхемы.
Глубина поиска дефекта до устройства н,еобходима, если ЗУ
выполнено в виде единого блока или ТЭЗ, который при обнару­
жении в нем неисправности заменяется на исправный. Такой под­
ход используется при малой емкости ЗУ.
Диагностирование с глубиной поиска дефекта до ТЭЗ исполь­
зуют, если ЗУ конструктивно выполнено в виде набора однотип­
ных МП (ТЭЗ памяти) и одного или нескольких ТЭЗ управления.
Отказавший ТЭЗ в этом случае заменяется на исправный. Этот
подход применяют в ЗУ большой емкости.
Глубина поиска дефекта до микросхемы реализуется, в основ­
ном, при диагностировании уже отбракованных ТЭЗ или блоков,
в которых обнаружены неисправности. Определение отказавшей
микросхемы производится либо на специальном тестере, либо в
составе системы, если она допускает перерывы в работе, доста-
94


'Точные для поиска отказавшей микросхемы и замены ее на исп­
равную .
Тест поиска дефекта долж,ен выявлять как устойчивые отказы
ЗУ, так и сбои, вызванные влиянием помех, изменением вре мен­
ньrх параметров ЗМ на «тяжелых» адресных последовательностях
и распределением информации в матрице ЗЭ, взаимовлиянием ЗЭ
и т. д. Поэтому тесты поиска дефекта ЗУ строятся на базе тестов
ЗМ, выявляющих наиболее характерные отказы, или совмещают­
ся с проверяющими тестами ЗУ.
Можно выделить два основных метода поиска места дефекта
в ЗУ: по характеру распределения ошибок в ЗУ; с использова­
нием сигнатурного анализа.
При поиске места дефекта по характеру распределения ошибок
в ЗУ анализируются количество и номера неисправных адресов и
разрядо!В в ЗУ. По !результатам пр,охож1ден,ия те,ста ,о;пределяет­
ся место отказа: ТЭЗ, ЗМ или ЗЭ, адресные, либо разрядные це­
пи и т. д. Для поиска отказавшей микросхемы либо неисправно­
го проводника, контакта разъема и т. д. данный метод часто до­
полняется осциллографическим методом, позволяющим наблюдать
сигналы в определенных точках схемы на экране осциллографа.
При использовании метода сигнатурного анализа на этапе
разработки для узловых точек ЗУ опр-еделяются (расчетным пу­
тем или экспериментально для заведомо годного устройства) эта ­
лонные сигнатуры двоичных последовательностей при прохожде­
нии теста поиска дефекта. При поиске места дефекта с помощью
сигнатурно го анализатора определяют • реальные сигнатуры в этих
точках. Последовательность обхода точек определяется структу­
рой и схемотехникой ЗУ и завершается, когда на входах анали­
зируемого элемента ЗУ (микросхемы, соединительного проводни­
ка, контакта разъема) сигнатуры совпадают с эталонными, а на
выходах отличаются от них. Анализируемый элемент в этом слу­
чае считается неис пра вным.
7.2 . ПОИСК ДЕФЕКТА ПО ХАРАКТЕРУ РАСПРЕДЕЛЕНИЯ
ОШИБОК В ЗАПОМИНАЮЩЕМ УСТРОЙСТВЕ
В основе этого метода лежит тот факт, что информационные
посл-едствия отказов различных элементов ЗУ после прохождения
т еста диагностирования отличаются друг от друга по количеству
и местоположению неисправных адресов и разрядов (рис. 4. 1, 4.2).
Так, отказы ЗМ выводят из строя до Nзм адресов . Отказы элемен­
тов электроники обрамления МП приводят к ошибкам в группе
разр ядов по всем адресам МП (для элементов, подключенных к
строкам матрицы ЗМ) или по всем ЗМ столбца матрицы (для
схем выборки столбца). Многие отказы устройства управления
модул ьного ЗУ поражают адресное пространство всех (или груп­
пы) МП.
Если при про х ождении теста диагностирования запоминать ин­
форма ционные последствия отказов в виде матрицы распределе-
95


ния ошибок или в регистрах ее строк и столбцов (рис. 4.1), то
по виду распределения ошибок можно судить о месте отказа.
Реализацию данного метода поиска дефекта рассмотрим на
примере полупроводниковых оперативных ЗУ ЕС-3267 емкостью
1 Мбайт (64КХ 144 разряда) и ЕС--3269 емкостью до 8 Мбайт
(512КХ 144 разряда) [47, 48]. В этих ЗУ реализовано аппаратно­
программное диагностирование с использованием принципа мик­
ропрограммного управления - микродиагностика, которая позво­
ляет локализовать неисправные МП с указанием отказавших ЗМ
или логических микросхем, а также неисправного ТЭЗ управления.
Алгоритм работы системы микродиагностики приведен на рис.
7.1 . Блок ЗУ содержит несколько МП, Аош на рисунке
-
адрес­
ошибки.
В качестве тестов поиска дефекта используются тесты «После­
довательная за пись и считывание единиц и нулей», контролиру -
Начало
1lослеilоf!отельна
30Пt1СЬ IL C'ltLmы­
flшщe ttljлetJ.
flocлeilo!Jameлыш.
запись а C'lilmыffo
ttt1e еilшшц
Тест
!(Онmроля
аilресачш.1,
Jапомuнание
ailpeca. ошшfнu
Аош
Чтение
по oiJpecy
Аош + tlмп
flilpec
>-'Д--'-а.-~ 1tеиспраfJного
тэз
Чтение
по oilpectj
floш + Nзм
flilpec
tteucпpallнoti
JMffМП
IJП о!Jле1ш11
flilpec
-,,..~д~0-----а,-.11tеиспро!lttого
мп
Oшulflfa. 8 11есколы1их oлolfax
Oшиtilfa 11 00/iOM олоне
Рис. 7.1. Алгоритм микродиагностики ЗУ
96


;
ющие запись и считывание информации в З1М, и тесты контр,оля
адресаци и, проверяющие правильность выборки требуемого ад­
реса.
Отказавший элемент определяет-ся по характеру распределения;
о шибок. Для ЗУ ЕС-3267 МП выполнен на ЗМ 565PY1l (4КХ 1 бит),
и имеет емкость 8 Кбайт. Для ЗУ ЕС-3269 МП имеет организацию
128КХ4 разряда и построен с использованием ЗМ 565РУ3А ем­
костью 16КХ 1 бит. Полная емкость ЗУ набирается наращиванием
числа МП как в разрядном, так и в адресном направлениях, что
позволяет разделять отказы ТЭЗов управления и отказы МП.
Считается, что отказал один из ТЭЗов управления, если ошиб­
ка наблюда ется при обращении к двум МП, имеющим различные
адреса . Отказ электроники обрамления МП фиксируется, если при:
обращении к двум ЗМ одного МП с различными адресами обна-­
руживаются ошибки. В противном случае счита,ется, что отказа-
ла ЗIМ.
•
Рассмотренный алгоритм диагностирования обеспечивает рас­
четное среднее время поис·ка дефекта в ЗУ ЕС-,3269 емкостью
8 Мбайт около 2 мин при длительности цикла обращения к ЗУ
700 нс [47].
7.3 . ДИАГНОСТИРОВАНИЕ ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОИСТВ
МЕТОДОМ СИГНАТУРНОГО АНАЛИЗА -
Основные положения. Диагностирование ЗУ методом сигна­
турного анализа име-ет много общего с осциллографическим ме­
тодом, при котором в определенных точках схемы с помощью ос­
циллогра фа наблюдаются форма и уровни сигналов. По резуль­
татам анализа делается вывод об исправности схемы и ищется ме­
сто дефекта при его наличии.
Сигнатурный анализатор преобразует двоичную последов а­
тельность произвольной длины в сигнатуру, содержащую 4 шест­
над цатеричных числа . При использовании сигнатурного анализа­
то ра поиск места дефекта осуществляется, как при осциллотра­
фическом методе. Отличие заключается в том, что вместо фо1р,мы
и уровней сигналов наблюдаются значения сигнатур .
В процессе диагностирования устройства сигнал «Старт» за­
пу скает, а сигнал «Стоп» заканчивает измерительный период (ок ­
н о), в течение которого производится ввод данных в сигнатурный
анал изатор (рис . 7.2) [49]. Тактовый вход синхронизирует вход­
н ые данные так, что они вводятся в сигнатурный анализатор по
фрон тv и срезу тактового сигнала. Действующие фронты на вхо­
дах «Старт» и «Стоп» задаются индивидуально для каждого сиг­
н ала.
Некоторые требования к входным сигналам сигнатурного ана­
лиз атора:
измерительное окно, ограниченное сигналами «Старт» и «Стоп» ,
должно быть синхронизировано с анализируемыми сигналамИ' всех
4-1 56
97


,,Cmapm j _____ .
,, Стоп" S -----------,
Tat(m L
Данные
BBoilоciJtftL-ХХХ117О7ОООО7ОхХХХХХ
гo!lмLi регистр
Рис. 7.2. Диаграмма работы сигнатурного анализатора;
Х - данные в сдв и гов ый регистр не поступают
проверяемых узлов, чтобы сигнатура повторялась при повторной
проверке. Число тактовых фронтов в пределах измерительного
окна долЖJно быть ,пО1стоя·нным для 11юн11рол1ируемо,го узла ,схеrмы;
данные должны быть стабильны во время пускового фронта
такто вог о импульса;
•
с игналы «~та рт » и «Стоп» должны быть связаны с любой из
четЬ!lрех l!ЮМ·б.111на1ЦИЙ логичео~югю 1ур,ОIВНЯ. Это IС·ВОДИТ !К MIИHIИMy'iMI)'
чиrсло IПОД'КЛЮЧШI,ИЙ IK1иопытуемой щепи;
желательна циклическая проверка в течение нескольких изме­
рительных окон, что обеспечивает проверку стабильности рабо ты
схемы.
При диагностирован ии цифровых схем сигнатурный анализ
имеет ряд достоинств по сравнению с осциллографическим мето­
дом :
возможность обнаружения одиночных искаженных бит, что
трудно (а порой и невозможно) сделать с помощью осциллографа
при длинных последовательностях данных ;
зна чительно меньшие габаритные размеры и стоимость сигна­
турного анализатора по сравнению с осциллографом;
меньшая трудоемкость изготовления и наладки прибора, про­
стота обслуживания. 1
Сигнатурный анализ применяется в основном при диагностиро­
вании микропроцессорных систем, для качественной проверки ко­
торых необходимо обрабатывать длинные последовательности дан­
ных . В качестве примера будет рассмотрено диагностирование ЗУ
микропроцессорных систем методом сигнатурного анализа .
Достоверность контроля при использовании метода сигнатур­
ного анализа. Для сжатия информации и получения таким обра­
зом сигнатуры используется сдвиговый регистр с обратными свя­
зями (рис . 7.3). При подаче очередного бита входной последова­
тельности данных прежнее содержимое сдвигового регистра сдви­
гается на один разряд влево . При этом в младший разряд запи-
1 Chase J. Т. Computer Controlled Signature Testing of Memory Boards//
Seшicondttctor Test Conf. -
1978. -
Р . 235-237.
98


Cil8ш
8,X!lOH!lfl
послеilи!Jательнисть
Рис. 7.3 . Структурная схема сдвигового регистра с обратными связями
сывается сумма по модулю два входного бита со значениями 7, 9,
12 и 16 разрядов сдвигового регистра. Формирование сигнатуры
продолжается до тех пор, пока нее биты входной последователь~
ности не будут введены в сдвиговый регистр.
Оценим достоверность самого метода контроля . Предположим;
что ошибки разных типов в считанных данных равновероятны, т. е;
переход от одной совокупности считанных данных к любой дру;..
гой может происходить с одинаковой вероятностью.
Последовательность данных длиной N бит может принимать
2N различных значений. В то же время пс-разрядная сигнатура
может принимать 2пс отличающихся друг от друга значений . Тог­
да при равновероятном появлении различных последовательностей
данных одному значению сигнатуры соответствует 2N-nc разли ­
чающихся входных последовательностей.
При искажении входной последовательности она может при ­
нять одно из 2w-1 значений. Ошибка не будет обнаружена, если
искаженные данные соответствуют любой из 2N-nc -1 последова­
тельностей данных, имеющих ту же сигнатуру, что и исходная по­
следовательность. Тогда вероятность необнаружения ошибок равна
q05 = (2N-nc_ l)/(2N-' 1).
(7.1 )
При большом N
2-nc
qоб ~
•
(7.2)
Тогда вероятность обнаружения ошибок
Роб= 1 -qоб ~ 1- 2-nc.
(7.3)
При длине сдвигового регистра пс= 16 вероятность обнару­
жен ия ошибки равна 1-2 -16 ~0,9999848.
Для программируемых пережиганием нихромовых перемыче к
ППЗУ и рПЗУ на МНОП-транзисторах или транзисторах с пла ­
ваю щим за твором характерны однобитовые независимые ошибки
из - за отказов ЗЭ . Оценим достоверность контроля ППЗУ и РПЗ У
методом сигнатурного анализа по отношению к таким ошибкам.
Вероятность обнаружения независимых ошибок определяется
выраже нием
N
P0 в·н=l - LJ Pomн(i)qoбн(i),
(7.4)
•
i=l
99


где Рош н 1 (i) - вероятнос ть появления независимы х о шиб ок крат­
ности i в последовательности да нны х; q06 н (i) - вероятность необ­
н.аружения сигнатурным анализатором ошибки кратности i.
Для н,езависимых ошибок
Рош н (i) = С~ (1-Рзэ)i Р~э;.
(7.5J
Исследования обнаруживающих во з мо жностей сигнатурных
анализаторов по отношению к независимым ошибкам пок азали,
что величина q 0 б н (i) определяется выражением _ [50]
qоб нU)= 2~'с [i + (2"С-1) ( - 2"с1_1 )ij .
(7 .6)
Значение [ 1-qоб н (i)] в зависимости от кратности ошибок для
первых 10 зн ачений i приведены в табл. 7. 1 [50].
Подставляя значени я Рош н (i) из (7.5) и q0 5 н (i) из (7.6) в
К7. 4) и упроща я посл,еднее, получаем приближенную фор мулу для
расчета вероятности обнаружения неза висимых ошибок в после­
довательности данных :
N
рб.~ 1-2-16~ Ci (1-Р)iPN-i
он~
,L.J.N
ЗЭЗЭ•
(7. 7)
i-2
Значения вероятности обнаружения независимых ошибок в за ­
висимости от емкости ЗУ приведены в табл. 7.2, где N3м = 16 Кбит.
Там же для сравнения приведена вероятность обнаружения оши­
Таблица 7.1
Крат·
ность
ошибки
1
2-10
Таблица 7.2
Емкость
.ЗУ, К слов
16
32
64
d28
256
512
1024
100
бок сигнатурным анализатором при
равной вероятности появления ошибок
различных типов.
Анализ табл . 7.2 свидетельствует
Вер~:~:~с~ьш~g~:РУ· об очень высокой достоверности кон-
1,ООО ООО ООО
0,999 984 741
троля хранимой в ППЗУ и РПЗУ ин­
формации методом си г натур н ого ана­
лиза, что явилось одной из п ричин ши­
рокого его использования [51 ].
Вероятность обнаружения не зав исимых ошибок
Вероятность обнару-
при РЗМ, равном
же н ия равновероя т -
ны х ошибок
0,5
0,9
0.99
0,999 998
1,000 ООО
1,000 ООО
0,999 985
О,999 994
1,000 ООО
1,000 ООО
0,999 985
0,999 988
0,999 999
1,000 ООО
0,999 985
0,999 986
0,999 997
1,000 ООО
0,998 985
0,999 985
0,999 993
1, 000 ООО
0,999 985
0,999 985
0,999 988
1,000 ООО
0,999 985
О,999 985
0,999 985
1,000 ООО
О,999 985
'
·-


Диагностирование постоянных запоминающих устройств. При
л роверке постоянных ЗУ достаточно последовательно прочитать
.ин формацию по всем адресам и получить сигнатуру по каждому
из разрядов данных. В микропроцессорных системах по с ледова­
тельный перебор адресов обеспесшвается в режиме «свободного
хода» микропроцессора . При этом шина данных ЗУ отключается
;{) Т микропроцессора, а на его входы данных с помощью переход-
ной колодки подается код команды «Нет операции» (рис. 7.4) 1. •
Ло этой команде производится увеличение на 1 выдаваемого ми­
кропроцессором кода адреса. Входы «Старт», «Стоп» сигнатурно­
го анализатора подключаются к старшему разряду шины адреса .
На вход «Такт» анализатора (см . рис. 7.2) подается тактовый сиг­
нал микропроцессора, причем рабочий фронт сигнала выбирается
таким образом, чтобы коды на шинах в моменты, соответствую­
щие этим фронтам, были установившимися . Данные на вход дан­
вых сигнатурного анализатора поступают с шины данных ПЗУ.
Если ЗУ содержит несколько ЗМ в адресном направлении, то
для определения неисправной микросхемы может быть использо­
вана методика, которая называется «Просмотр сигнатуры в адрес­
н ом окне» [49] . Дешифратор выбора ЗМ должен управляться стар­
шими разрядами адреса выбираемого слова (рис. 7.5 .) . Подклю­
чая входы «Старт», «Стоп» сигнатурного анализатора к . шине вы­
,бора кристалла, можно просматривать сигнатуры, соответствую­
щие выбранным ЗМ. При этом, так как данные в сигнатурный
анализатор вводятся только в интервале времени, соответствую­
щем полю адреса выбранной микросхемы, то и сигнатура соот­
ветствует данным, хранящимся в этих ЗМ . Определение неисправ­
ной ЗМ в направлении увеличения разрядности производится пу­
тем перемещения щупа ввода данных по шинам данных.
Эффективным способом проверки ПЗУ является прогон специ­
.альных тестовых программ с использованием микропроцессорного
управления. Тестовая программа, ориентированная на проверку
ЛЗУ, может обеспечивать выдачу информации о месте неисправ­
ности. Если программа возвращается к своему началу при обна­
ружении ошибки в считанных данных, то время исполнения про-
Перехоilноя
нолоiJна
Шшtа aflpeca
Шина iJанных
Р ис . 7.4 . Струк ту рная с х ема микропроцессорной сист ем ы
1 Гордон Г., Надиг Х. Локализация неисправностей в микропроцессорных
системах с помощью шестнадцатеричных кодов/!Электроника. - 1977.
-
No 5.
-
С. 23- 33.
•
101


Старшt1е Mлailшt1e
,oaзf1Яil61 разрлi16 1
Данt1ые
ail17eca a ilpeca
,,Старт;'
,,Ст оп"
Рис. 7.5 . Сх ема получения сигналов
<f 0тарт» н « Стоп » от дешифратора ад­
реса
-
Рис. 7.6 . Схема алгоритма тестовой про-
граммы для формирования сигналов
«Старт» и «Стоп»
Ожиilать
1тонт
8ь1ilava сигнала
1, Стоп"
Dыilava сигнала
,, Старт"
Тест ЛЗ'/7
Тест ЛЗ':IN
ЦШ(Л f
Нет
ЦllfrЛ /у
Все ЛЗ'f испраllны .,,
граммы , измеренное в количестве тактов, будет зависеть от того ,
насколько далеко она может пройти до обнаружения неисправно ­
сти. Подключая входы «Старт», «Стоп» сигнатурного анализато ­
ра к элементу, состояние которого изменяется каждый раз , ког­
да цикл проверки заканчивается, можно получить измерительное ·
о кно переменной длины . Таким образом, длительность измеритель- ·
ного окна в случае неисправности, которая встречается ближе к
началу теста, будет меньше, чем для неисправности, встречающей­
ся позднее при данном тесте . Если при этом на вход данных сиг ­
н атурного анализатора подать постоянный логический уровень l
( например +s В), то сигнатура этого единичного уровня будет
зависеть от длительности окна измерения . Таким образом , каж ­
дой длине измерительного окна будет соответствовать своя сигна ­
тура . Составляя каталоги сигнатур, полученных для различны х
длительностей теста и соответствующих различным неисправным
компонентам , можно составить «словарь неисправностей», по ко- ·
торому можно определить , какой компонент является причино й
первой ошибки . На рис . 7.6 приведена возможная схема алгорит ­
ма для такой процедуры [49] .
102


Достоинством данной методики является возможность опреде­
л ения неисправной ЗМ при большом их числ_е, не меняя подклю­
ч ения входов «Старт», «Стоп» сигнатурного анализатора. Недо­
-статком - то, что фиксируется только первый неисправный ком­
понент. Дополнительные неисправности не будут обнаруж,ены до
'Тех пор, :пока не ~будет иопра,влена первая. Для о,существленwя
этой ,методики необход1имо нал,и;ч,ие оюределен,нюло ;кол,ичест:ва ра­
•ботоопоюо1бного оiбо1рудО1ван1ия для ,про,:ю,на те~стО1вой прог-ра.м,мы.
При организации тестовой программы можно выбрать мелкие
и ли крупные циклы проверки в тесте таким образом, чтобы про­
в ерял1ись ,определенные ПЗУ 1или ,их r<ру~ппы.
Диагностирование оперативных запо1У1инающих устройств. При
диагностировании оперативных ЗУ используются тесты контроля ,
р ассмотренные в § 6.2. Для выявления неисправной микросхемы
можно применять методы просмотра сигнатуры в адресном окне
ил;и O1пределеН1ия длины юетл,и теrС'rо,вой :п,ролрам:мы, 1ка1к для ПЗУ.
Особенностью ЗУ на динамических ЗМ является прерывание
,о бращения к нему во время регенерации информации. Интервал
.вре.мени регенера,ции !Может П1р•о1и;з;вольно ра1Спола1гатыся в IИЗ!Мер ,и­
тельном оюrе . Поэтом1у ,считЬ11ваемые п,ри 1генерац,ии данные 1прю,ив­
iВолы-1ым ,образом из,меняют :послед,01ваrгельность на ;вхо.де ои,гна­
·l'у:р,ного ана·л,изат,о,ра, что ·ведет 1к неrста;бильност:и оигнатуры.
Имеются два способа обеспечения стабильности сигнатуры [49].
Первый состоит в том, что генерируется дополнительный сигнал
«Такт истинных данных», который подается на тактовый вход сиг­
натурного анализатора. На время регенерации этот сигнал за­
прещается и ввод данных в анализатор производится только тог­
да, когда на выходах з,м имеются данные, предусмотренные те­
стовой программой . Во время регенерации работа тестовой прог­
раммы прекращается, чтобы длина измерительного окна была по­
•стоянной. Другой способ состоит в запрещении работы схемы ре­
генерации информации во время контроля ЗУ. Условием реализа­
ции этого способа является просмотр тестовой программой всех
строк •ЗЭ ЗNi в течение максимально допустимого периода ре­
г енера·щии, та•к "-ПО дан'Ные будут во1с,с11ана,вливатыся 1програм·мой.
Методика проверки самих схем регенерации зависит от того,
как они спроектированы. Если схемы регенерации информации уп­
равляются микропроцессором и синхронизированы с ним, то проб­
лемы вообще нет . Если они асинхронны, их можно рассматривать
как независимые устройства, работающие в автономном режиме.
При подключении тактового входа сигнатурного анализатора к ге­
нератору тактовых сигналов схем регенерации, а входов «Старт»
:и «Стоп» - к самому старшему разряду адреса регенерации можно
получить сигнатуры от остальных элементов схем регенерации, а
·также характеристическую сигнатуру уровня 1.
При проверке схем регенерации может оказаться необходимым
<О существить сброс или остановить работу микропроцессора на
время теста, чтобы исключить паразитное взаимовлияние схем ре­
т енерации и микропроцессора по адресным цепям ЗУ.
103


ЧАСТЬ 3
МЕТОДЫ КОРРЕКЦИИ ОШИБОК
В ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОЙСТВАХ
ГЛАВА 8. КОРРЕКТИРУЮЩИЕ КОДЫ ДЛЯ
ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОЙСТВ
8.1 . RPATRИE СВЕДЕНИЯ И3 ТЕОРИИ RОРРЕRТИРУЮЩИХ
кодов
Для обнаружения и исправления ошибок к информационным разрядам слов
перед их занесением в ЗУ добавляют 1юнтрольные разряды. ЧисJJо контроJJь­
н ых разрядов зависит от количества информациооных разрядов, а также от ви­
да и кратности обнаруживаемых и исправляемых ошибок. Коды, обJJадающие
способностями обнаруживать и исправлять возникающие в кодовых комбина­
циях ошибки, называются корректирующими.
В ЗУ широкое использование получиJJи двоичные блоковые коды, линейные
и циклические, в ко11орых к блоку из .k инфо.рмац,ионных разрядов добавляются
r контрольных (далее называются просто линейными и циклическими кодами) .
В блоковых кодах кодовые слова представляют собой последовательность
конечной длины из п разрядов, называемую также ,блоком (n=li+J") . В дво­
ичных блоковых кодах каждый разряд кодового слова мож-ет принимать одно
из двух значений : 1 или О.
В линейных двоичных кодах 1,онтрольные разряды можно выбрать так ,
ч т обы каждый из них равнял,ся сумме по модулю два определенных информа­
цио·нных ,разрядов. При двкод.ировании (т. е . оби,аружени,и и исправлении оши­
бок) по значениям счит.анных информационных разрядов определяются текущие
значения контрольных разрядов, которые суммируются по модулю два с од- ·
ноименными коитроJJьными разрядами считанного слова. Полученное таюr'м об­
разом проверочное слово (синдром) при его ненулевом значении свидетельствует
о наличии ошибки в считанном слове и для кодов, исправляющих ошибки, ука­
зывает место ошибки.
При использовании циклических кодов хранимое в ЗУ п - разрядиое слово
представляется в виде многочлена В (х) степени п-1, коэффициенты которого
равны значениям соответствующих разрядов слова, а сам многоч!Iен кратен
образующему мноrочле1ну кода. Наличие нвнулевого остатка от де!Iения В (х)
на образующий многочлен свидетельствует о наличии ошибки в слове, а по.
виду остатка можно определить место ошибки.
Число ошибок, которое может быть обнаружено и исправлено корректиру -­
ющим кодом, определяется минимальным кодовым расстоянием d кода. В кор­
ректирующих кодах для ЗУ иопользуется расстояние Хэмминга - кодовое рас­
стояние d,(Bi, В;) между кодовыми комбинациями Bi и В; , равное числу раз­
рядов, в которых одна кодовая комбинация отличается от другой [34] . Мини-.
104
·•·


ыальное расстояние , взятое по всем парам кодовых комбинаций данного кода,
наз ывается минимал ьным кодовым расстоя нием
(8. !)
В ЗУ, отказы в которых приводят к возникновению независимых ошибок в
разрядах слов, ошибка кратности lош изменяет значения lош разрядов. Поэто­
му для обнаружения ошибок такой кратности необходимо и достаточно, чтобы
любые две разрешенные комбинации имели расстояние не менее, чем loш+l.
В этом случае ошибка кратности не более l ош будет приводить к возникнове­
нию за прещенной кодовой комбинации. Следует отметить, что возможно обна ­
руж ение ошибок большей кратности, если они переведут разрешенную кодовую
комбинацию в з·апрещеиную, например при d=2, lош= ! , 3, 5, 7, . ..
Для исправления ошибок кратности lош избыточность кода должна быть
больш е, чем при их обнаружен,ии. Бели пред1положить, что вероятность ошиб­
к и кратности lош больше вероятности ошибки кратности loш+I , то для исправ­
ления всех ошибок с кратностью до l 0 ш включительно необходимо и достаточ­
но, чтобы
cl ;;,, 2Lош + 1.
(8 .2)
В эт ом случае при получении за прещенного кодового слова принимается
реше ние , что в ЗУ было за пис ано одно и з разрешенных слов, расстояние Хэм­
минга которого до считанного слова не превышает значения (d- 1) /2.
Для кодов , исправляющи х пак етные ошибки, получены следующие теорети­
ческие ограничения [34]. Если разр ядн ость пакетной ошибки равна Ь, то для
,е е обна р ужения требуе т ся н е менее Ь контр.ольных разрядов, а для исправле­
н ия од иночно го паке та ошибок необ х одимо не мен ее 2Ь контрольных разрядов.
Код, исправляющий одиноч ны е и обнаруживающий двойные пакеты ошибок ,
требует н е менее 3Ь контрольных р азрядов.
Наибольшее применение в устройствах п амя -ги пол у чили следующи е кор­
ректирующие коды:
коды Хэмми·нrа, исправляющи е од1-шочиые и обнаруживающи е двойные
незав исимые ошибки;
коды, исправляющие одиноч ны е и обнаруживающи е двойны е и паке тные
() Шибки;
БЧХ коды, исправляющие двойны е и об нар уживающие тройные независи­
мые оши бки;
код ы Рид а - Соломона , исправляющие од,иночны е и обнаруживающие д во й -
ные пакеты ошнбок;
к оды Файр а, обнаруживающие и исправляющие одиночны е пакет ы ошибок .
Рассмотрению этих кодов и и х модификаций посвящ е н а данная глава.
Матричное представление линейных кодов. Для описания свойств и возмож -
ностей кодав использую т провероч,ные Н-ма т,рицы. Н-матриц а линей .нога кода
соде ржит r строк и п столбцов. Каждому столбцу матрицы ставится в соответ ­
ствие один разряд п-раэ-рядноrо слова. Каждая строка Н-ма тр ицы содерж ит еди­
ницы в по зициях , соответствующих информационным ра зрядам слова, значения
1<оторых суммируются для получения соответствующего контроль ного разряда .
Для вычисления контрольного ра зряда соответствующий ему столбец Н-.матри­
цы должен содержать единицу в рассматр ивае мой строке и нули в остальных
nозициях.
105


Н-ма'!'рица для кода (п , k) = (31 , 26), исправляющего одиночные незави ­
симые ошибки, имеет следующий вид:
Н= н;,26 fs =
00000000000111111111111111
00001111111000000011111111
01!1000111100011110000111!
10110110011011001100110011
11011010101101010101010101
10000
01000
00100
00010
00001
И1
И26 С5 С1
(8.3)
Столбцы 1-26 матрицы Н\,26 ставятся в соответствие инфор мационны м
разрядам слова И1 ... И2в , столбцы С1 . .. с5 квадратной единичной матрицы / 5 -
контрольным разрядам.
Для получения значения ра зряда синдрома необходимо сложить по модуто
два ин,формационные и ко1-гnрольные .разряды счита.н,ного слова , J< Оторым соот­
ветствуют един ицы в С'I'р оке Н-матрицы. В матричной форме выражени е для
вычисления разрядов синдрома имеет вид
(8.4 )
[~r] l:f J- матрицы-столбцы, соответствующие
где:,
сk
г-разрядному синдрому и п-разряд -
S1
~
ному слову, [Н] - Н-матрица.
С1
При нулевом значении разрядов синдрома ошибка отсутствует. Если воз­
никл а ошибка в одном из разрядов считанного слова, то значение синдрома не
равно нулю . Значение синдрома при одиночной ошибке равно значению столб ­
ца Н-матрицы, соответствующего ошибочному разряду слова. Например , при
и скажении ра зр яда и 2 значение синдрома равно 00101, а ошибка в ра зря де
С 1 соответствует значен ию синдрома 00001 ·[см . (8.3)] .
При появлении двухразрядной ошибки синдром равен сум.ме по модулю
два столбцов Н-матрицы, соответствующих искаженным разрядам. Так, при ис­
кажении разрядов и 1 и и3 значение синдрома равно {)0101 и, следовательно,
раосматриваемый код позволяет исправить однора_з рядные илп обнаружить.
двухразрядные ошибки.
Н-матрицы обладают следующими основными свойствами [34, 52]:
число единиц в каждом из столбцов Н-матрнцы, соответствующих инфор ­
мационным разрядам слова, должно быть не меньше d-1;
при перестановке столбцов Н-матрицы корректирующие свойства кода п о
отношению к независимым ошибкам в разрядах слов не изменяются;
при умножении строк Н-матрицы на ненулевые элементы и с,1ожении од ­
ной строки с другой корректирующие свойства кода не изменяются.
Знание данных свойств Н-•матриц необходимо при анализе и преобра зо ва ­
нии проверочных матриц кодов .
Так, все столбцы Н-матрицы (8.3) различные. Кроме этого, столбцы, соот•
ветствующие информационным ра зрядам слова , содержат не менее двух единиц .
Поэтому код, задаваемый Н - матрицей (8.3), имеет минимальное кодо вое рас -
106


ст ояние d=З, т. е. позволяет исправлять одиночные или обнаруживать неза­
висимые двойные ошибки.
Представление циклических кодов с помощью образующих многочленов.
Циклические коды удобно рассматривать, представляя комбинацию двоично­
го к;ода не ,в -виде последовательности едиаиц и нулей, а в виде поли нома не-
1,оторой степени
(8.5)
.- ~де х - основание системы счисления; Ь;
-
цифры данной системы счисления
,{для двоичной системы О и 1).
Например, двоичная последовательность 01001 может быть записана в ви­
де полинома от переменной х:
В(х)=Ох~+1х3+Ох2+Ох+1х0= х3+1.
(8.6)
Представление кодовых ко,мбинаций в виде полинома (8.5) позволяет све­
сти действия над кодами к действиям над многочленами. При этом сложение
двои чных многочленов сводится к сложению по модулю два коэффициентов при
равных степенях х . Умножение производится по правилу перемножения сте­
пенных фующий, однако полученные при этом коэффициенты при одинаковой
,степени х складываются по модулю два . Деление осуществляется по правилу
деления степенных функций, при этом о п ерации вычитания заменяются опера­
ц иями суммирования по модулю два.
Идея построения циклических кодов базируется на использовании непри­
,водимых примитивных многочл енов. Неприводимым наз ывается многочлен, ко­
"Горый не может быть представлен в виде произведения многочленов низших
сте пеней. Примитивный неприводимый многочлен обеспечивает максимальную
длину корректирующего кода . Значения примитивных неприводимых мноr-очле­
но в до 9-й степени включительно п риведены в [52], до 16-й степени - в [34].
Примитивные неприводимые многочлены в теории цикличес-ких кодов иг­
рают роль образующих многочленов или по линомов. Степень образующего мно­
г очлена r и разрядность кода п связа ны соотношением n=2r-l . На качествен­
н ом уровне это соотношение можно пояснить следующим образом. При исправ­
лени и корр ектирующим кодом одноразрядных ошибок по зна чению остатка
•От деления принятой кодовой комбинации на образующий многочлен судят
о номере исжаженного разряда. Поэтому максимальная разрядность кода долж­
н а быть равн а числу остатков п о модулю образующего многочлена, т . е. равна
2r-I .
Для получення разрешенной комбинации циклического п-разрядного кода
·используется следую щий с п особ. Кодовая комбинация k-разрядного кода J (х),
"
•Соот в етствующ ая информационны м разря дам числа , ум н ож а ется на одночлен
.xr. К полу ченн ому произв едению добавляется остаток R(х) , полученный в ре­
зультате деления произведения J (х) xr на образующий многочлен.
При построении циклических кодов данным · опособом расположение ин­
фо рмационны х раз,рядов во всех ко.мбинациях слова строго упорядоченно -
они занимают k старших разрядов комбинации , а остальные (n-k) разрядов
отводят ся под проверочные, контрольные разряды.
В ка честве примера рассмотрим получение ра зре ш енно й кодовой комбина•
ции для кода, и справляющего одноразрядные ошибки, образующий полином ко-
107


тор ого G (х) = х 3 +х 2 +1. Та,к как образующий полином - третьей степени , Т О>
общее число разрядов кода n=2r-1 =7 .
Для комбинации информационных разрядов О 111 многочлен J (х) = х 2 +
+х+ 1. Произведение J (х) xr = х'+х• +х 3 . Осуществим деление
J(х)х' х5+х~+х3
1
G(х) =х3+х2+1 =х2+1+х3+х2+1
Остаток от деления равен 1. Тогда разрешенная кодовая комбинация В(х) =
=l(x)x3 +R(x) =х'+х4 +х 3 +1 или в двоичной форм е 0111001.
Представление циклических кодов с помощью проверочных И-матриц. Цик­
лический код может быть представл ен с помощью Н-матрицы вида (8.3). Пред­
ставим столбцы Н-матрицы в виде многочленов от х степени (г-1), пр ичем;
единичному элементу столбца, принадлежащему первой нижней ,строке матри­
цы, соответствует х0 , а едини чному элементу последней в ерхней строки - х 1·- 1 .
Тогда все столбцы матрицы могут быть получены как остатки от деления x i
на образующий многочлен G(x) (i-номер разряда числа минус 1; 0~i ~
~п- 1).
При r=5 в качестве образующего многочлена выберем неприводимый мно­
гочлен G(x)=x 5 +x2 +1. Тогда Н-ма-nрица u,иклического ~<ода (3 1, 26) име­
ет вид
r
0000l00 l0l l00l 111100011011 10101 ~
00010010110011111000110 11101010
Н = 0010010110011111000110111010100 .
0!00001001011001111100011011101
1000010010110011111000110111010
Код, задаваемый данной Н-матрицей, имеет такие же корректирую щие спо ­
собности п о отношению к независимым ошибкам, как и код, задаваемый мат­
рицей (8.3), поскольку Н-матрицы (8.7) и (8.3) отличаются лишь положение м,
столбцов .
Представ"1ение столбцов И - матриц для . кодов, исправляющих пакетные­
ошибки. Рассмотрим коды, исправляющие пакетные ошибки с разрядностью Ь .
Разобьем информационную кодовую комбинацию и 1 ... Ип на пакеты с разряд­
ностыо Ь, внутри которых группируются ошибки:
И1 ... иь Иь+1
...
И2ь ... И1е-ь+1
...
Ин
,._ ___ _,,--.....--
--.....-- .
1-й пакет 2-й пакет
1,"
ь-н пакет
Двоичные разряды, входящие в один пакет, рассматриваются как g-знач­
ный разряд, который может принимать любое из g значений от О до g-l _
Значение g определяется выражением
(8 .8)·
В качес т ве элементов столбцов Н - мат,рицы в этом случае используются не·
и О, J<ак для двои чны х кодов, а матрицы /i13, значения которых определяютс я
выражением
(8.9)1
где а1нь - i - столбец, соответствующий остатку от деления хВ +ь-i на порож ­
дающий многочлен G (х) степени Ь; В - показатель степени матрицы,. 1~ В~
108


В качестве порождающе-
ГО
полинома используется
водимый примитивный полином сте­
пени Ь, который обеспечивает мак­
с имальное
число различных
матриц
lil>,
равное
Значения непри-
водимых полиномов для типичных
разрядностей пакетов ошибок при-
ведены в табл. 8.1 . Порождающие
Таблица 8.1
Разрядность па­
кета ошибок
2
4
8
Порождающий мно­
гочлен матриц /1 ~
х2+х+1
х4+х+1
xs+х7+x6+x+l
полиномы для других значений разрядности пакетов ошибок приведены в [52].
При разрядности пакета Ь=4 матрицы /113, получаемые согласно выраже ­
нию (8.9), имеют следующий вид:
[
0100]
[
0010]
[
1001]
[
1100]
[
0110-1
/il = QQlQ
/i2 =
1001
/13 =
1100
/1•! = 0110
/16 = 1011
1001 '
1100 '
0110 '
1011 '
0101 '
1000
0100
0010
1001
1100' _
[
1011]
[
0101 -]
[
1010]
[
1101]
[
111()]
/16 = 0101
h7=
1010
/iB= llQl
/19 = 1110
/110 =
1111
1010 '
1101 '
1110 '
1111 '
0111 '
0110
1011
0101
1010_
1101 _
[
1111]
[
0111]
[
0011]
[ООО\]
-1000]
/111 =
0111
/112= 0011 ' /113= 0001
/114 =
1000
/115 = 0100
0011 '
0001
!ООО '
0100 '
0010 •
1l 10
llll
0111
0011
0001
(8.10)
Матрица h 15 является единичной !. За нул~ую принимается мат,рица , в с е
эл ементы которой равны нулю. Полученные матрицы вместе с нулевой обра­
з уют поле матриц и так же, как н столбцы Н-матриц двоичны х кодов , мог у т
с уммироваться, умножаться и делиться. Правила сложения матриц иллюстрир у­
е т таб л . 8.2 . При умножении ПОl(азателя степ ен -и матрицы суммируются по мо ­
дул ю 2ь - 1. При делении матр!•Щ показатель ст,еп-ени матрицы- д елит е ля выч и­
таетс я из показател я степени мат.рицы-деJ1.имого по мод ул ю 2"-1 .
8.2 . КОДЫ, ИСПРАВЛЯЮЩИЕ ОДНОРАЗРЯДНЫЕ
И ОБНАРУЖИВАЮЩИЕ ДВУХРАЗРЯДНЫЕ ОШИБКИ
Наиболее распространенными линейными кодами явл яются ко·­
д ы Хэ мминга с минимальным кодовым расстоянием d=З, исправ­
ляющие вс,е одноразрядные ошибки, а также коды с минималь­
ным кодовым расстоянием d=4, исправляющие все одноразря,п;.
ные и обнаруживающие все двухразрядные ошибки.
Характерной особенностью Н - матрицы кода с d=З явл яется
то, чтu ее столбцы представляют собой любые ра з личные не-нуле­
вые комбинации длиной r. Например, при r=5 и n=31 проиер·о:ч:.­
н ая Н-матрица имеет вид (8.3).
Ис поль з ование такого кода позволяет исправить л юбую одН'!!J­
разрядную о шибку, так как все столбцы Н-матрицы различны е, , и
1iilli


Таблица 8.2
"'
о
Результат сложения для значений второго слаrаеr..1ого
"';,:
о"
"' "'
а. ...
""'
t:: 5
1h Ili' 1h31h•\h•\11'j,,,1h'\h•\h'0\h"\h12\h" ,/11
•
:1
о
h
h~о
Ji2hBh•о
JiЗ
hl~
h9
h6о
tz4
h1hlOh7о
fzЬ
hiO
/12
hh11hBо
h6
hl3
hll
hз
h2/112h9о
,h7
h9
hl4
hl2
,li4
hзhlЗh10о
fz8
h2hlO1
hl3hsh4/11~hllо
h9
h7
/13
hll
h h1~h6hs1 hl2о
hlO
hshBh4hl2h21h7h6hh1зо
hll hl2 h6
/19
h&hl3/13hhBh7h2/il~о
hl2hllhl3/i7hlOhGhl~h4h2/19hBhз1о
п~з
h6 h12, hl~
hs
hllh71hshзhlOhuh4liо
hl~
hз h7
h1з1h9hl2hBhh6h~hllhlohsh2о
к аждой одноразрядной ошибке соответствует свое значение синд­
рома, равное соответствующему столбцу матрицы. Данный код
может обнаружить все произвольные двухразрядные ошибки . Это
обусловлено тем, что все столбцы Я-матрицы различные и сумма
любых двух столбцов I-Ie равна нулю . Однако исправление одно­
р азрядных ошибок в последнем случае невозможно .
ДлиI-Iа кода Хэмминга с минимальным кодовым расстоянием
rd=З определяется выражением
п=2'-1.
(8.11)
Код Хэмминга с минимальным кодовым расстоянием d = 4 по­
л учается путем добавления к коду Хэмминга с d=З одного до­
полнительного проверочного разряда . Длина кода при этом равна
n= 2r-l.
(8.12)
.:
В-матрица для кода (32, 26) с d = 4 имеет следующий вид:
'110
lооооо::ю::юоо111111111111111 100000J
00001111111000000011111111 010000
Н= 01110::JOllllOOOll!IOOOOllll 001000
lOllOllOOIIOllOOl lOOIIOOl 1 000100
11011010101101010101010101 000010
1110 1101001110100110010110 000001
(8.13)


Данная Я-матрица образуется из Я-матриц (8.3) кода с d=
=3 путем добавления нулевого столбца и затем добавлением
строки, элемент которой равен 1, если он принадлежит столбцу ис ­
ходной матрицы с четным числом единиц, и равен нулю, есл и
столбец исходной матрицы содержит нечетное число единиц. Чис­
ло единиц в любом из столбцов полученной Я-матрицы нечетно .
Поэтому одноразрядной ошибке соответствует синдром с нечет­
ным числом единиц, равный соответствующему столбцу Я-матри ­
цы . Двухразрядная ошибка влечет появление синдрома с четным
числом единиц, так как сумма двух различных столбцов с нечет­
ным числом единиц равна ненулевой комбинации с четным чис ­
лом единиц . Таким образом, нечетность или четность полученно ­
го синдрома свидетельствует о наличии одноразрядной или двух ­
ра з рядной ошибки в слове.
Разрядность ЗУ , как правило, кратна байту . Поэтому при ис ­
пользовании в ЗУ корректирующих кодов приходится решать за­
дачу получения укороченных кодов с заданным минимальным ко ­
довым расстоянием d=4 , Я- матрицы которых имеют меньшее чи ­
сло столбцов, например по сравнению с (8 . 13) . Эта задача реша ­
ется путем построения Я - матрицы для неукороченного кода с на ­
именьшим значением r , удовлетворяющим условию
(8.14)
из которой удаляются лишние столбцы. При этом из исх одной Я­
матрицы целесообразно исключать столбцы с максимальным ч ис ­
лом единиц для того, чтобы уменьшить число суммируемых п о
модулю два слагаемых для получения контрольных разрядов и
разрядов синдро~а и упростить устройства кодирования и деко­
дирования . Столбцы матрицы , содержащие по одной единице , со­
ответств у ют контрольным разрядам и исключению не подлеж а т .
Ст17 o!f ___f'1_
Хонтрольны е
раз,олilы
0r
0
(uно,оом
r
....FL
Перез апись
k
Выхоilные
!lо нные
Рис . 8. 1. Структу рна я с х ема у стройств а обнаружения и корре1щии о ши бок в· З'У
нn


Табл~ща 8. 8
Число инфор мационных раз-
8
16
32
64
128
ря дов
Число контрольных разрядов
5
6
7
8
9
Общее число разрядов
13
22
39
72
137
Н-матрица укороченного ко д а (22, 16), полученная и з матрицы
{8.13), имеет вид
~
0000000011111111 1000001
0000111100001111 010000
Н = 0111010101010 111 001000
1110110011001110 000 100 •
1101001100111101 000010
10111010 101010 11 0000 0 1
(8.15)
Устройство кодирования состоит из шести сумматоров по мо ­
дулю два, формирующих контрольные разряды согласно строка м
Н- м атрицы (8 . 15) . Структурная схема устройства обнаружения и
коррекции ошибок приведена на рис. 8.1 , на котором обозначены :
ГКР - генератор контрольных р азрядов, М2
-
сумматор по м о ­
д ул ю два, СхОО - схема обна р ужения ошибок. Схема обнаруж е­
н ия ошибок формирует сигнал корректир у емой ошибки при нечет­
ном з начении числа единиц в разрядах синдрома и некорректир у ­
е мо й ошибки («Ошибка»), ,е сли число единиц в разряда х син д р о ­
ма четно [53].
Параметры укороченных кодов Хэмминга, исправляющи х одно ­
раз рядные и ,; бнаруживающих двух р азрядные ошибки , реко м е н­
дуемых для применения в ЗУ, приведены в табл. 8.3.
8.3 . КОДЫ. ИСП?АВЛЯЮЩИЕ ОДНОРАЗРЯДНЫЕ И
С FЧА>'УЖИВАЮЩИЕ ДВУХР АЗРЯДНЫЕ И ПАКЕТНЫЕ
СlШIЕКИ
В ЗУ отка з ы и сбои ЗЭ приводят к одноразрядным ошиб к а м в
словах, а отказы большинства элементов электроники обра м ле­
ни я - к пакетным ошибкам. Интенсивность пакетных ошибо к з н а ­
чит ельно м е ньше ннтенсиrвно-сти о,д11-юраз1рядных ошиrбо~к (,см.§ 2:2) .
П о э тому целесообразно использовать корректирующие коды , ис -
п равляющие одноразрядные и обнаруживающие двухра з ряд н ые и
..,._
па кетные ошибки.
,С оздание п - разрядного кода с указанными корректирующи ми
'Свойствами, имеющего r контрольных разрядов, сводится к пост ­
:р оению Н-\матрицы , содержащей r строк и п столбцов, сгр у пп и­
\р ованных в Ь - разрядные пакеты. Я- матрица такого кода дол ж н а
собладать следующими свойствами : все столбцы различны и не
Jр-авны н у лю, что обесп ечивает ис п равление кодом одноразря д ны х
юшибок; пора з рядная сумма любых двух столбцов матрицы и лю-
1112


.,
б ога количества столбцов каждого из пакетов не равна нулю и
1-1 :и одн ому из столбцов матрицы, вследствие чего обнаруживаются
в с е дву хразрядные и пакетные ошибки.
Указ анными свойствами обладают следующие корректирующие
к оды , первоначально получ-енные авторами путем компоновки
-с толбц-Оiв Н-матр·ицы кода Хэ1мiминга таким обра;зом, ,чт-обы полу­
че нная матрица обладала сформулированными свойствами [54,
55] .
•
Коды модификации 1. Проверочная Н-матрица таких кодов
имеет вид
(8.16)
rде I - еди1-шчная матрица ра-з ме,р,1-юстью ьхь; п'=2 1·-ь_1; ,hi -
ма,тр,и1u ы .раз•мерностью (r-b) ХЬ, сюл,6цы hj,l •каждой из •кото­
р ых ,пр е1д•ста,вляют iСОiбой д,во,ичный •код 1-юмера i, т. е.
z
i= ~ h·1-2i-1
,LJ. /.
'
(8.17)
j=I
где z=г-Ь.
При r=7, Ь=4 матрицы!, hi имеют следующий вид:
[ 1000]
[0000]
[1111]
[0000]
I= ~Ь~~ ,h0= 0000
, h1= 0000 , !i2= 1111
, h3=
0001
0000
0000
0000
[ 1111]
1111 ,
0000
h4= [~~~~] .h5= riiььJ.,iG = r~~~~] .h;= [Н::] .
1111
l1111
l1111
1111
Н- м атрица (8 . 16) обладает следующими свойствами:
.в,се ,столбцы Н-1матри,цы ,различные ,и ,с.одержат 1в ,младших Ь
разряд ах по одной единице (нумерация разрядов в столбце­
сни .з.у вверх);
пор азрядная сумма любых двух столбцов Я- матрицы содержит
в младших Ь разрядах две или ни одной единицы и не равна ни
одному из столбцов матрицы;
су мма любого количества столбцов в пределах пакета, совпа ­
дающего с матрицами / или hi, содержит в младших Ь разрядах
не м енее двух единиц и не равна ни одному из столбцов Я-мат­
рицы ;
ма ксимальное число столбцов в Я-матрице, равное длине
кода,
n1 =2r-ь Ь.
(8.18)
Ка к уже отмечалось, в ЗУ с разрядностью слов , кратной бай­
ту, ис пользуются укороченные коды. С целью сохранения коррек­
тирую щих свойств кодов и упрощения устройств кодирования и
деко дирования получение укороченных кодов должно проводить ­
ся путем исключения и з Я - матрицы избыточных пакетов, содер­
жащих максимальное число единичных строк . При использовании
113


в ЗУ многоразрядных ЗМ или МЛ с разрядностью Ь практическое·
значение имеют коды с длиной п, кратной Ь. В этом случае необ­
ходимо знать, обеспечивает ли код требуемое количество инфор­
мационных разрядов слова. В табл. 8.4 сравниваются максималь­
ное число информационных разрядов для данных кодов при об ­
щем числе разрядов в слове, кратном Ь, с кодами Хэмминга и ко ­
дами модификации 2, которые будут рассмотрены ниже.
В качестве примера рассмотрим код для ЗУ с числом инфор­
мационных разрядов, равным 16, реализованного на 4-разрядных
ЗМ. Проверочная Я- матрица размерностью 7Х24 получается из . JS
Я-матрицы 7Х32 вида (8.16) исключением пакетов столбцов, сов­
падающих с матрицами hв и h1:
- 0000
0000 0000 0000 1111 1I11
0000 0000 11] ] 1111 0000 0000
0000 1111 0000 1111 0000 1111
Я= 1000 1000 1000 1000 1000 1000
(8.19),
0100 0100 0100 0100 0100 0100
0010 0010 0010 0010 0010 0010
0001 0001 0001 0001 0001 0001
р
При нумерации столбцов Я-матрицы слева направо контроль ­
ным разрядам соответствуют 1-4, 8, 12, 2·0-й столбцы. Остальным.
столбцам Я-матрицы соответствуют информационные разряды сло-
ва. Один из столбцов р - резервный. •
.
В Я-матрице (8.19) лишь 4 столбца содержат по единице. Они
поставлены в соответствие контрольным разрядам с1 . .. С4. В то же·
время количество контрольных разрядов, равное числу строк ма ­
трицы, составляет 7. Поэтому трем контрольным разрядам (cs ., _
...
С1) приходится ставить в соответствие столбцы матрицы с дву­
мя еди,н1и:ца1м1и, ш,следсmвие чего зна1чения эт.иос раврядо,в ,бу~ут вхо­
д ить в соотношение для формирования одного из контрольных
разрядов· [для матрицы (8.19) - с1].
Правило определения столбцов Я-матрицы, соответствующих
контрольным разрядам, следующее. Рассматривается матрица ви­
да (8.19) без одной строки (для рассмотренного примера - ниж ­
ней) . Столбцы полученной матрицы, содержащие по одной еди-
Таблица 8.4
Разряды
Разрядность/
Число разрядов
пакетной
ошибки
Информационные кода
4
172532406371134
модификации 1
8
14222937606813!
Информационные кода
4
172533416472135
модификации 2
Информационные кода
182633416472135
Хэмминга
Общее число
243240487280144
114
~


нице, ставятся в соответствие контрольным разрядам С2 ... С7, а
нулевой столбец - разряду с,. Тогда в полной матрице вида
(8 .19) столбец, соответствующий с,, будет содержать одну едини­
цу . Подобн ым образом может быть выбрано положение контроль­
ных разрядов в матрице при других значениях п и Ь.
При таком выборе столбцов Я-матрицы, соответствующих кон­
трольным разрядам, значение разряда с, при кодировании (или
разряда синдрома S, при декодировании) формируется с задерж­
кой относительно значений разрядов с2 ... С7 (или S 2 ... S7), так как
·~ значения последних необходимо суммировать для получения с,
(или S1).
Схемы устройства кодирования и декодирования кода (8.19)
отличаются от соответствующих устройств кода Хэмминга логи ­
кой формирования сигнала ошибки. Сигнал неисправляемой ошиб­
ки (д вухразрядной или пакетной) формируется при ненулевом
знач,ении синдрома и при наличии в его разрядах с номерами
1-4 более одной единицы или при отсутствии ед1шиц [ 54].
Коды модификации 2. Область существования данных кодов
определяется соотношением
r-;;? 2 (Ь-1) + 1.
(8.20)
При r=2(b-1)+1 проверочная Я-матрица кода модификации
2 имеет вид
1
[!о 11
...
lь-1 Fz3 h5 ••• hп" 10 10
...
10
]
Я= 1010
.
..
10 1010
.,.
Тоhзh5.••
hп" ,
ЕЕ...Е ЕЕ
...
ЕЕЕ•.• Е
(8.21)
где /о - матрица размерностью (Ь-1) ХЬ, содержащая единич­
ну ю матрицу (Ь-1) Х (Ь-1) в первых (Ь-1) столбцах и нулевой
столб ец с номером Ь; li - матрица, полученная путем цикличес­
кого сдв ига столбцов матрицы lo на i столбцов влево; hi - мат­
рица размерностью (Ь -1) ХЬ, элементы столбцов hk,j каждой из
котор ой связаны с номером матрицы i выражением (8.17) при
z =b-1, причем в каждом столбце матриц hi содержится не ме­
нее двух единичных элементов; Е - матрица размерностью 1Х Ь,
сод ержа щая только ,единичные элементы: п11 = 2ь- 1 + 1.
Пр и -r=7, Ь=4 ма1'I'ри1цы / 0 , /i, ,hi ,имеют ,следующий lНИд:
10 = [i1gg] ,11 = [1g86] ,12 = [8g61], /3 = [86~g] ,
0010
0100 .
1000
0001
h3=[1Ш],h5= [666Ь],h6=[~~~~],h7= [Ш:] .
0000
1111
1111
1111
При r>2(b-l)+l проверочная Я-матрица для данных кодов
р авна
Я=[НоHi... Hq•]
_
Н' Н' .·,. Н'
'
(8.22)
115


где Яi - матрица размерностью (r-2b+ 1) Х п'2 , элементы кот о ­
рой при z=r-2b+ 1 связаны с номером матрицы i соотношен и -­
ем (8.17);
п;=Ь[Ь+2(2Ь-1-Ь)] ;q' = 2г-2ь+1 -1.
Свойства Я-матрицы (8.22) следующие:
все столбцы Я-матрицы различные, содержат единицу в раз­
ряде с номером 1 и не бал-ее одной единицы в одной из двух групп
,раз,ряд:о,в (2, ... Ь), (,b+l, ... 2Ь-1);
поразрядная сумма любых двух столбцов, а также четного чи­
сла столбцов в пакете, совпадающем со столбцами матриц / 0 ,
содержит ненулевое значение в разрядах (2, ... r), нулевое значе­
ние в разряде 1, и не равна ни одному из столбцов матрицы;
сумма нечетного числа столбцов в пакете содержит не менее ·
двух единиц в обеих группах разрядов (2, ... Ь)
и (Ь+1, ... 2Ь-1 )
и не равна ни одному из столбцов Я- матрицы;
максималь ное число столбцов в Я-мат:рице, определяющее дли­
ну кода,
n2 =2г-2ь+1 [Ь + 2 (2Ь-1-Ь)] Ь.
(8.23)
Укороченные коды данного типа образуются исключением из0
Я-матриц избыточных пакетов, совпадающих с матрицами /о и
содержащих максимальное число единиц. Корректирующие свой­
ства кодов при этом н-е изменяются . В табл. 8.4 приведены значе­
ния максимального количества информационных разрядов для дан­
ных кодов при общем количестве разрядов в слове, кратном Ь .
Пример реализации кода рассмотрим на примере ЗУ с чис­
лом информационн!>IJ _ р_а~рядов, равным 16, реализованного на ч е­
тырехразрядных ЗМ. Я-матрица размерностью 7Х24 получена и з­
Н-матрицы 7Х48 (8.21) исключением шести пакетов:
1000 0001 0010 0100 1111 1111
0100 1000 0001 0010 1111 0000
001О О100 1ООО ООО1 0000 1111
Н = 1000 1000 1000 1000 1000 1000
(8 .24}'
0100 0100 0100 0100 0100 0100
0010 001n 0010 0010 0010 00 10
1111 1111 1111 1111 1111 1111
С1CzС;С3СвС4С5
р
Контрольным разрядам соответствуют 4, 7, 8, 10, 12, 13, 1 6 - й
столбцы Я-матрицы (выбираются так же, как для кодов модифи­
кации 1). Остальные столбцы соответствуют информационным ра з ­
рядам. Последний разряд -резервный. Сигнал неисправляемой
ошибки выдается при появлении ненулевого значения разрядо в;
S2 ... S7 синдрома и нулевого значения разряда S1, а также п р и'
появлении двух или большего числа единиц одновременно в гр у п.­
пах S2 ... S4, Ss .. . S7 синдрома [55].
Так же, как и коды модификации 1, данные коды требуют двух­
этапного формирования контрольных разрядов при кодировани и и
разрядов синдрома при декодировании. Сначала формиру ютс я
116


контрольные разряды С2 ... С7 или разряды синдрома S 2 ... S7, а;
затем контрольный разряд с, или разряд S, синдрома.
Сравнение ра,ссмотренных кодов позволяет сделать следующне.
выводы:
коды модификации 2 имеют большую длину (см. табл. 8.4);
коды модификации 1 имеют большую область существованиЯ:
1~b~r, в то время как разрядность пакета для кодов модифика­
ции 2 определяется выражением (8.20);
коды модификации 1 содержат в Я-матрице в среднем меньшее·
число единиц, чем коды модификации 2, что упрощает устройства
кодирования и декодирования.
Исходя из итогов сравнения следует отмети гь, что коды моди­
фикации 1 более экономичны. Коды модификации 2 необходимо,
использовать тогда, когда коды модификации 1 не обеспечивают
требуемого соотношения между числом разрядов п и ~ -
8.4. ИСПРАВЛЕНИЕ ДВУХР А3РЯДНЫХ ОШИБОК
В ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОИСТВАХ С КОДАМИ ХЭММИНГ А
МЕТОДОМ ДВОИНОГО ИНВЕРТИРОВАНИЯ
Как известно, в ЗУ возможны как отказ1;,r, так и сбои. При от­
казе ЗЭ находится в одном устойчивом состоянии - либо 1, либо,
О, что приводит к постоянной ошибке в считанном из ЗУ слове .
Ошибки из-за сбоев случайные и исправляются при по следу ющем,
считывании или записи информации .
Двухразрядные постоянные или комбинированные ошибки (од­
на постоянная ошибка и одна случайная) могут быть исправленьг
кодом Хэмминга с минимальным кодовым расстоянием d=4 пр1-r
использовании метода двойного инвертирования [56] . С этой целью
считанное из ЗУ слово, содержащее двухразрядную ошибку, и н -­
вертируется вместе с контрольными разрядами и вновь за писыв а­
ется в ЗУ по прежнему адресу. Постоянные ошибки при этом ис­
правляются. Затем следует считывание инверсного слова, его и11-
вертирование и исправление случайной ошибки, если таковая им с -­
лась.
Если в разряде слова имеются две постоянные ошибки, то дан-­
ные разряды имеют инверсное значение по отношению к разрядам
ранее записанного слова. Поэтому записанное по данному адресу
инверсное слово этих ошибок не содержит. Если инверсное слово ·
считать и проинвертировать второй раз, то получим слово, не со­
держащее ошибок.
Исправление комбинированных ошибок проиллюстрируем с по­
мощью рис. 8.2. После обнаружения двухразрядной ошибки в счи­
танном из ЗУ слове производится его инвертирование и последу -­
ющая запись в ЗУ. Все разряды слова, кроме ошибочного, будут
инверсны по отношению к первоначально записанной информации .
При последующем считывании и инвертировании считанного сло­
ва в нем будет один неисправный разряд. Сформированный син­
дром позволит исправить эту ошибку .
117


101О
'1~ 1о' ol1l(P1 10оо71@=:]
а)
!J)
rJ)
"
llт1шз--/!ОО 71 ~ 11
'
7о1~ \о1о01~
t
t
Сбои
OmlfOЗ
6)
г)
е)
101о1\~
ж)
Ри с. 8.2 . Иллюстрация метода исправления комбинированных ошибок методом
двойного инвертирования:
,а) записываемое слово; 6) считанное слово; в) записываемое инвертированное слово; г) счи­
танное инвертированное слово; д) слово после второго инвертирования, постоянная ошибка
исправлена; е) выходы дешифратора ошибок; ж) исправленное слово
Данный способ обеспечивает исправление двухразрядных по­
стоянных или комбинированных ошибок кодом Хэмминга с d=4
без введения дополнительных контрольных разрядов. Требуется
лишь дополнительный цикл записи и считывания инверсного сло­
ва по прежнему адресу и повторный цикл формирования синдро­
ма и записи слова в прямом коде при возникновении двухразряд··
я ой ошибки.
8.5. КОДЫ БЧХ, ИСПРАВЛЯЮЩИЕ ДВУХРА3РЯДНЫЕ
И ОБНАРУЖИВАЮЩИЕ ТРЕХРА3РЯДНЫЕ ОШИБКИ
Исправление всех двухразрядных и обнаружение трехразряд­
ных ошибок обеспечивают коды БЧХ с минимальным кодовым рас­
-с тоянием d=б. Коды БЧХ - циклические и названы в честь их
,с оздателей , математиков 1Боуза, Чоудхури и Хоквингема. Эти ко­
ды я:вляю·nся 1оiбобщен,ием ,К:осдо~в Хем,м~ин,га ,на ,случай ,и1апра1вле.ния
н ескольких ошибок. 1
Рассмотрим построение кодов БЧХ с минимальным кодовым
расстоянием d=5, исправляющих двухразрядные ошибки. Коды
БЧХ содержат в два раза больше контрольных разрядов, чем ко­
ды Хэмминга с d=З. Образующий многочлен кодов БЧХ имеет
.с ледующий вид:
G(х)=G1 (х) G3 (х),
(8 .25)
nде 0 1 (х), G3 (х) - непривощ,имые мнолочлены степе1ни
.r/2 1.
Многочлены G1 (х) и Gз (х) выбираются таким образом, чтобы
при одноразрядной ошибке синдром Sз, соответствующий остатку
1 Берлекэмп Э. Р. Алгебраическая теория кодирования: Пер . с анrл./Под
ред. С. Д. Бермана. -М.: Мир, 1971. -480 с.
.118


от деления сч,итаннО1го сло1Ва ,на G3,lx), 1раннял,ся S 31, ,соот1векТ1вую ­
щему остатку от деления считанного слова на G1 (х).
Тогда при наличии двухразрядной: ошибки в слове
(8.26),
где Sli, S1j, Sзi, Sзj ~ синдромы, соответствующие одиночным.
ошибкам в i - м и j-м разрядах по модулю G1 (х) и Gз (х) соответст­
венно. -Подставляя в выражение (8.26) значения Sзi=S 3 1i и S зj =
=S 3 1j, получим
Sн+S1j = Si,Sfi+Sfi=S3.
(8.27}
. Решение
системы (8.27) двух уравнений: с двумя неи < нt::'<.:1ными
позволяет определить синдромы и, следовательно, номера каждого ­
из двух отказавших разрядов. При возникновении одиночной ошиб­
ки S 3 1=Sз, и по значению S1 определяется положение ошибочного ­
разряда.
Значения образующих многочленов для кодов БЧХ, пригодных
к использованию в ЗУ, приведены в табл. 8.5. Н-матрица кода•
БЧХ (31, 21), С'Гi:щбцы 1которой: 1предс11авляют еобо,й: остатюи от­
делен1ия xi (0~i ~n-1) на образующий: 'Многочлен G (х) = (х 5 +
+х2 + 1) (х5 +х4+х3 +х2+1), имеет вид
Н=
-0000000001
0000000010
0000000100
0000001000
00000 10000
0000100000
0001000000
0010000000
0100000000
1000000000
101010111100100101001-
111111000101101111011
О 1О10011 О 11 111 1О11 111
1О1001 1О 111111 О 11 111 О
111001100011001010101
011001111010110000011
11001111010110000011v
001 101010111100100101
0110 10101 111001001010
110101011110010010100
(8.28►
Минимальное число единиц в столбцах Н-матрицы (8.28), со­
ответствующих информационным разрядам слова и 1 ... И21, равн о,
4, следовательно, минимальное кодовое расстояние d = 5. Если чис-
Таблица 8.5
Число контроль­
ных разрядов
8
10
12
14
16
18
20
Образующий многочлен кода БЧХ с d=5
(х•+х+ 1) (х"+х3 +х2 +х+ 1)
(х5+х2+'1) (х5+х•+х3+х2+ 1)
(х6+х+ 1) (х6+х•+х2 +х+ 1)
(х7+х3+1) (x 7+x3+x2+x+l)
(х8+х"+х3+х2+ 1) (х8+х6+х5+х1•+х2+х+ 1)
(х9+х•+ 1) (х9+х6+х•+х3+ 1)
(х1о+хз+1) (xto+xз+xz+x+l)


.ло контрольных разрядов кода БЧХ с d=5 равно -r, то длина кода
равна
n=2rf 2-1,
(8.29)
где r - четное число.
Коды БЧХ с минимальным кодовым расстоянием d = 6 позволя ­
ют исправлять одноразрядные, двухразрядные и обнаруживать
-грехразрядные ошибки, и получаются путем доба вления к коду
Б ЧХ с d = 5 одного проверочного разряда. Длина кода при этом
:равна
n=2(r-1) / 2,
где r - нечетное число.
Н-матрица кода (32 , 21) имеет следующий вид:
Н=
-
00000000001
00000000010
00000000100
00000001000
00000010000
00000100000
00001000000
00010000000
00100000000
0100000()000
10000000000
101010111100100101001
111111 ООО 1О 11О 111 1О 11
010100110111111011111
1О10011 О 111111 О 11111 О
111001100011001010101
011001111010110000011
110011110101100000110
001101010111100100101
011010101111001001010
110101011110010010100
10011001010001110011 1
(8.30)
(8 .31)
Дан на я Н-матрица образуется следующим образом. К Н-матрице
кода (31, 21) с d=5 добавляется нулевой столбец. К полученной
.мат рице доба вляется строка, элемент которой равен 1, если он
принадлежит столбцу исходной матрицы с четным числом единиц,
и равен О, если столбец исходной матрицы содержит нечетное чис ­
.ло единиц [57]. Число единиц в любом из столбцов полученной Н­
мат рицы нечетно. Поэтому одноразрядной ошибке соответствует
синдром с нечетным числом единиц, равный одному и з столбцов Н­
матри цы. Двухразрядной ошибке соответствует синдром с четным
'Числ ом единиц, равный сумме по модулю два двух столбцов Н-мат­
-рицы, соответствующих неисправным разрядам. Трехразрядной
· оши бке соответствует синдром с нечетным числом единиц, не рав­
ный ни одному из столбцов Н-матрицы.
- В ЗУ с байтовой органи з ацией исполь зуются укороченные ко­
ды . Н -м атрицы таких кодов имеют меньшее по сравнению с Я-мат­
рицей (8.31) число столбцов . Для получения Н-матриц укорочен­
ного кода из Н-матрицы полного кода удаляются столбцы, содер­
жащ ие максимальное число единиц. Столбцы матрицы , содержа­
щие по одной единице, соответствуют контрольным разрядам . Па-
раметры некоторых укороченных кодов БЧХ приведены в табл. 8.6.
,.
Построение уст ройств кодирования и дек одирования для ЗУ с произволь ­
:ной выборкой рассмотрим на п,римере кода (32, 21) с Н-матрицей (8 .3 1) . Уст­
ройство коди ро.вания представляет собой 11 сумматоров по модулю два, фор-
1,шру ющи х ко н т рольные разряды в соответствии с Н-м::1.три.цей (8.31). Схема
120


Таблица 8.6
Число и н формационных
1624324864во128256
разрядов
ЧисJiо контрольных
11 13
13
13 15
15
17
19
разрядов
Обще число разрядов
27 37
45
61
79 95 145 275
устройства обиаружеиия и коррекции ошибок приведена на рис . 8.3 [57] . Рас­
смотрим ее работу.
Номер отказавшего разряда определяется с помощью ПЗУ . Адресом ПЗУ
является (г-1 )-разрядный синдром. · Каждое считываемое из ПЗУ слово со ­
де ржит две группы разрядов А и В по (r-1)/2 разрядов в каждой группе _
В ПЗУ записаны двоичные коды номеров отказавших ,разрядов считанного.
слова. Адресом явJiяется зна ч ение синдрома . Если синдром равен одному из
стоJiбцов Н - матрицы (исключая разряд с 1 , соответствующий дополнительно й;
проверке на ч е т 1Фсть) , то в группе разрядов А записан адрес искаженного раз­
ряда, а в группе ра з рядов В - нули . При двухразрядной ошибк е синдром ра-
. вен
сумме ооотв е тствующих столбцов Н-матрицы и в обеих гр у ппа х разрядо в.
з аписаны адреса неисправных .разрядов.
EcJiи адрес ПЗУ соответствует синдрому, не равному ни одном у из столб ­
цов матрицы, то по данному адресу з аписаны нули . МаксимаJiьное чисJiо хр а­
нимых в ПЗУ cJioв равно 2r- 1
,
а их разрядность r-1 . Для код а (32, 21) ем-
ПJ!J
11
5
1-------1
1---
.- +-
-
-
--
8
5
f- l(oppel(mиpyeмш,
OШlJOl(a
, О ~1tel(oppe!imL1p1jeмo11
t1шlloнa
Рис. 8.3. Функциональная с хем а устройств а о бнаруж е ния и к орр екци и ошиб ок
:1.11я кода БЧХ с d=6
121


,кость ПЗУ составляет IК: !О-разрядных слов. Номера ошибочных разрядов с
ПЗУ поступают на дешифратары 1 и 2. Число выходов каждого дешифратора
равно п-1. Одноименные выходы обоих дешифраторов объединены по схеме
ИЛИ (элементы 6-36). При наличии сигнала ~корректируемой ошибки выход­
,ные сигналы элементов 6-36 поступают на выходные сумматоры по модулю
два (М2 3-33), где суммируются с разрядами считанного из ЗУ слова.
Сигнал коррекции ошибки в разряде с 1 формируется с помощью схемы И
·4 при появлении синдрома, содержащего единицу в разряде S1 и нули в ос­
·тальных .ра зрядах. При двухразрядной ошибке, одна из которых - в разряде
,С 1 , разряды S2 .. . S11 синдрома равны соответствующим ра зрядам одного из
-столбцов Н 0матрицы, а число единиц в синдроме четно. Сигнал коррекции та­
кой ошибки формируется схемой И 3. Сигнал некорректируемой ошибки фор­
мируется элементами И 1 и 2 при появлении синдрома, соответствующего трех­
разрядной ошибке или ошибке большей кратности.
8.6 . КОДЫ РИДА-СОЛОМОНА И ИХ МОДИФИКАЦИИ,
ИСПРАВЛЛЮЩИЕ ПАКЕТНЫЕ ОШИБКИ
Проверочные Н-матрицы кодов. Рида - Соломона. При построе­
нии кодов, исправляющих пакетные ошибки с разрядностью Ь, па­
кет разрядов слова рассматривают как q-значный разряд, прини­
·ма ющий одно из q значений от О до q- 1. В этом случае в Н-мат­
рице элементами столбцов являются не 1 и О, как для ранее рас­
,смотре нных кодов, а подматрицы О, -1, hfl (8.9).
Н-матрица модифицированного кода Рида - Соломона, исправ­
ляющело ,О1д,иночные rи 06на1рrуж,И1вающего д·войные п а,кеты оши:боrк,
имее т следующий вид :
Н=[; ~1
...
lhl
~2Ь-2 ~~~] •
(8.32)
I ft2
h2i
h2(2ь_2) О О /
В данной Н-матрице вторая строка (кроме трех последних под­
ма1триц) ,содержит ,падматрицы Ь Х Ь ~вида (8.9) ,в,сех ,стелен ей. Эле­
менты третьей строки матрицы (кроме трех последних) равны со­
ответствующим элементам второй строки в квадрате. 1
. Длина
кода, т . е . разрядность слова ЗУ,
n=Ь(2Ь+2),
(8.33)
а количество контрольных разрядов r=ЗЬ.
При разрядности пакета Ь = 4 Н-матрица кода Рида - Соломо­
на имеет вид
[
1I
Н=Ih1
Jh2
J1IJIJI!!!!1!!ОО]
/i2h3/i4hбh6h7h8/i9hlOhllh12h13hl~Q[Q
h4 h6h8h10hl2/il~h1h3/1б /i7 h9hllh13QQ/
(8 .34)
1 Wo\f J. К. Adding Two Informatioп Symbols to Certain Nonblnary ВСН
Codes and Some Applications//Bell System Technical J. -
1969. -
V.48,N7. -
:Р. 2405-2424.
122
,,
"


где И1 ... И1s пакеты информационных разрядов: с 1 ... с 3 - пакеты
контрольных разрядов. Матрицы hf'> имеют значения (8.10). Длина
,J<!ОДа п=72, \К!ОЛИЧеСТJЮ ,инфоР'МаЦИОНrНЫХ ,ра.з1рядо.в k=60.
Я-матрицы укороченных кодов Рида - Соломона получают ис­
ключением избыточных пакетов разрядов (матриц hB) из матри ­
цы (8.34).
Исправление одиноч~ых и обнаружение двойных пакетов оши­
бок обеспечивают также модульные коды Рида - Соломона [58].
Я-матрица модульных кодов может быть получена из Я-матрицы
модифицированного кода Рида - Соломона (18.32) путем выпол­
нения операций над строками и столбцами исходной матрицы, не
изменяющих корректирующих свойств кода [58]. Для этого необ­
ходимо разделить элементы второго столбца на h1, элементы треть­
еrю ,с'Ю~бца - на ,h2, элементы i-го ~столбца 1На hi-t ,и т . д., ,КрО1ме
столбцов контрольных разрядов; исключить из полученной Я-мат­
рицы первый столбец и циклически сдвинуть строки матрицы та­
ким образом, чтобы вторая строка стала на место первой, а
третья - на место второй. В результате получим Я-матрицу сле­
дующего вида :
Я=[~i ~2 :з
h-1h-2h- з
111
•.-.-
1 1оо]
"' hP' h-P'h-P'+1 .h-1о1о
...
h-P' hP' hP'-1.
...-
h1ОО1
(8.35)
---------~~----_,
моруль О
мо11уль 1
в которой
р' = 2ь-1_ 1,
(8.36 )
h-f'>= !Jhf'>= h2ь- 1 -rз.
Модульным данный код называется потому, что часть праве - ·
рочной матрицы, соответствующая информационным разрядам,
состоит из двух модулей - О и 1. Так как вторая и третья строка
модуля О равны третьей и второй строкам модуля 1 соответствен­
но, то для этих модулей можно использовать одинаковые схемы
кодирования и декодирования .
Длина кода вида (8.35)
n=Ь(2Ь+1),
(8.37)
что на один пакет информационных разрядов меньше, чем для
кода (8.32). Однако при использовании укороченных кодов Рида -
Соломона данное отличие может не иметь значения, если оба кода
обеспечивают требуемую длину слова. В этом случае модул ьны й
ха рактер кода (8.35) может упростить построение устройств коди ­
рования и декодирования.
В Я-матрице модульного кода (8.35) произведение второго и
третьего элементов каждого столбца, кроме столбцов, соответст­
вую щих контрольным разрядам, равно постоянной величине (еди ­
ничной матрице). Эта величина может также выбираться равной
любой ненулевой матрице hB 1[58] . Например, при разрядности
123


па кета ошибок Ь =4 •и величине произведения, равной h 14, прове­
ро чная Н-матрица модульного кода (68, 56) имеет вид
[
111111111111111оо~]
Н= / hl h2/13h4h5h6hl4/,13/1121111h10f19hB Q /
_hнh1зh121111h'ohэhB!hlh2hзh1hБh6О О
(8.38)
Анали з Н-матрицы (8 .38) позволяет выявить ограничения на
максим а льное число пакетов в одном модуле р 1 (8 .36). Если р 1
больше задаваемого выражением (8.36) з начения, то некоторые
столбцы в нулевом и первом модуля х Н- матрицы будут од инако ­
выми, всл едствие чего ошибкам в различных пакетах будут соот ­
ветствовать одинаковые значения синд ромов . Н- матрица для уко­
роченных модульных кодов может быть получена путем исключе- .
ния избыточных пакетов, соответствующих информационным паке­
·:г ам разрядов .
Кодирование и декодирование кодов Рида - Соломона. Коди­
рование и декодирование кодов Рида - Соломона рассмотрим на
примере модифицированного кода (8 .34), значение синдромов ко­
торого определяется выражением (8.4).
Так как третья (верхняя) строка Н-матрицы (8.34) содержит
,единичные подматрицы, то пакет разрядов синдрома Sз будет со­
держать единицы в разрядах, соответствующих от.казавшим раз­
рядам пакета. Если ошибка сосредоточена в пределах одного па­
кета, соответствующего матрице hB, то между значениями синдро­
мов S1 ... S 3 существует связь, определяемая видом матрицы hB.
При появлении двух пакетов ошибок эта связь нарушается .
Если отказ возник в разрядах i - го пакета, то ошибка может
быть представлена в виде О .. . ОеО ... О, где е
-
двоичный символ,
равный единице при наличии ошибки в соответствующем разряде
и нулю - при ее отсутствии; О
-
двоичный символ. Тогда с уче­
'ГОМ (8.4) синдромы равны:
S1=hilет,S2=hi2ет,
(8,39)
.rде hil, hi 2 , hi 3 - соответственно подматрицы первой, второй и
третьей строки Н - матрицы для i-го пакета разрядов; ет - матри­
:nа - столбец, обоз на чающая ошибку .
Учитывая, что hi3 - единичная матрица (8.10)
S3=еТ иS2=hi2Sз,S1=hils~
илиS2+hi2S3=О,S1+hi1S3=О.
(8 .40)
Система (8.40) является индикатором ошибок в i- м пакете. Ес­
ли синдромы S 1 , S 2, S 3 получены из-за ошибки в одном информа ­
ционном пакете разрядов, то равенства (8.40) выполняются для
124


д анного пакета. Например, неисправен второй пакет разрядоu. Тог­
д а (8.40) имеет вид
S2 +h1 S3 =0,S1+h2 S3 = 0.
(8.41)
Согласно (18.10) имеем
hl :.--=
[~б~~]- h 2 = [?86?] .
•
1001 '
1100
1000
0100
Тогда
[So
1
] [0100] [S31
]
[О]
s;2+0010.S3~
=
О,
S23
1001
S3~
О
S24
1000
S34
О
[s11 ] [0010-1 [Sз1][ol
S12+1001.S32О
,
S13
1100
S33 О
S14
0100_ S34 О
(8.42)
тде Sli, S2i, Sзi - значения i-го разряда первого, второго и третье­
т о 4-разрядного синдрома соответственно.
Произведя матричное умножение выражения (8.42), получаем
S21+Sз2=О,S22+Sзз=О,S2з+Sз1+Sз4=О,
S24+Sз1=О,S11+Sзз=О,S12+Sз1+Sз4=О,
S1з+Sз1+Sз2=О,S14+Sз2=О.
(8. 43)
Система (8.43) легко реализуется на сумматорах по модулю
.два. При ошибке в одном из пакетов контрольных разрядов полу­
ч енный синдром будет иметь вид
S3=О
S3=О
S3=е
S2=ОилиS2=еилиS2=О
S1 =e
S1 =0
S1 =0.
(8.44)
Эти ошибки обнаруживаются с помощью схем, определяющих
J1СТИННОСТЬ равенств
S3&S2=О,S3&S1=О,S2&S1=О,
(8.45)
где & - означае т ,опера 1цию ло·гичеок,оrо И.
Двойная пакетная ошибка определяется при ненулевом синд­
ро ме и невыполнении условий (8.40) и (8.45) для всех пакетов
разрядов.
Схема устройства кодирования для кода Рида - Соломона со­
держит сумматоры по модулю два, которые производят суммиро­
в ание информационных разрядов в соответствии с Н-матрицей.
Ка к и для кодов, исправляющих однора зрядные ошибки, каждый
ко нтрольный ра зряд равен сумме по модулю два информацион ­
ных разрядов, которым соответствуют единицы в соответствующей
стро ке Н-матрицы.
125


-
"
"
а
,
Ч
и
с
л
о
l
i
З
З
У
S
3
+
s
2
=
О
1
-
-
-
-
-
~
п
7
8
1
1
1
S
з
+
s
,
=
О
1
-
-
-
-
-
.
-
-
-
п
7
7
S
2
+
5
1
=
о
1
1
1
S
2
+
h
7
5
3
=
0
1
R
1
1
1
1
_
S
1
-
1
-
h
2
S
з
=
O
п
t
S
2
+
S
3
=
0
1
1
1
1
S
+
5
1
=
О
п
r
.
.
.
п
1
в
п
l
Д
8
а
П
a
t
(
e
m
a
О
Щ
L
i
О
О
Л
'
Р
и
с
.
8
.
4
.
С
т
р
у
к
т
у
р
н
а
я
с
х
е
м
а
у
,
с
1
1
р
о
й
с
'
Г
в
а
о
б
н
а
р
у
ж
е
ю
щ
и
к
о
р
.
р
е
к
ц
и
я
о
ш
и
б
о
к
к
о
д
а
Р
и
д
а
-
С
о
л
о
м
о
н
а
.
5
2
1
5
3
2
S
з
z
5
3
3
5
2
3
S
3
1
S
з
ч
S
г
ч
5
3
1
5
7
1
S
3
3
s
,
2
5
3
7
J
,
.
з
ч
-
.
S
1
3
S
3
1
5
3
2
s
l
'
t
S
3
2
г
-
-
-
-
-
-
1
(
М
.
?
1
-
-
,
1
1
1
1
1
1
1
~
,
1
1
1
1
1
1
1
1
1
1
1
1
1
v
z
•
"
v
3
V
1
1
S
1
+
/
1
2
S
3
=
О
1
L
_
_
_
_
_
_
_
_
j
r
Р
и
с
.
8
.
5
.
Ф
у
н
к
ц
и
о
н
а
л
ь
н
а
я
с
х
е
м
а
б
л
о
к
а
к
о
р
р
е
к
ц
и
и
о
ш
и
­
б
о
к
в
о
в
т
о
р
о
м
п
а
к
е
т
е
р
а
з
р
я
д
о
в
.
.
,
.
,


Схема устройства обнаружения и коррекции ошибок для кода
(8.34 ) приведена на рис. 8.4, а схема исправления ошибок для
второ го пакета разрядов этого же кода - на рис. 8.5 .
Реализация устройств кодирования и декодирования кода Ри­
да - Соломона на микросхемах малой и средней степени интегра­
:ции требует значительных аппаратных затрат. При числе инфор­
мационных ~азрядов в слове, равном 64, количество корпусов мик­
росх ем в устройствах примерно равно 200. Временньrе задержки в
:устройстве декодирования примерно равны задержкам на коррек­
цию одиночных ошибок кодом Хэмминга и составляют около 100-
150 нс при использовании ТТЛ ИС [59].
8.7 . КОДЫ ФАйРА, ИСПРАВЛЯЮЩИЕ ОДИНОЧНЫЕ ПАКЕТЫ
ОШИБОК, И ИХ МОДИФИКАЦИИ
Коды Файра предназначены для исправления одиночных паке­
·тов ошибок с разрядностью ·Ь и обнаружения пакетов ошибок с
раз рядностью lош• Положение пакета ошибок в кодовой комбина­
ди и может быть произвольным . Рассмотрим циклические коды с
последовательным кодированием и декодированием.
Для циклических кодов, исправляющих пакеты ошибок, обра­
зующий многочлен G (х) представляет собой произведение непри­
водимого многочлена степени т на другой многочлен, вид которо­
то определяется типом кода, а старшая степень с - длиной ис­
пр авляемого паr<ета ошибок. Образующий многочлен G (х) двоич­
ного кода Файра определяется по формуле
G(х)=(хе+ 1) G1 (х),
(8.46)
где G1 .(x) - неП1р1ивод,и1мый ,многочлен ·степен;и т; с, = 2Ь-1, с не
делится на (2m - l) [,34]. Период многочлена (хе+ 1) равняется с,
т. е. через i = c остатки от деления xi на (xc+ll) будут повторять­
ся. Период многочлена G (х) и, соответственно, максимальное чис­
.ло символов в кодовой комбинации п равно общему наименьшему
кр атному с и (2m-l), т. е.
n=c(2m- 1).
(8.47)
Число контрольных разрядов в слове
r= c+m.
(8.48)
Для исправления пакетов ошибок длины Ь требуется не менее
( ЗЬ -1) контрольных разрядов .
Используя коды Файра, можно исправлять одиночный пакет
о шибок длиной Ь и одновременно обнаруживать любой пакет оши­
бок длиной ./ 0 ш~ Ь при условии
Ь+l0ш-l~с,Ь~т.
(8. 49)
Если код Файра предназначается только для обнаружения од­
ной пакетной ошибки, то длина пакета не должна превышать чис­
ла проверочных символов, т. е . Ь ~ т + с.
127


Проверочные соотношени я, связанные с множителе м хе +I,
представляют собой с перемежающихся, равномерно расп оложе н­
ных проверок на четность . Поскольку символы, входящие в каж ­
дое из проверочных соотношений, располагаются на расстоянии с
друг от друга, то при возникновении пакетной ошибки с разряд­
ностью Ь или меньше будут искажаться не более одного символа
в любом из проверочных соотношений. При этом по меньше й ме ре
в (с-Ь) последовательных проверочных соотношениях не будет
ни одного искаженного символа. Поэтому можно определ ить, к а­
кой символ стоит в начале пакета. Дополнительная инфо рмац ия ,
требуемая для определения положения пакета, обеспе чивается
сомножителем G1 (х) .
Кодирование и декодирование кодов . Файра. При пос трое нии
устройств декодирования циклических кодов использую тся два
следующих свойства синдрома ошибки, доказательст во которых
приведено в [34]:
1) пусть S (х) - синдром кодовой комбинации В (х) дл иной п ,
т. е. остаток от деления В (х) на образующий многочле н G (х) .
Тогда синдром циклического сдвига В (х) получается в резул ьта­
те одного сдвига формирователя синдрома, в котором первона­
чально содержался S (х); •
2) если в комбина ции ошибок, которая может быть исп ра вле­
на, все ошибки расположены в r=n-k старших разрядах, то син­
дром совпадает с последовательностью ошибок е (х) .
Схема устройства формирования контрольных разрядов приве­
д~на на рис . 8.6, где gi - коэффющенты образующего м1юлочJ1е­
на кода G (х). В этой схеме как только символ поступает в сдви­
говый регистр, производится автоматическое умножение его на
xn-k_ Кодирование производится следующим образом:
k Jшформационных символов последовательно поступают в уст­
ройство формирования ко нтр ольных разрядов и од нов ре менно в
ЗУ. Ключ К при этом включен. Как только все информационные
символы поступят в сдвиговый регистр, совокупность (n- k) сим­
волов, находящихся в этот момент в регистре, совпадает с остат­
ком от деления входной последовательности на G.(x), т. е. с со­
вокупностью контрольных символов;
в сдвиговом регистре с помощью ключа отключается лин ия об­
ратной связи;
Ри•с. 8.6. Структур на я схема устройства формирования контрольных разрядов
цикличе;:кого кода
128


производится сдвиг содер­
жимого регистра. Символы, по­
являющиеся на выходе, явля­
ются контрольными и вместе с
k информационными символа ­
ми образуют п-разрядную ко­
довую комбинацию.
Схема устройства обнару­
жения и коррекции пакетных
ошибок с разрядностью Ь при­
ведена на рис. 8.7 . Принятая
кодовая комбинация поступает
бИJт за >бiитом ·в ~буферный ре­
гистр (БРг) и в генератор син­
дрома (ГС), которым является
схема деления на G (х) с пред­
варительным умножением на
/
Bxoil
tiPr
Рис. 8.7 . Структурная схема уст­
ройства обнаружения и коррекции
ошибок циклического кода, исправ­
ляющего пакетные ошибки
xn-k. После приема кода в генераторе содержится синдром, рав -
ный xn-i,5 (х).
.
Предположим, что появился пакет ошибок длиной Ь или мень­
ше . Схема вычисляет синдром комбинации ошибок, которая име­
ется в принятом слове . Если пакет ограничен Ь старшими разряда ­
ми слова, то в Ь справа расположенных ячейках генератора синд­
рома находится пакет ошибок, а (n-k -b) ячеек слева будут со­
держать нули. Элемент ИЛИ обнаруживает эту ситуацию . По­
скольку его выходной сигнал при этом равен нулю, обратная
связь генератора синдрома закрыта, а вход в двоичный сумматор
открыт. По мере сдвига содержимого генератора синдрома и бу­
ферного регистра, в котором хранится принятое слово, синдром ,
который является пакетом ошибок, складывается с принятым сло­
вом, тем самым исправляя его.
Если бы пакет ошибок был расположен в другом месте после­
довательности, то он мог бы быть исправлен таким же путем. Пос­
ле сдвигов пакет займет .Ь старших разрядов буфера. В то же вре­
мя Ь символов синдрома старшего порядка будут совпадать, как и
прежде, с пакетом ошибок.
Число тактов сдвига, необходимых для исправления ошибки,
равно 2n. В течение первых п тактов производятся запись приня­
того слова в буферный регистр , представляющий п-разрядный
сдвиговый регистр, и фор~ирование r-разрядного синдрома. Далее
осуществляются еще п тактов сдвига, в процессе которых считы­
вается кодовая комбинация из буферного регистра и исправляют­
ся ошибки. Если после 2n тактов элемент ИЛИ не зафиксирует
нулевое состояние (n-k -b) разрядов генератора, то ошибка яв­
ляется не.исправляемой, т. е. разрядность пакета больше Ь.
В ряде случаев может оказаться необходимым укоротить код
вследствие того, что общая его длина или число информационных
символов ограничены требованиями, накладываемыми на ЗУ. Код
можно укоротить, заменяя некоторые из его информационных сим-
5-156
12~
_J


волов высших порядков нулями и отбрасывая их [:34]. Это не по­
требует изменения методов кодирования, поскольку при этом не­
существенно наличие нулей в начале информационных символов.
Однако такая замена потребует изменения описанного выше про­
цесса исправления ошибки.
Предположим, что используется код, естественная длина кото­
рого равна п, но по информационных символов его отброшены .
Тогда для исправления ошибок первоначальным способом до того,
как начинается считывание полученной кодовой комбинации из
буферного регистра, потребуется по сдвигов, соответствующих по
информационным символам, в предположении, что эти символы
равны нулю. Один из способов некоторого ускорения этого про­
цесса состоит в предварительном автоматическом умножении по­
лученной комбинации на xn, по модулю G (х) с помощью схемы
умножения. Поскольку для ускорения процесса декодирования пос­
тупившее число умножается на xn-k (рис. 8.6), то для декодирова­
ния укороченного кода Файра необходимо кодовую комбинацию
предварительно умножить на xn-n+n, по модулю G (х).
В качестве примера на рис. 8.8 приведена схема блока коррек­
ции ошибок фирмы Intel Magnetics [28]. Код позволяет исправить
пакет ошибок длиной до 5 бит в 256-битной последовательности
данных. Число контрольных разрядов равно 14. Образующий мно­
гочлен кода G(х) = (х9 + 1) (х5 +х2+11).
Модификации кодов Файра. Применение кодов Файра приводит к зна­
чительным временньrм затратам на обнаружение и коррекцию ошибок (п так­
тов на обнаружение и п тактов на исправление ошибки). Поскольку первые
lfоtlидо§шше
Дe!(OiJL!flO!Jo­
lf/Je
/lазрешет;е
OxotJ tJolflfЫX
бРг
YпpatJлelfue
'17
~---Розрешещ1е
· ffO/Jfle!ЩШL
Вмхоi! ilolfныx
-
+
•
BuiJ oшuolftL
Нет OШtLOOff
О l(oppe!(mLf/1!/eмuл ошш1ffа
О ! /fe!(/7jJ/JelrmLfjl!/e,<шл oшalfffa
О О /fe!(0/7/7etfmapyeщz1117Ш!ЙNа
Рис. 8.8. Схема блока обнаружения и коррекции ошибок
130
.,.


..
n тактов совпа\/1,ают с операцией считывания, то в этой части процесса деко­
дирования задержка .не воз·никает. Вторые п тактов определяют задержку в
устройстве декодирования, особенно заметную при большой разрядности кон­
тролируемых слов. При разрядности слов от 512 до 2048 бит и реализации уст­
ройства декодирования на элементах серии К:133 задержка составляет от 20
до 100 мкс [60], что может оказаться совершенно неприемлемым для быстро­
действующих ЗУ. Возникает задача при сохранении общей структуры кода так
изменить алгоритм декодирования, чтобы уменьшить число тактов, необходи­
мых для коррекции ошибки.
Данная задача решается благодаря тому, что образующий многочлен кода
Файра состоит из двух сомножителей [см. (8.46)], каждый из которых может
быть обJ>аботан независимо от другого точно так же, как и общий многочлен
Поскольку цикл повтор яемости для каждого из сомножителей много меньще
цикла повторяемости образующего многочлена· в целом, то пакет ошибок мо­
жет быть локализован для каждого из сомножителей за меньшее количество
тактов.
Для независимой обработки каждого сомножителя образующего многочле­
на используют два сдвиговых регистра с обратной связью, один из которых
осуществляет деление принятой комбинации В (х) на (хе+ 1), а другой - де•
ление на 0 1 (х) [60]. Оба регистра работают синхронно как в процессе приема
информа.ции (обнаружения ошибки), так и в процессе локализации пакета
ошибок.
Очевидно, что если В (х) . делится без остатка на G(х), то он делится без
остатка на любой из сомножителей (х0+1) и Gi:(x). Это значит, что через п
тактов оба регистра будут содержать нули . Если принятый многочлен имеет
вид В1(х) =В(х)+е(х), то через n тактов содержимое ·регистров будет равно
Se(х) =х1е(х) по модулю (хе+ 1);
Sm(х)=xiе(х) помодулю Gi(х).
(8 .50)
Если продолжать синхронно сдвигать содержимое регистров, то последа-
вательные значения синдромов равны
Sc(х)=xiе(х), S~(х)=xi-lе(х), ..;,S~(х)=е(х)помодулю (хе+1);
Sm(х)=xiе(х), s1п(х)=xl-lе(х), •.~.
,
Sfп (х) = е (х) по модулю G1, (х),
(8.51)
Таким образом, при совпадении содержимого Ь старших разрядов первого
и второго регистров ошибка оказывается локализованной, а такт, на котором
произойдет совпадение, соответствует последнему безошибочному разряду в ко­
довом многочлене. Поскольку для регистра, реализующего деление на (х 0 +!),
имеет место повторяемость его содержимого каждые с тактов, то в целях со­
кращения общего числа тактов на декодирование можно произвести подсчет чи •
ела сдвигов rс в этом регистре до первого обнаружения нулей в его (с-Ь)
младших разрядах, т. е. i = rc по модулю с.
После этого сдвиг информации в первом регистре прекращается, а во вто­
ром - продолжается до момента совпадения с содержимым Ь старших разря•
дов первого регистра. Поскольку «ка,ртина заполнения» этого регистра повто­
ряется каждые L 1 тактов, то число сдвигов rт от окончания приема информа­
_ ции в декодирующее устройство будет связано с i соотношением i=rm по
модулю L1.
5*
131


Зная значения rc по модулю с и rт по модулю L1, можно вычислить i.
Вычислить величину i можно независимо от работы декодирующего устройства.
Возможно дальнейшее сокращение временньrх затрат на декодирование путем
преобразования структуры порождающего многочлена с целью максимального
рас.паралл,еливания его обработки при иоправлении ошибок. Пусть порождающий
многочлен G(х) имеет вид
та
G(x) =(хе+ l) П Gj(X),
(8.52)
/=1
где G; (х) - неприводимый многочлен степени mJ с периодом LJ, причем с не
делится на L;. Длина кода п равна наименьшему общему кратному (с, L 1,
L2, ..., Lта)-
Код, порождаемый таким многочленом, исправляет одиночные пакеты оши­
бок длиной Ь и обнаруживает пакеты ошибок длиной lош при условии
та
с;;;;,,Ь+lаш-1; ь,.;;;. 2J т1,
j=I
Аппаратно этот код реализуется на (та+ 1) сдвиговых регистрах, один из
к оторых осуществляет деление принятого кодового многочлена на (хе+ 1), а
остальные - на Gi (х). Алюрит.м деления аналогичен описанному ранее. После
прохождения п разрядов кодового многочлена схема проверки на ноль анали­
зирует содержимое младших (с-Ь) разрядов регистра сдвига, осуществляюще­
го деление на (хе+ 1). При ненулевом значении младших разрядов принятая
комбинация ошибочна. Производится подсчет числа сдвигов содержимого •это­
го р е гистра до момента получения сигнала от схемы проверки на ноль. После
этого сдвиг его содержимого прекращается, так как в Ь старших разрядах на­
ходится пакет ошибок, а зафиксированное в счетчике число связано с номером
последнего безошибочного разряда тем же соотношением, что и в случае двух
сомножителей.
С момента обнаружения ошибки продолжается сдвиг информации и в ос­
тальных регистрах, а в счетчиках, соответствующих каждому из них, происхо­
дит подсчет числа сдвигов до момента совпадения содержимого этих регистров
с пакетом ошибок . Из полученных соотношений типа
i =Гс ПО модулю С, i=rm, ПО модулю L1, .. . ,
i=Гт0
по модулю Lma
(8.53)
однозначно может быть определен номер последнего безошибочного разряда i.
Использование порождающего многочлена в виде произведения нескольких
сомножителей-многочленов позволяет получать коды, обеспечивающие высокую
скорость декодирования . Вместо п тактов, необходимых для обнаружения ме­
стоположения пакета ошибок кодом Файра, данный код производит указанную
операцию за (c+max LJ) тактов, что значительно меньше п. В табл. 8.7 при­
ведены оценки временнь1х затрат, выраженных в числе тактов работы коррек­
тирующего устройства. 1
1 Андреева И. Н. Разработка методов повышения надежности внешней па­
мяти на основе избыточного кодирования. - Автореферат канд. диссертации.
-
-
М.: МЭИ, 1983 .
-
20 с.
132


Таблица 8.7
Затр а ты времени на декодирование, такты
В ар иант декодиров ан и я
1
Модифицирован- \ Код с быстрым
Код Фай ра
ный код Файра декодированием
,n=1l155, Ь=б
1155
82
26
.n=3255, Ь=8
3255
268
46
.n=7905, Ь=9
7905
527
48
л = 37107, ·Ь =11
371 07
2065
82
n= 82 677, Ь=12
82677
411 5
148
-n =633857, ,Ь=15
633857
32786
150
Недостатком рассмотренных модификаций кодо в являются повышенные
:аппаратные затраты для устройства обнаружения и коррекции ошибок по
~равнению с обычным кодом Файра.
ГЛАВА 9. НАДЕЖНОСТЬ ПОЛУПРОВОДНИRОВЫХ
ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОЙСТВ С КОРРЕRЦИЕЙ
ОШИБОК
9.1 . БОЛЬШИЕ ИНТЕГРАЛЬНЫЕ МИКРОСХЕМЫ ОБНАРУЖЕНИЯ
И ИСПРАВЛЕНИЯ ОШИБОК
Высокие требования к надежности ЗУ обусловили, наряду с
..другими
способами повышения надежности, использование в них
корректирующих кодов, позволяющих обеспечить работоспособ­
ность ЗУ при возникновении сбоев и отказов составляющих его
:элементов.
В ЗУ, ,выполнен,ных на однор ,а1з1)Я1дных ЗМ, о-лкаэ одной ЗМ
-приводит к одноразрядным ошибкам в считанных словах. Вероят­
·ность появления двухразрядных ошибок, вызванных отказами
двух ЗМ по одному адресу, значительно меньше вероятности по­
явления одноразря дных ошибок, а вероятность трехразрядных
, ошибок - мень ш е, чем двухразрядных, и т. д. Поэтому в таких
ЗУ исправление одноразрядных и обнаружение двухразрядных
- ошибок существенно повышает надежность. Для обнаружения от­
.казав элементов электроники обрамления, приводящих к пакет­
ным ошибкам с разрядностью, большей двух, используются коды,
ИСПjJЭВ.Тiяющие одноразрядные и обнаруживающие двухразрядные
·и пакетные ошибки. При высоких требованиях к надежности ЗУ
,особенно большой информационной емкости применяют корректи­
рующие ко1ды, 1исш,ра1вляющие щ,вух1ра1зряд:ные ошибюи.
Объем оборудования устройств кодирования и декодирования
даже для простейших корректирующих кодов, исправляющих од­
норазрядные ошибки, составляет несколько десятков корпусов при
использовании микросхем малой и средней степени интеграции.
<Стрем.'lение разработчиков ЗУ уменьшить аппаратные затраты на
133


реализацию устройств коррекции ошибок и большой объем выпус­
каемых ЗУ обусловили создание больших интегральных схем об­
наружения и исправления ошибок (БИС ОИО). Технические ха ­
рактеристики выпускаемых зарубежными фирмами БИС ОИО при­
ведены в табл. 9.1 [19, 61].
БИС ОИО предназначены в основном для исправления одно ­
разрядных и обнаружения двухразрядных ошибок в ЗУ с произ­
вольной выборкой. В них используется код Хэмминга с минималь­
ным 1юодо1вьюм ра1остоянием d=4. М,июросхема DP 8400 фирмы Na-
Honal Semiconductor обеспечивает также исправление двухразряд­
ных ошибок (две постоянные ошибки или одна постоянная и одна
случайная) методом двойного инвертирования [56].
Отечественной промышленностью выпускается БИС ОИО
~555ВЖ1, исправляющая одиночные и обнаруживающая двухраз­
рядные ошибки, а также ошибки типа «все нули» и «все единицы»
в ЗУ с 16-разрядным форматом данных '[62]. В данной БИС ис­
пользуется код Хэмминга (22, 16) с минимальным кодовым рас­
стоянием d =4, Н-матрица которого имеет вид (8 . 15). Для обнару­
жения ошибок типа «все нули» значения контрольных разрядов
Сз, С4 Н-матрицы (8.15) инвертируются: Вследствие этого при ну­
левой 16-разрядной информационной последовательности сформи ­
руется 22-разрядное слово, содержащее единицы в разрядах сз, С4,.
а нулевая кодовая комбинация является запрещенной, ошибочной.
К:одо1ва,я 11юм1бинат.1щя, с,одержащая все е~ин,ицы, та1кже я,вляется
запрещенной .
Структурная схема БИС К555ВЖ1 приведена на рис. 9.1, вре­
ме1нные .циа1лра:ммы ее работы - ,н,а :рис. 9.2, а хара1ктер1ис1шки ре­
жимов работы - в табл. 9.2 .
В. режиме формирования контрольных разрядов информация.
подлежащая записи в ЗУ по входам и1 -И15 через блок задания
направления обмена информационными разрядами (БЗНОИ) по­
ступает на входы генератора контрольных разрядов (ГКР), в ко­
тором формируются контрольные разряды с1-С5 в соответствии с
Я-матрицей '(8.115). Сформированные контрольные разряды Сз и С4
инвертируются. Далее контрольные разряды через генератор синд­
рома (ГС) и блок задания направления обмена контрольными m
синдромными разрядами (БЗНОК) поступают в ЗУ.
о
м
Рис. 9.1. Организация микр о схемы обнаружения и исправления ошибок K555BЖfJ
134


-
с
о
c
:
n
,
~
,
,
'
t
а
б
л
и
ц
а
9
.
1
Ф
и
р
м
а
,
с
т
р
а
н
а
-
и
з
г
о
т
о
в
и
т
е
л
ь
T
e
x
a
s
I
n
s
t
r
н
m
e
n
t
s
,
С
Ш
А
M
o
t
o
r
o
l
a
,
С
Ш
А
F
a
i
r
c
h
i
l
d
,
С
Ш
А
A
d
v
a
n
c
e
d
M
i
c
r
o
D
e
v
i
c
e
s
,
С
Ш
А
S
i
e
m
e
n
s
,
Ф
Р
Г
F
u
j
i
t
s
u
,
Я
п
о
н
и
я
I
n
t
e
l
,
С
Ш
А
N
a
t
i
o
n
a
l
S
e
m
i
c
o
n
d
u
c
t
o
r
,
С
Ш
А
.
.
.
.
.
Т
н
п
м
и
к
р
о
с
х
е
м
ы
S
N
5
4
/
7
4
L
S
6
3
0
(
6
3
1
)
S
N
5
4
/
7
4
A
L
S
6
3
2
(
6
3
3
)
S
N
5
4
/
7
4
A
L
S
6
_
3
4
(
6
3
5
)
S
N
5
4
/
7
4
A
L
S
6
3
6
(
6
3
7
)
М
С
1
0
9
0
5
М
С
3
4
0
4
0
м
с
4
0
4
1
7
4
4
1
8
A
m
2
9
6
0
M
a
s
t
e
r
s
l
i
o
e
L
S
J
.
М
В
.
1
4
1
2
А
8
2
0
6
D
P
8
4
0
0
.
.
,
_
.
,
,
.
.
.
.
u
о
.
,
1
е
,
:
"
'
е
,
:
а
.
"
'
о
"
'
~
р
.
2
2
,
1
6
1
6
3
9
,
3
2
3
2
(
8
Х
4
)
3
9
,
3
2
3
2
1
3
,
8
8
2
2
,
1
6
1
6
2
2
,
1
6
1
6
7
,
4
4
3
9
,
3
2
3
2
2
2
,
1
6
1
6
7
2
,
6
4
6
4
-
8
2
2
,
1
6
1
6
2
2
,
1
6
1
6
~
.
.
.
.
.
.
,
.
•
о
'
"
Д
л
и
т
е
л
ь
н
о
с
т
ь
"
'
.
,
.
.
.
з
а
д
е
р
ж
к
и
,
н
с
о
~
~
"
'
.
.
.
.
t
:
:
"
'
"
'
.
,
,
с
.
.
,
.
о
'
"
"
'
.
,
<
О
<
С
(
u
"
'
.
,
"
"
u
o
о
а
.
.
,
"
'
>
,
"
'
"
'
.
,
"
"
"
'
.
.
.
.
t
:
:
:
;
;
"
'
"
"
"
'
о
g
-
"
'
~
"
'
@
р
:
)
"
'
"
"
"
'
"
о
"
с
.
u
u
"
о
"
'
о
:
,
:
.
,
;
:
:
t
;
;
:
.
.
"
'
"
'
.
,
t
:
5
"
'
:
,
о
.
,
:
,
:
:
;
:
:
"
'
"
'
к
о
.
,
.
.
.
.
"
'
.
,
О
.
с
,
с
.
:
;
;
.
,
.
,
.
,
р
:
)
"
u
:
с
"
"
'
"
'
о
:
,
-
.
1
-
1
-
:
,
о
-
+
5
,
0
3
5
4
5
т
т
л
ш
Д
I
Р
,
2
8
-
+
5
,
о
3
7
4
1
т
т
л
ш
Д
I
Р
,
5
2
-
+
5
,
о
3
7
4
1
т
т
л
ш
Д
I
Р
,
4
8
-
+
5
,
о
2
7
4
5
т
т
л
ш
Д
I
Р
,
2
0
+
+
5
,
2
1
0
,
7
2
7
,
9
э
с
л
М
К
,
6
8
+
+
5
.
о
5
0
в
о
т
т
л
ш
Д
I
Р
,
4
8
-
+
5
,
о
-
-
т
т
л
Д
I
Р
,
2
0
-
+
5
,
О
-
-
т
т
л
Д
I
Р
,
4
8
+
+
5
,
0
3
0
5
0
т
т
л
ш
Д
I
Р
,
4
8
э
с
л
-
-
4
,
5
2
2
3
0
э
с
л
P
i
n
p
o
c
k
,
6
4
и
л
и
J
e
d
e
s
,
6
8
+
+
5
,
о
4
5
4
7
т
т
л
ш
Д
I
Р
,
6
4
+
+
5
.
о
5
2
6
5
п
а
М
О
П
Д
I
Р
М
,
6
8
+
+
5
,
о
2
0
3
0
т
т
л
ш
Д
I
Р
,
4
8


' 10 t--------,
'1D
У!
t
И!JХ
(иlfыxi1---__,_...a.a..__,_ _ _ __,....,.___, _ _~
t
CIJX
t
(Sбых) 1-----' -
--------'------'.....__-'-,__-;
о
t
t
м
t
а)
IJ)
t
Рис. 9.2 . Временнь1е диаграммы работы микросхемы К555ВЖ! в режи м ах :
а) записи (формирования контрольных разрядов); 6) считывания (об н аружения и исправ ­
ления ошибок)
В режиме обнаружения и исправления ошибок информацион -·
ные и контрольные разряды поступают на входы БЗНОИ и,
БЗНОК. Генератор синдрома ошибки на основе значений посту -·
пивших из блока БЗНОК контрольных разрядов и новых , сформи­
,р,01ванных ,н.а 1базе 1сч1ита,нной ,ив ЗУ ,и'нф01р,мапJИИ, фор1ми,рует оин\Ц-·
ром ошибки S1-Sв в соответствии с Я-матрицей . Дешифратор ад­
реса ошибки (ДШ) в случае одиночной ошибки определяет ее ад­
рес, по которому ошибка исправляется в корректирующем устрой ­
стве (М2) .
Исправленная информация поступает на выходы БЗНОИ. На,
основе значений синдрома блок формирования флагов (признаков)
оши бки ( ФО) ,формирует два флага ошибок : одноразрядной (О) ,
и многоразрядной (М) .
Входы и выходы БИС К555ВЖ1 по уро в ням сигналов сопряга ­
ются с ТТЛ ИС. Время формирования контрольных разрядов
до 65 нс, флагов одиночной и многоразрядной ошибок 30 и 40 нс:
соответственно .
Таблица 9.2
Входы у прав-
Флаги оши•
ления
Цикл памяти
Режим работы БИС ОИО
бокОиМ
УО1У!
о
о Запись
Формирование коитрольиых разрядов Запрещены
1
о Считывание Запись информационных и контрольных »
разрядов из ЗУ в БИС
1
1
»
Блокировк а ин формации и разрешение Разреше ны-
флагов ошибок
о
l
»
Выдача исправленного информационно-
»
го слова и синдрома ошибок
136
-.,.-


9.2. ОРГАНИ3АЦИЯ ПОЛУПРОВОДНИКОВЫХ 3АПОМИНАЮЩИХ
УСТРОЙСТВ С КОРРЕIЩИЕЙ ОШИБОК
Запоминающие устройства с коррекцией ошибок отличаются от
ЗУ без коррекции ошибок наличием блока хранения контрольных
разрядов .И устройства кодирования и декодирования кода. Струк­
турная схема ЗУ с коррекцией одноразрядных и обнаружением
.дву-храэ ря,щных оши~бо1к приведена на 1рис . 9.3 . ЗУ юостоит 1из двух
блоков памяти, один из которых (ЗУ ИР) . предназначен для хра­
•Нения информационных разрядов, другой (ЗУ КР) для хранения
,контрольных разрядов слов. Генератор контрольных разрядов
-(ГКР) формирует контрольные разряды слова по значению вход­
·ных информационных разрядов в соответствии с Н-матрицей ис­
•Пользуемого корректирующего кода. Генератор синдрома (ГС) по
значению информационных и контрольных разрядов считанного
слова формирует синдром, указывающий место ошибки в слове.
Дешифратор синдрома (ДШ) формирует сигнал коррекции оши­
•бочного разряда в считанном слове в соответствии со значением
-сформированного синдрома. Сумматор по модулю два (М2) пред­
.назначен для и справления ошибок в считанных словах. Узел пере­
записи информации (УПИ) осуществляет автоматическую запись
в ЗУ исправленной информации после цикла считывания с ошиб­
кой. Формирователь сигнала ошибки (ФО) по значению синдрома
формирует признак ошибки: одноразрядной (О) и двухразрядной
,или многоразрядной {М).
Применение БИС ОИО в ЗУ с двунаправленной магистралью
данных предопределяет ряд особенностей построения ЗУ и режи­
ма его работы. Рассмотрим эти особенности на примере структур­
-ной схемы сопряжения БИС ОИО с ЗУ (рис. 9.4). На рисунке
,обозначено: ЦП - центральный процессор; РгС
-
регистр сос­
-тояния, предназначенный для хранения признака ошибки (О или
М) и значения синдрома.
При такой схеме включения на временной диаграмме работы
ЗУ необходим этап ожидания в каждом цикле считывания данных,
.длительность которого определяется временнь1ми задержками на
-обнаружение ошибок БИС ОИО.
г -- ---~-----------1
!Jxoilныd
г----1
lвыхоо-
iluнные
8k
I ные
_
__ _ _ __,_,-
.,., зу и.о,....,+I+/- ----- ,
k
I
J
Е
о
м
,Рис. 9.3 . Структурная схема ЗУ с коррекцией однора'Зрядных ошибок
137


Магистраль iJанных
В режиме записи данные поступают-
75 из ЦП на магистраль данных и по-,
,
ней на информационные входы ЗУ. Oднo ­
JIJ временно IJП формирует уровень логи­
ческого О на входах УО, Yl, по которому
заносятся данные в БИС ОИО (рис. 9.2,а).
Через время, равное задержке формиро­
вания контрольных разрядов в БИС ОИО,
контрольные разряды поступают на вхо­
ды ЗУ и записываются по выбранному·
адресу вместе с информационными разря­
дами.
Рис. 9.4. Схема включе­
нияБИСОИОвЗУс
интерфейсом
«общая
шина»
В режиме считывания на вход УО БИС
ОИО подается уровень логической 1, на вход
Yl - уровень логического О (рис. 9.2,6).
Считанные из ЗУ информационные и контрольные разряды слова
записываются в БИС ОИО. Через время, равное задержке форми­
рования признака ошибки, сигналы на выходах О и М БИС ОИО·
поступают в РгС, а с него - в ЦП. Кроме того, БИС ОИО выда­
ет 1в .РгС ,шшд,ром ошибки, который может 1и1сшользо1ватыся для д1и­
аnностИJро1ван,ия ЗУ. На этом эта1П оmИJдания ,за1ка,н,ч,нвае11ся 1и про­
изводится считывание данных в ЦП. Если ошибки не обнаруже­
ны, то данные считываются из ЗУ. При наличии одноразрядной,
ошибки осуществляется блокировка выдачи данных из ЗУ. Счи­
тывание данных производится из БИС ОИО, для чего на ее входе­
УО формируется уровень логического О (рис. 9.2,6). Обнаружение
некорректируемой многоразрядной ошибки является условием пре ­
рывания передачи данных из ЗУ.
При такой схеме включения БИС ОИО в ЗУ усложняется син­
хронизация работы БИС ОИО и интерфейсных схем шин данных,.
что приводит к увеличению временньrх задержек. Упрощение схе­
мы синхронизации и уменьшение временньrх задержек обеспечи ­
вает применение двух БИС ОИО, первая из которых используетс5f
в качестве кодирующего устройства, вторая - в качестве декоди -
Магистраль ilанна1х
Рис. 9.5. Схема включения двух БИС ОИО
вЗУ
-
Рис. 9.6. Структур.ная схема быс'I'родейст-
вующего ЗУ с одной БИС ОИО
138
Магистраль ilанных


:;
рующего (рис. 9.5). Указанный эффект в этом случае обеспечива­
~тся за счет разделения управления режимами работы БИС ОИО.
Большее быстродействие ЗУ обеспечивает схема включения
БИС ОИО, представленная на рис. 9.6 . -Блок обнаружения и ис­
правления ошибок дополнительно содержит входной (РгЧвх) и вы­
ходной (РгЧвых) регистры· числа, с помощью которых организо­
вана внутренняя шина данных. В цикле записи информация с
-внешней магистрали данных через входной регистр поступает на
БИС ОИО для генерации контрольных разрядов. При этом посту­
пившая информация хранится в РгЧвх , что дает возможность ос­
вободить внешнюю магистраль данных для организации передачи
.данньrх следующего цикла. Это обеспечивает повышение быстро­
.действия системы в режиме записи.
Повышение быстродействия системы в режиме считывания дан­
ных обеспечивается использованием специального режима «Пря­
мая передача». В этом режиме информация, · считываемая из ЗУ,
заносится в выходной регистр, с которого передается во внешнюю
магистраль данных. При отсутствии ошибок такая организация
работы не снижает быстродействия ЗУ. При обнаружении одиноч­
ной ошибки сигнал признака ошибки О разрешает запись в вы­
ходной регистр исправленной информации из БИС ОИО и ее даль­
нейшую передачу во внешнюю магистраль данных. С помощью
.сигнала прерывания процессор может быть оповещен о наличии
-ошибки в слове, первоначально записанном в выходной регистр.
Основные характеристики отечественных ЗУ с коррекцией од­
норазрядных ошибок приведены в табл . 9.3 '[47, 63-65]. В .ЗУ С!М
ЭВМ используются БИС ОИО К555ВЖ1.
9.3. НАДЕЖНОСТЬ ПОЛУПРОВОДНИКОВЫХ ЗАПОМИНАЮЩИХ
УСТРОЙСТВ С КОРРЕКЦИЕЙ ОШИБОК, ВОЗНИКАЮЩИХ ИЗ-ЗА
СБОЕВ
Оперативные ЗУ большой информационной емкости в настоя­
щее время создают в основном с использованием динамических
ЗМ. Все ЗУ, параметры которых приведены в табл . 9.3, реализо-
Таблица 9.3
Тип ЗУ
ЗУ-248 - 001
ЗУ СМ 3509
·зу БЭ 9851
ЗУ СМ 1644
ЗУ ЕС-1036
ЗУ ЕС-3269
ВЗУПСМЭВМ
Емкость,
К:байт
248
256
256
4096
4096
8192
4096
1
Разрядность / Время выборки/цик- \ Тип и организация
слова
ла, нс
3.М.
16
650/800 (сч), К:565РУ3 16К: Х 1
1100 (зп)
16
500/600
К565РУ1 4К:Х 1
16
400/500
К56'5РУ3 16К: Х 1
К:565РУ5 64К:Х 1
16
550/650
К:565РУ5 64К:ХJ
72 (зп),
700/750 (зп), К:565РУ3 16К: Х 1
144 (сч)
1100 (сч)
144
550/700
К:565РУ3 16К:Х: 1
16
Скорость передачи
13,3 Мбит/с
К:565РУ5 16К:Хl
139


ваны на динамических ЗМ. Это обусловлено большой информаци­
онной емкостью динамических ЗМ, примерно в 4 раза превышаю­
щей емкость статических ЗМ. Существенным недостатком динами ­
ческих ЗМ является высокая интенсивность сбоев вследствие воз­
действия на них альфа-частиц, примерно на порядок превышаю ­
щая интенсивность их отказов (см. § 2.2). При этом возникающие
в ЗУ ошибки - одноразрядные и исправляются при перезаписи
информации по искаженному адресу. Наибольшая эффективность.
корректирующих кодов обеспечивается именно по отношению к
сбоям.
Вероятность безотказной работы ЗУ по отношению к сбоям за­
висит от емкости ЗУ, времени его работы и интенсивности сбоев.
ЗМ. Существенное влияние на эффективность коррекции ошибок
оказывает такой параметр организации ЗУ, как соотношение меж­
ду разрядностью и числом хранимых слов при постоянной его ем ­
кости. Поскольку отказ ЗУ с коррекцией одноразрядных ошибок
возникает при совпадении двух сбоев по одному адресу, то боль­
шей надежностью при постоянной емкости обладает ЗУ с малой .
разрядностью хранимых слов. В таких ЗУ вероятность совпадения
двух сбоев по одному адресу меньше, чем в ЗУ с большей разряд­
ностью слов. Аналогичная закономерность характерна и для ЗУ
с коррекцией двухразрядных ошибок и ошибок более высокой раз­
рядности .
В табл. 9.4 приведены значения вероятности безо тказной рабо­
ты Р (t) и средней наработки до отказа to ер для ЗУ различной ем­
кости и организации, рассчитанные по формуле, п риведенной в
та1бл. 3.2 пр.и Nзм = 16 кбит, интенсивности сбоев ЗМ л3мсб =
= 10- 5 1/ч. Данные табл. 9.4 п оказывают, что коррекци я од нораз­
рядных или двухразрядных ошибок существенно п овы ш ает пока­
затели надежности ЗУ по отношению к сбоям. При этом эффек­
тивность коррекции двухразрядных ошибок существ енно выше, чем
Таблица 9.4
P(t) для интервала времени
"
1
1
1
ЗУ
to ер• ч·
24ч
720 ч
8760 ч
43800ч
Емкость ЗУ 128К 16-разрядн ых слов
-<О, ООО 0 01
780
Без коррекции о ш и- 0 ,969 747 1 0,397 882
0,000 014
бок
0, 978 601
с коррекцией одно- > 0 ,999 999
0,999 994
0,999 1 35
·260000
разрядных
ошибок
(код Хэмминга)
> 0.999 999 1>0.999 999
0,999 9_93
с коррекцией двух-
>0,999 999
200 00 00•
разрядных
ошибок
(код БЧХ)
Емкость ЗУ 512К 1 2 8-раз рядных слов
2't
Без коррекции ОШИ ·
0,374 172 <О,000 001 <О,0 00 001 <0,000 001
бок
0,869 742
с коррекцией одно- > 0 ,999 999
0 ,999 058
0,003 074 21 ООО·
разрядных
ошибок
(код Хэмми н га)
>0,999 999 >0,999 999
0,999 960
0,995 039 23000()•
с коррекцией двух -
разряд ны х
ошибок
(код БЧХ)
14Q


i,
одноразрядных. Однако применение ко- t, ч
дов БЧХ, испр а вляюших двухразрядные 104
ошибки, ведет к существенному увеличе- 703 Р с. о, 95
1
нию объема оборудования . Для 16-раз­
рядных слов применение кодов Хэммин- 70 2
га, исправляющих одноразрядные и об­
наруживающих двухразрядные ошибки, 70
приводит к увеличению разрядности ЗУ Oic...., -' -' -~ -' -',, ---' --,, ---. . . . , , . .. .~
,-о-51i5 10- 7 10-8 1092 33 , 1/-r
до 22 разрядов, в то время как при ис ­
пользовании кодов БЧХ с минимальным
кодовым расстоянием d = 6 разрядность
ЗУ равна 27. При числе информационных
разрядов, равном 128, исправление одно­
Рис. 9.7. Зависимость пери•
ода контроля ЗУ от ин ­
тенсивности сбоев ЗЭ
разрядных и обнаружение двухразрядных ошибок требует допол­
нительно 9 контрольных разрядов, а для кодов БЧХ необходимо
117: дополнительных разрядов.
Высокое значение вероятности безотказной работы ЗУ с кор­
рекцией одноразрядных ошибок можно обеспечить за счет орга­
низации периодического считывания содержимого ЗУ, во время
которого обнаруживаются и исправляются ошибки в считанных
словах с последующей перезаписью и<:правленных слов по преж­
ним адресам. Введение такого контроля исключает эффект накоп­
ления ошибок из-за сбоев в ЗЭ, вследствие чего вероятность отка­
за ЗУ первоначально уменьшается . Уменьшая интервалы времени
между· циклами контроля, можно увеличить вероятность безотказ­
ной работы ЗУ с коррекцией одноразрядных ошибок до требуемо­
го уровня. График зависимости периода контроля от интенсивнос­
ти сбоев ЗЭ, обеспечивающего вероятность безотказной работы не
·менее 0,95 для ЗУ емкостью 512К 128-разрядных слов с коррекцией
одноразрядных ошибок, приведен на рис. 9.7. Из рисунка следует,
что использование периодического считывания ИНlформации с уст­
ранением накопленных ошибок обеспечивает высокую вероятность
безотказной работы ЗУ при значительной интенсивности сбоев .
Так, контроль ЗУ с периодичностью 10 ч обеспечивает вероятность
безотказной работы Рзу (t) ~0,95 при интенсивности сбоев ЗЭ
Лзэ ~ 18,З • 1.0 -7 1/ч, что соответствует интенсивности сбоев ЗМ ем­
костью 16 кбит лзмсб~ l l,4• 10-2 1/ч. Такую же вероятность безот­
казной работы обеспечивает контроль ЗУ с периодичностью 1 ч
работы при интенсивности сбоев ЗЭ лзэ ~ 8,3- ,10- 6 1/ч и
Лзмсб~ ,
~11,4· I0-1 1/ч.
-
Высокую эффективность имеет метод контроля динамических
ЗУ во время регенерации информации, рассмотренный в § 5.4 . Без
дополнительных затрат времени н а контроль этот метод обеспечи­
вает периодичность контроля и исправления ошибок в ЗУ, не пре­
вышающую единиц секунд, и близкую к единице вероятность без­
отказной работы ЗУ.
141


9.4 . НАДЕЖНОСТЬ ПОЛУПРОВОДНИКОВЬIХ ЗАПОМИНАЮЩИХ
УСТРОЙСТВ С КОРРЕКЦИЕЙ ОШИБОК, ВОЗНИКАЮЩИХ
ИЗ-ЗА ОТКАЗОВ
В отличие от сбоев отказы приводят к необратимым !-j:аруше­
ниям работоспособности элементов ЗУ. Ошибки в считанньiх дан­
ных , возникающие вследствие отказов элементов ЗУ, не могут
быть устранены повторным считыванием или перезаписью инфор­
мации . Вследс-nвие етого отказы на.ка~пл1и~ваются 1и шрИ!водят ,к сн-и­
жению надежности резервированных ЗУ с течением времени. (Не­
резервированные ЗУ при одном отказе элемента неработоспособ­
ны.)
Другой особенностью отказов полупроводниковых ЗУ является
сложный характер распределения ошибок при их возникновении.
В ЗМ, составляющих основную долю оборудования . ЗУ, наблюда­
ется 4 основных вида отказов: отказы одиночных бит, отказы
строк ЗЭ, отказы столбцов ЗЭ, полные отказы 3М (см. § 2.2).
Отказы элементов электроники обрамления ЗУ (адресных и
разрядных формирователей, формирователей режима, усили телей
считывания) приводят к ошибкам в группе разрядов всего адрес­
ного поля ,ЗУ, а отказы формирователей выбора кристалла - к
отказам столбцов ЗМ. Интенсивность отказов этих элементов зна­
чительно ниже интенсивности отказов ЗМ, однако в ряде случаев
при исследовании и обеспечении надежности ЗУ этими отказами
пренебречь нельзя.
Расчет надежности ЗУ с коррекцией ошибок методом наихуд­
шего случая, при котором все отказы ЗМ считаются полными, при­
водит к существенно заниженным оценкам показателей надежнос­
ти ЗУ. Если же все отказы считать однобитовыми, то результа т
расчета дает завышенные оценки показателей надежности.
В табл. 9.5 приведены значения вероятности безотказной рабо­
ты ЗУ с коррекцией одноразрядных ошибок для различных моде­
лей отказов, рассчитанные по формуле табл. 3.2. Емкость ЗМ при­
нята равной 16 кбит, интенсивность отказов ЗМ 10- s 1/ч . При -рас­
смотрении четырех видов отказов ЗМ доля одно битовых отказов
u11 пр ин ята равной 0,33, доля отказов строк и столбцов ЗЭ (1)2 +
+,(1) 3 =0,34, доля полных отказов ЗМ ,(1)4 = 0,33.
Таблица 9.5
Виды отказов ЗМ 1
Однобитовые
Четырех видов
Полные
О д нобитовые
Четырех видов
Полные
Н2
P(t) для иитервала в р емени
24ч
720 ч
8760 ч
43800ч
Емкость ЗУ 128К 16-разрядных слов
>О,999 999 1 >0,999 999 1 >О,999 999 1 >0,999 999
>0,999 999
О ,999 965
О ,995 097
О,908 285
>О,999 999
0,999 105
О,881 474
О, 108 209
Емкость ЗУ 5!2К 128-разрядных слов
>О,999 999 1 >0,999 999 1 >0,999 999 1 >0,999 999
0,999 984
0,994 561
0,708 397
О,532 697
0,999 840
0,866 110
0,000 002
<0,000 001
..


.
Использование статистических данных по видам и соотношени­
ям различных отказов позволяет более точно рассчитать надеж­
ность ЗУ. Расхождения в значениях вероятностей безотказной ра­
боты ЗУ при разных моделях отказов возникают вследствие раз ­
личного количества неисправных адресов. Вследствие этого веро­
ятности совпадения двух отказов по одному адресу, что является
критерием отказа ЗУ, отличаются при разных моделях отка з ов .
Это ведет к разным значениям P3y(t). Отличия наиболее сильно
проявляются при больших значениях наработки ЗУ, что объясня ­
ется эффектом накопления отказов с течением времени .
В табл. 9.6 приведены значения вероятностей безотказной ра­
боты Р (t) и средней наработки до отказа ,t0 ер накопителя ЗУ без
коррекции ошибок и с коррекцией одноразрядных и двухразряд­
ных ошибок, а также аналогичные показатели надежности для
элементов электроники обрамления ЗУ - адресных и разрядных
формирователей, формирователей режима, формирователей выбо­
ра строки, а также усилителей считывания при интенсивности от­
казов микросхем обрамления Л,06 р= 10-в 1/ч.
Надежность элементов электроники обрамления ограничивает
надежность ЗУ _ с коррекцией ошибок в накопителе. Если не при­
нимать специальных мер по исправлению ошибок из - за отказов
элементов электроники обрамления, то преимущества кода, исп­
равляющего двухразрядные ошибки в ЗУ, незначительны по срав­
нению с кодом, исправляющим одноразрядные ошибки . Для суще­
спmенного ловышен-ия надетностш ЗУ ,путем -1юрре,кщши двух,раз­
рядных ошибок необходимо исправлять ошибки, возникающие
Таблица 9.6
P(t) для интервалов времени
Узлы ЗУ
24ч
720 ч
1. 8760 ч
Емкость ЗУ 128К 16-разрядных слов
Накопитель
без коррекции ошибок
0,996 933 о . 911 959 0,325 862
с коррекцией одноразряд- >0,999 999
0,999 965 0,995 097
ных ошибок
с коррекцией двухразряд- >0, 999 999 >0, 999 999 0,999 823
ных ошибок
Элементы электроники об-
рамления
без коррекции ошибок
0,999 !991
0,999 748 0,996 939
с коррекцией двухразряд -
0,999 998
0,999 950 0,999 384
ных пакет ов ошибок
Емкость ЗУ 5 1 2К 128-р азряд ны х слов
Накопите ль
без корр екц и!I ошибок
О, 906 373
0,052 386 <О,000001
с коррекцией одноразряд-
0 ,999 984
0,994 561 о.708 397
ных ошибок
с коррекцией двухразряд- 0,999 999
0,999 931 о , 918 473
ных ошиб ок
Элементы электроники об-
рамления
0,994 686
без коррекции ошибок
0,999 822
0,937 232
с коррекцией двухразряд -
0,999 964 0 ,998 933 0,986 794
ных пакетов ошибок
l tocp,ч
43800ч
0,003 674
7800
0,908 285 2900000
0 ,98 2 767 2100000()
0 ,984 787 2400000
0,996 870 4000000
<О,000001
240
0 ,532 697
230000
0,668 924 24000011
0,723 163
110000
0,929 810 240000
-
··-
143 --
··"
-


вследствие отказов элементов электроники обрамления. Если до­
биться, что разрядность таких ошибок будет не больше 2, то они
исправляются кодами БЧХ. При этом вероятность безотказной
работы элементов электроники обрамления приближается к ве­
роятности безотказной работы накопителя.
Для rювышения надежности ЗУ при использовании кодо в, ис­
правляющих одноразрядные ошибки, желательно хотя бы обнару­
живать отказы элементов электроники обрамления. При разряд­
ности этих ошибок, равной двум, они могут быть обнаружены ко­
дом с d = 4. Эффективными методами обнаружения ошибок, воз­
никающих из - за отказов элементов электроники обрамления, яв­
ляются: периодический контроль содержимого ЗУ; использование
кодов, исправляющих одноразрядные и обнаруживающих двухраз­
рядные и пакетные ошибки; подключение элементов электроники
обрамления к ,ЗМ, обеспечивающее уменьшение разрядности оши­
бок из-за их отказов.
В ЗУ большой емкости с коррекцией двухразрядных ошибок
число подключа емых к формирователю строк ЗМ не должно пре­
вы шать двух. В этом случае разрядность ошибок при отказах фор­
мирователей не превышает 2, что обеспечивает их исправление
кодом с минимальным кодовым расстоянием d=5. Следует, одна­
ко, отметить, что при коррекции двухразрядных ошибок возраста­
ет избыточность элементов в ЗУ, особенно в ЗУ малой разряднос­
rr,и . На,пример, пр,и ,числе ·инфор,маr~:июнных ,разрядюiВ, 1ршвном 16,
разрядность ЗУ с коррекцией одноразрядных ошибок равна 22, а
с коррекцией двухразрядны х ошибок - 27. При k= 128 разряд­
ность ЗУ составляет соответственно 137 и 145 - разрядов. Поэтому
ис пользование кодов, исправляющих двухразрядные и обнаружи­
вающих трехразрядные независимые ошибки, оправдано лишь в
ЗУ большой емкости с большой длиной слова, если по условиям
его применения замена отказавших МП или Зi.l\1. невозможна или __
нежелательна в течение длительных периодов времени. В ЗУ ма­
лой разрядности целесообразно применять метод двойного инвер­
тирования совместно с коррекцией одноразрядных ошибок (см.
§ 8.4). Однако в этом случае ЗУ должно работать в асинхронном
режиме, так как исправление двухразрядной ошибки приводит к
существенному увеличению цикла обращения.
Эффективным средством повышения надежности восстанавли­
ваемых ЗУ являются периодические профилактические работы, во
время которых производится замена или ремонт отказавших эле­
ментов. В этом случае достаточно использовать в ЗУ простейшие
корректирующие коды, исправляющие одноразрядные ошибки. По­
скольку максимальный интервал времени, в течение которого про­
исходит накопление отказов, равен времени между соседними про­
филактиками, то ежедневные профилактические работы обеспечи­
вают вероятность безотказной работы ЗУ с коррекцией однораз­
рядных ошибок не менее 0,999 при емкости ЗУ 8 1Мбайт, а еже ­
месячные профилактические работы ЗУ такой же емкости - Р (t)
не менее '0,99 ,(см. табл . 9.6).
444


ГЛАВА 10. НАДЕЖНОСТЬ ВНЕШНИХ
ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОЙСТВ
10.1. НАДЕЖНОСТЬ ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОИСТВ НА
ЦИЛИНДРИЧЕСКИХ МАГНИТНЫХ ДОМЕНАХ С КОРРЕКЦИЕЙ
ПАКЕТНЫХ ОШИБОК
Запоминающие устройства на ЦМД в настоящее время исполь­
зуются в электронно-вычислительной аппаратуре с повышенными
требованиями к ее надежности, вследствие чего в большинстве
ЦМД ЗУ применяются средства коррекции ошибок . Пакетный ха­
рактер ошибок из-за сбоев в ЦМД ЗУ (см. § 2.4) обусловил ис­
пользование с целью повышения их надежности кодов Файра, ис­
правляющих произвольно расположенные одиночные пакеты оши­
_бок.
В настоящее время выпускаются наборы интерфейсных схем,
предназначенных для построения ЦМД ЗУ 1[66, 67] . Структурная
схема ЦМД ЗУ с интерфейсными ИС приведена на рис. 2.12 . Уси­
литель считывания модели 7242 фирмы Intel Magnetics содержит
Таблица 10.1
ЦМД ЗУ фирмы
ЦМД ЗУ фирмы
Texas Instruments
Intel Magnetics
Тип сбоя
Вероят-
Вероят-
Доля об-
ность по- Доля об- Доля ис- ность по-
Доля ис-
явления
наружи-
правляе-
явления
наружи-
правля е -
256-бито- ваемых мых оши - 256-бито-
ваемых
м ых оши-
вой стра- ошибок,% бок, % вой ·стра- ошибок, % бок, %
ницы со
ницы со
сбоем
сбоем
Одиночный
ный сбой
случай - , 3,10- !
100
100
10- 6
100
100
Одиночный постоян- 3-10- 6
100
100
10-7
100
100
ный сбой
Два независимых слу- 3· 10 -8
100
50
10-12
100
-
чайных сбоя
Пакет из двух слу- 3, 10-9
100
100
-
100
100
чайных сбоев
Пакет ИЗ двух пос- 3.10-11
100
100
-
100
100
тоянных сбоев
Пакет из трех-пяти 2.10-11
100
-
10- 9
100
100
случайных сбоев
Два независимых пос- 3. 10-12
100
50
10- 1
~
100
-
тоянных сбоя
Три независимых слу-
чайных сбоя
3.10-1~
87
-
10-и
100
-
Одиночный случай- 8- lо-1з
100
-
-
100
-
ный сбой и пакет из
двух
сбоев
случайных
Необнаруживаемые и 4• 10-13
-
-
10-1з
-
-
некорректируемые
~бо и
145


схемы кодирования и декодирования, исправляющие_ 5-разрядные
пакетные ошибки в 256-битовой последовательности данных (рис.
8.8) . Наборы интерфейсных ИС дJр1уГ1их фиi>,М, на~п;р1ruмер Tex,as
Instruments, также включают в себя средства обнаружения и кор­
рекции ошибок [67].
Эффективность корректирующих кодов по отношению к харак­
терным для ЦМД ЗУ ошибкам очень высока . Коды обеспечива­
ют исправление или обнаружение большинства сбоев ЗУ (табл.
10.1).
_
Характер отказов ЦМД ЗУ (сбои в считанных и хранимых дан-
-, .,-
ных) очень благоприятен для использования корректирующих ко-
дов. Если при обнаружении ошибок в считанных данных, возни-
кающих из-за сбоев, производится перезапись исправленной ин­
формации, то ошибки не накапливаются. Поэтому применение ко-
дов обеспечивает значительное уменьшение вероятности отказа
ЦМД ЗУ и увеличение средней наработки на отказ. :В табл. 110.2
приведены данные по надежности ЦМД ЗУ емкостью 1 Мбит фир-
мы Intel Magnetics.
Вследствие высокой эффективности корректирующие коды ши­
роко используются в ЦМД ЗУ. В табл. 10.3 приведены параметры
надежности некоторых серийно выпускаемых ЦМД ЗУ.
Таблица 10.2
ЦМД ЗУ без коррекции ошибок
Температура
окружающей
среды. 0 С
Вероятность по- 1
явления отказа
Наработка
на отказ, ч
25
О; 50
Таблица 10.3
Тип ЦМД ЗУ, фирма, страна
МР Е-140, Sieшens, ФРГ
i SBC 250, Intel, США
х BUB 1, Xcalib ur Compu -
ters, Великобритания
D,R 3101, Targa Electronics
Systems, Канада
ЗУ специального назначе -
ния, Bell T,elephone Labo r a-
tories , США
146
4
0,04-0,4
1
1
'Скорость, 1
Емкость, передачи
'Мбайт
данных,
кбит/с
1
800
О, 128
100
о, 128
100
0,256
200
5
1600
ЦМД ЗУ с коррекцией ошибок
Вероятность по- \
явления о т каза
Наработка
на отказ, лет
10-1е 1
10-12 _10- 1~
108
0,58-60
Наработка IСредства коррекции
на отказ,
ошибок
тыс ч
44
Код Файра
n=270, ,Ь=5
150
То же
87
-
Вероятн ос ть -
отказа ш-н
8
Ц иклический код.
обнаруживаю щий
п акеты ошибок
n=4096, ,Ь=32.
Повторное считы-
ванне


10.2 . СОВМЕСТНОЕ КОДИРОВАНИЕ ДАННЫХ В СИСТЕМЕ
НАКОПИТЕЛЕИ НА МАГНИТНЫХ ДИСКАХ
Эфф екти в ным способом повышения н а дежности систем накопи ­
телей на ма гнитных дисках (НМД) является способ совместного
кодирования данных. 1 • Совместное кодирование данных системы
НМД с целью защиты от отказа любого накопителя состоит в за­
писи на один избыточный, контрольный (ko + 1)-й накопитель про­
верочной информации, представляющей собой поразрядную сумму
по модулю два одноименных секторов ko основных (информацион­
ных) накопителей. Обновление данных контрольного НМД проис­
хо,щит 1при обновлении любых да·нных с.1И1стемы. Предпола,гается,
ч·ю :каждый ,нш1юп1иrгель 001держ,ит с1редс-11Ва, 1поз1воляющие обна,ру­
жить его отказ. В 1каrчестве та1к;их ,оре,щст,в ,могут 11юпюльзо1ваться
К'Оды, обна р ужи~вающие 1и 1и~апра1вляющие оши1бlюи .
Для защиты системы от отказов двух НМД необходимо ввести
большее число контрольных НМД, чем при защите от отказов од­
, нога НМД. Число контрольных НМД в этом случае зависит от
числа основных.
Алгоритм считывания и записи информации при защите си­
стемы НМД от отказа одного накопителя. При установке пакетов
дисков производится вычисление проверочных данных и запись их
на контрольный НМД. Вычисление проверочных данных требует
считывания всех данных с основных НМД. Если сектор не запол­
нен данными или заполнен не полностью, то подразумевается, что
он заполнен нулями.
Алгоритм считывания информации следующий.
1. При отсутствии сбоев в режиме считывания информации с
НМД работа осуществляется без использования проверочной ин­
формации.
2. При отказе накопителя, с которого осуществляется считыва­
ние информации, производится чтение одноименных секторов со
всех работоспособных НМД, входящих в систему накопителей,
объединенных совместным кодированием, в том числе проверочно­
го. Восстановление поля данных требуемого сектора производится
сложением по модулю 2 считанных полей данных.
Алгоритм записи состоит в обновлении требуемого сектора и
одноименного сектора проверочного НМД. Новые проверочные
данные определяю тся выражением
с=иi+ с+ и;,
(10.1)
где с - старые проверочные данные, Иi и Иi
-
соответственно ста­
рые и новые данные.
Таким образом, для получения нового проверочного сектора не­
обходимо считать его старое поле данных, старое поле данных
1 Шамаев Ю. М., Оrнев И. В., Столяренко Д. А. П о вышение надежности
большой системы накопителей на маnнитных дисках//Тез. науч. сообщ. Всесоюз.
конф. ,«Выч-исл,и'I'ельные системы, ,сети и центры коллектинноr.о пользования»,
ч. 3.
-
СО АН СССР. - Новосибирск, 1978.
-
С. 11-14 .
147


обновляемого сектора и произвести сложение их по модулю 2 с
новыми данными. Обращение к одному сектору на выбранном и
контрольном накопителях происходит дважды, т. е. необходим до­
бавочный оборот носителя.
Процедура восстановления информации в накопителе сходна с
процедурой начального формирования проверочных данных. Раз ­
личие заключается в том, что роль контрольного НМД играет вос­
станавливаемый НМД.
Алгоритм считывания и записи информации при защите систе-
мы НМД от отказа двух накопителей. Для защи ты системы НМД
.t
от отказа двух любых накопителей используется метод, ана логи ч-
ный методу, использующему код Хэмминга. В этом случае для че-
тырех основных НМД (k 0 =4) необходимо 3 контрольных НМД,
при 5::::=; iko::::=; 11 необходимо 4 контро.nьных НМД, при 112::::=;k 0 :::::;;;
::::=; 126 - 5 контрольных НМД. Для примера рассмотрим алгорит-
мы считывания и записи для системы НМД с 8 основны ми нако­
пителями. Методика построения алгоритмов для любого k0 анало-
гична. Совместное кодирование для ka=8 закл ючается в свя зи од­
ноименных секторов основных и проверочных накопителей посред-
ством поразрядного суммирования информации по модулю два .
Организ ация связи иллюстрируется с помощью Н-матрицы ( 10.2):
[
00 00111 1 1000 ]
Н = 01110001 0100 ,
10110110 0010
11011010 0001
(10,2)
где и1~иs - номера основных НМД, С1-С4
-
номера контроль ­
ных НМД .
Если накопитель работоспособен, то считывание информаци~
производится обычным образом без использования проверочнои
информации. При отказе выбранного для считывания данных на­
копителя используется сложение по модулю два содержимого од­
ноименных се_кторов одного контрольного и соответствующей груп- .
пы работоспособных накопителей, определяемых Н-матрицей
(10.2).
При записи обновление одноименных секторов происходит на
двух или трех контрольных накопителях '[ см . Н-матрицу ( 10.2)] .
Алгоритм записи информации аналогичен алгоритму записи пр и
одном контрольном НМД .
Аппаратурные затраты в системе НМД с совместным кодиро­
ванием данных. Экономичность системы НМД при совместном ко­
дировании данных достигается за счет малых дополнительных ап­
паратных затрат. При защите системы от отказа одного НМД тре­
буется один проверочный накопитель. В случае защиты системы
от отказа двух нако п ителей число кон трольных НМД может быть
определено из выражения (8. 1'1), если п рин ят ь r - ч исло конт­
рольных НМД ; 11, -
обще-е число основных и проверочных НМД,
В табл. 10.4 представ л ены дополн ительные а пп а ратурные затр аты
148


:'
системы НМД с совместным Таблица 10.4
кодированием данных (по от­
ношению к 1-1ерезервированно й
системе) для случаев защитьт
от отказа одного и от отказа
двух -· НМД, а также дублиро·
вания .
Увеличение
количества
НМД в системе ведет, как пра:
вило, к увеличению количества
устройств управления (УУ).
Так, если к одному УУ можно
о
"'f-- к
~А
;; ;;11::i
за~
~ o:t
2
3
4
8
16
Допо лнител ьные аппаратурные
затраты системы НМД, %
с совместньil\•11 с совместным Iс дуб -
кодированием кодирование!\I ли ра -
(отказ одного {отказ двух вание м.
НМД)
НМД)
50
100
100
33
100
100
25
75
100
13
50
100
6
31
100
подключить до 8 НМД, то для системы из 6 НМД при дублирова­
нии потребуется два УУ; при совместном кодировании с защитой
от отказа одного НМД можно обойтись одним УУ.
Совместное кодирование данных требует запаса производитель ­
ности процессора, работающего с системой НМД, для вычисления·
проверочных данных и при восстановлении утраченных данных.
Этот запас необходим для выполнения сложения по модулю 2 слов.
при обращении к системе НМД в режиме записи (2 сложения) к
ПIРИ ·обраще1Н1ии в ,режи,ме очиты1в,а;н,и1я ,с 011каза·вшего НМД (k o-1.
~сложений, тде ,k 0 -
число осн01В'ных НМД).
В оперативном ЗУ необходимо предусмотреть буферную зону .
Ее емкость определяется временем суммирования по модулю 2
двух секторов. Если суммирование производится в темпе поступ ­
ления считываемых с НМД данных, . то необходимая емкость бу­
ферной зоны равна двойной длине поля данных сектора. В буфер­
ной зоне хранятся записываемые данные и получаемые в темп е­
чтения результаты суммирования по модулю 2 старых данных
выб~анного накопителя и старых проверочных данных. Для реа ­
лизации алгоритма чтения с отказавшего НМД необходимо хра ­
нить только полученную в темпе чтения сумму по модулю 2 дан­
ных одноименных секторов исправных накопителей, т. е. необхо ­
димая емкость буферной зоны равна емкости сектора .
Если суммирование не -производится в темпе поступления счи ­
тываемых данных, то необходим большой объем буферной зоны .
При записи информации необходимый объем составляет тройную
длину поля данных сектора для хранения всех слагаемых . При
чтении с отказавшего НМД необходимый объем составляет ko сек­
торов . При реализации как записи, так и чтения с отказавшего­
НМД промежуточная сумма по модулю 2 записывается в буфер­
ной зоне на место одного из слагаемых.
Надежность системы НМД с совместным кодированием дан­
ных. Основная цель совместного кодирования данных в системе­
НМД -
.
повышение надежности НМД без больших аппаратных
затрат. Оценку эффективности метода проведем без учета надеж­
ности устройств управления. Распределение наработки на отказ и
времени восстановления примем экспоненциальным. Среднюю на ­
работку на отказ одного НМД будем считать равной 1000 ч, сред-
14!)


Таблица 10.5
Вероятность безотказной работы системы НМД
Число основ - Анализируе-
1
с совместным/ с совместным!
ных нмд
MI;>IЙ интервал без резервиро- кодированием кодированием с дублирова-
времени, ч
вания
(отказ одного (отказ двух
нием
НМД)
НМД)
3
720
О, 115
0,991
1
0,9999
1
0,996
8760
0,4-10-11
0,901
0,9995
0,949
8
720
0,03
0,950
1
0,9995
1
0,989
8760
0,4-I0- 30
0,538
0,9940
О,870
нее время восстановления - 1 ч. Следовательно, интенсивность
отказов лнмд = 10-з 1/ч, интенсивность восстановления μнмд=
=11 1/ч .
В табл. 10.5 приведены показатели надежности системы НМД
при различных значениях избыточности, рассчитанные по форму­
лам, приведенным в табл. 3.3. Анализ результатов показывает, что
дублирование и совместное кодирование НМД с защитой от отка­
зов одного накопителя дают близкие значения вероятностей безот­
казной работы. При совместном кодировании данных в системе
НМД с защитой от отказа двух НМД вероятность безотказной ра­
боты системы близка к вероятности системы с кратностью резер­
ва, равной двум. Это объясняется тем, что для обоих методов ра­
ботоспособность системы НМД нарушается при отказах двух
НМД.
Недостатком метода совместного кодирования данных в сис­
теме НМД является увеличение временньrх затрат в режимах за­
писи вследствие необходимости обращения к требуемому и конт­
рольному накопителям и двухкратного обращения к каждому из
этих накопителей для считывания старых и записи новых данных.
Поэтому метод целесообразно применять в информационно - спра­
вочных системах, в которых основной операцией является считы­
вание данных, а запись новой информации производится редко.
':t:'


ЧАСТЬ 4
СТРУКТУРНЫЕ МЕТОДЫ ПОВЫШЕНИЯ
НАДЕЖНОСТИ ЗАПОМИНАЮЩИХ
УСТРОЙСТВ
ГЛАВА 11. ПОВЫШЕНИЕ НАДЕЖНОСТИ
ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОЙСТВ МЕТОДАМИ
РЕЗЕРВИРОВАНИЯ
11.1. КЛАССИФИКАЦИЯ МЕТОДОВ РЕЗЕРВИРОВАНИЯ
В теории надежности под резервированием понимается применение допол •
нительных средств и (или) возможностей с целью ,сохранения работоспособно­
го сqстояния объекта при отказе одного или нескольких его элементов . Рас­
смотрим структу,р,ное, ш1формационное и временное резервирование.
Структурное резервирование предусматривает применение резервных эле­
ментов объекта . Суть его заключается в том, что в минимально необходимы~
вариант устройства, элементы которого называются основными , вводятся до•
полнительные элементы либо вместо одного устройства предусматривается ис•
пользование нескольких идентичных устройств. При этом назначение резервных
элементов заключается в том , чтобы взять на себя выполнение рабочих функ­
ций при отказе соответствующих основных элементов .
Информационное резервирование предусматривает применение резерва ин­
формации. Простейшим примером информационного резервирования я,вляется
многократная передача одного и того же сообщения по каналу связи. К. ин­
формационному резервированию относится также использование корректиру•
ющих кодов, обнаруживающих и исправляющих ошибки, которые возникают в.
результате сбоев ~ отказов аппаратуры.
Временное резервирование предусматривает использование резервов вре­
мени. Реализация метода предполага ет возможность возобновл ения функциони­
рования аппаратуры , прерванного в результате ее отказа . При этом на выпол ­
нение аппаратурой необходимой работы от,водится время, заведомо большее
минимально необходимого.
Перечисленные виды резервирования могут быть применены либо к устрой• ·
ству в целом, либо к отдельным его элементам или к их группе. В первом слу­
чае резервирование называется общим, во втором - раздельным .
При структурном резервировании большое значение имеет режим работы
резервных элементов до и после появления отказа в основных элементах, а так­
же кратность резервирования . По этим ,признакам структурное ,резервирова­
ние классифицируется на постоянное , скользящее и резервюрование замещением .
Постоянным называется резервирование, при котором резервные элементы
участвуют в функционировании объекта наравне с основными. Для постоянно•
го резервирования существенно, что в случае отказа основного элемента не
требуется специальных устройств, вводящих в действие резервный элемент, по­
скольку он вводится в действие одновременно с основным.
_
151


Резервирование замещением - резервирование, при котором функции ос­
новного элемента передаются резервному только после отказа основного. При
резервировании замещением необходимы контролирующие и переключающие
устройства для обнаружения от,каза основного элемента и подключения ре­
зервного.
Скользящее резервирование - это ,резервирование замещением, при котором
-группа основных элементов объекта резервируется одним или несколькими ре­
зервными элементами, каждый из которых может заменить любой отказавший
элемент в данной группе.
В зависимости от режима работы резервных элементов различают на rр у-
't:
женный, облегченный и ненаrруженный резеР'ВЫ.
Нагруженный резерв - резервный элемент находится в том же режиме,
что и основной. При этом принимается, что характеристики надежности резерв­
ных элементов в период их пребывания в качестве резервных и в период их ис­
пользования вместо основных после отказа последних остаются неизменны­
ми [29].
Облегченный рез,ерв - резервный элемент находится ,в менее нагружен ­
ном режиме, чем основной . При этом принимается, что характеристики на­
дежн ост и резервных элементов в период их пребывания в качестве резервных
выше, чем в период их применения вместо основных после отказа последних.
Ненаrруженный резерв - резервный элемент не несет нагрузки . Принима­
ется, что такой р ез ервный элемент , находясь в резерве, отказывать не должен,
1', е. обладает в этот период идеальной надежностью. В период испол_ьзования
резервного элемента вместо основного после отказа последнего надежность ре­
зервного элемента становится равной над ежн ости основного.
Аппа.ратур·ные .затраты на резервирование объекта характер изуются крат­
ностью резервирования - отношением числа резервных элеменrюв к числу ос­
новных . Различают рез-ерв,ирование ,с целой ,и дробной кратностью.
Резервирование с целой кратностью имеет место, когда один основной эле­
мент резервируется одним или более резервными элементами. Резервирование
с дробной кратностью имеет место, когда два и более однотипных элементов
резервируются одним или более резервными элементами. Обычно при резервиро­
вании с дробной кратностью число основных элементов превышает число ре­
зервных. Резервирование, кратность которого равна единице, называется дуб•
лированием.
При мажорита рном резервировании вместо одного включаются три иден­
-гичных уст,ройства, выходы которых подаются на мажоритарный орган. На
выходе мажоритарного органа будет сигнал, совпадающий с большинством оди•
наковых сигналов на его входах, т. е. мажоритарный орган осуществляет опе­
рацию голосования или выбора по большинству.
Надежность резервированных систем в значительной степени определяется
~
тем, применено ли резервирование с восстановлением или без него.
Резервирование, при котором работоспособность любого основного и ре­
зервного элементов объекта в случае возникновения отказов подлежит восста­
новлению в процессе эксплуатации объекта, называется -резервированием с вос­
становлением. В противном случае имеет место резервирование без восстанов­
ления.
В данной главе на примере полупроводниковых ЗУ рас-смотрены различные
методы структурного резервирования ЗУ и их эффективность.
152


В ЗУ получили распространение как нагруженное, так и ненагруженное
дублирование, мажоритарное резервирование, скользящее резервирование. Ре•
зервирование с кратностью резерва больше 2 широкого распространения не
получило ,вследс'tвие большой аппаратурной избыrо~ности и .расоматриваться не
будет.
11.2 . ДУБЛИРОВАНИЕ ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОЙСТВ
С НАГРУЖЕННЫМ РЕЗЕРВОМ
В дублированных ЗУ с нагруженным резервом питан ие одно­
временно подается на основной и резервный модули памяти (МП)
(рис. 11.11). Запись информации производится одновременно в оба
МП, что обеспечивает идентичность хранимой в них информации .
Считывается информация только из одного МП. В случае ошибки:
в считанном из первого МП слове производится считывание дан­
ных по тому же адресу из второго ,МП '[68]. Для обнаружения
ошибок в МП используется контроль по модулю два.
В дублированных ЗУ с нагруженным резервом возможны две
стратегии работы с отказавшим МП.
Стратегия 1. При возникновении отказа в первом рабочем МП
модуль отключае11ся, JI ,работа 1про!П!олжается ,с,о ,вторым, резер,В·
ным МП до его отказа . При возникновении отказа во втором мо­
дуле памяти .ЗУ считается неисправным.
Стратегия 2. При появлении отказа в первом МIП считывание·
про1из1в,од,и11ся .из ,вт,о,рого МП. По1следующие данные за1пи,сываю111ся
в оба МП. Пр,и возн1иrкно,венИ\И от,каза ,но :втор,01м МП с:ч,итывание
производится из первого МП. В случае нового отказа первого МП
или обращения к ранее отказавшим ЗМ осуществляется считыва­
ние из второго МП и . так далее, пока в обоих МП не возникнут
отказы по одинаковым адресам.
Относительный объем оборудования резервированного ЗУ по,
отношению к ЗУ без резервирования
где k - число информационных разрядов в слове.
Вх0t]ные оштые
t1 Oilpec слоdа
3n ------------., -. . i-- -i
сч -------<:
Выхиilные
iJанные
(11.1)
Рис. 11.1 . Структурная схема дублированного ЗУ с нагруженным резервом
153


11.3. ДУБЛИРОВАНИЕ ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОИСТВ
С НЕНАГРУЖЕННЫМ РЕЗЕРВОМ
Дублированное ЗУ с ненагруженным резервом состоит из двух
:идЕшт~ич,1-1ых МП. Во время ~работы :питан,ие ,подано толмю на один ,
работающий МП (рис. 11.2 ,а). Для обнаружения ошибок в МП ис -
пользуется контроль по модулю два. При возникновении отказа в
t
ра б отающе м МП подается питание на резервный МП, с которым
продолжается работа. Отказавший МП отключается путем снятия
с него питающих напряжений.
.
Так же, как и при нагруженном резерве , данная схема вклю­
чения резервного МП обеспечивает две стратегии работы с отка­
завшими МП .
Стратегия 1. При возникновении отказа работающий .МП от­
ключается и работа продолжается со вторым МП . Отказы обоих
МП приводят к отказу всего ЗУ.
Стратегия 2. После возникновения отказа в первом МП он от­
ключается, работа продолжается со вторым МП. После появления
-отказа во втором МП он отключается, и опять включается первый
МП и так до тех пор, пока в обоих модулях памяти не возникнут
-отказы по совпадающим адресам.
Нетрудно "ЗамеТ~иrrь, что с11ра'Геr.ия 2 1мr0жет иопользоваrгься
·только в ЗУ, сохраняющих информацию при отключении пита ­
ния. Стратегия 1 может прt1меняться в ЗУ с разрушением инфор ­
мации при отключении питания, если имеется возможность пере­
записи содержимого памяти с внешнего источника или повторе­
ния выполнения программы.
Объемы оборудования дублированных ЗУ с ненагруженным и
1Нагруженным резервом примерно одинаковы и определяются по
формуле (111.1).
о)
Uпum
8!(Л МПТ
/{
Вкл Мf!Г
BtfЛ М/!Г
МЛГ/1
МЛГб
о)
М/IГ/!
Мf!Гб
Рис. 11.2. Структурная схема дублированного ЗУ с нагруженным резервом с
-общими (а) и дублированными (б) магистралями адреса, данных и управления
154


На практике дублированные ЗУ часто используют в составе
вычислительных или управляющих систем с помодульным резер­
вированием. В этих системах каждый функционально законченный
модУ,.~Ь имеет свой резервный модуль. Для предотвращения выхо­
да из строя сразу обоих дублированных модулей при отказах во
входных или выходных цепях одного из них предусматривается
дублирование магистралей, связывающих различные модули сис­
темы. Схемы подключения дублированного ЗУ к основной и ре­
зервной магистралям приведена на рис. 11 ;2,6, на котором МАГА,
МАЛБ - магистрали А и Б, КiМ
-
коммутатор магистралей,
ВКЛ МАГ - сигнал включения магистрали.
11.4. МАЖОРИТАРНОЕ РЕЗЕРВИРОВАНИЕ ЗАПОМИНАЮЩИХ
УСТРОЙСТВ
При использовании мажоритарного резервирования ЗУ состо­
ит из трех идентичных МП, находящихся во включенном состоя­
нии (рис. 11.3,а). Обращение в режимах записи и считывания про- •
изводится одновременно ко всем трем МП. Выходные данные с
модулей поступают на мажоритарные органы (МО). Выходной
сигнал мажоритарного органа формируется по совпадению боль­
шинства входных сигналов, т . е. правильное считывание данных
возможно при отказе не более одного МП. Схема мажоритарного
элемента и таблица истинности, иллюстрирующая его работу, при­
ведеf!Ы на рис. 11.4 . 1 Так как мажоритарный орган имеет три вхо ­
да и один выход, то в 114-выводном корпусе размещаются три та ­
ких элемента.
Относительный объем оборудования троированного ЗУ по срав -
нению с нерезервированным равен 3.
•
Запоминающие устройства с мажорита рным резервирование м
в основном используются в высоконадежных вычислительных и уп ­
равляющих системах с помодульным мажоритарным резервирова ­
нием. Все основные функциональные модули в них имеют по дв а
резервных модуля , включенных по схеме мажоритарного резерви -
Рис. 11.3. Структур ная схема ЗУ с мажоритарным резерви ро ванием (а) и cxe-
r.ra подкл ю ч е ни я МП в троированных системах (6)
1 Уокерли Дж. Повышение надежности микро-ЭВМ путем тройного резер­
в ирован и я модулей//ТИИЭР. - 1976.
-
Т.64,No6. -
С. 68-75.
155


Bxoil !
Bxoil 2
fJxoil З
BыxoiJ
а)
,__
ri::,
<:::,
~
о
о
о
о
1
1
J
1
C'\J
~
~
о
о
1
1
о
о
J
1
"')
~
~~
~~
оо
1о
оо
ff
оо
11
о1
!1
oJ
Р ис. 11.4 . Функциональная схема (а) и таблица истинности (6) мажоритар-
1юго элемента
:рования. Схема подключения резервированного ЗУ в таких сис­
темах приведена на рис. 111.3,6, где I, II, III - номера магистра­
.лей резервированной системы.
11.5. СКОЛЬЗЯЩЕЕ РЕЗЕРВИРОВАНИЕ ЗАПОМИНАЮЩИХ
УСТРОЙСТВ
Модульное ЗУ состоит из набора однотипных модулей памяти,
что позволяет име·!'ь в резерве только один или нескол ько МП. Ре ­
зервный МП может заменять любой из отказавших, поэтому дан-
Bxoilt1ь1e ilot1нь1e,
ailpec сло!Jо, Зп, Сч
flilpec МП
llilpec
tletiCПjJOt'J­
llllёO МЛ
8ыхоilные
ilattныe
.Рис. 11.5. Структурная схема ЗУ со скользящим резервированием МП
156


ный вид резервирования называется скользящим. В общем случае
для ko основных МП имеется lp резервных (рис. 11.5). При работе
ЗУ резервные МП находятся в выключенном состоянии . В случае
;возникн овения отказа в одном из работающих ,МП определяется
,его адрес. Адрес отказавшего МП заносится в ЗУ а дреса дефе кта
• (ЭУД) и с помощью схемы сравнения (ССр) адреса обращения и
,неисправного адреса вместо неисправного подключается ре з ерв­
ный модуль памяти (МПр). Для обнаружения отказа использует­
,ся контроль по модулю два . При замене основного МП резервным
необходимо либо заново з аписать данные в ЗУ из вн ешнего ис­
точника, .дибо повторить выполнение программы.
Так как число основных 1МП превышает число резервных, то
-~ кользящее резервирование нельзя использовать в постоянных ЗУ.
Это вызвано тем, что заранее не известно, какой МЛ откажет, а в
:р азличных МП в общем случае могут храниться различающиеся
данные.
,
Относит~льный объем оборудования ·зу с использованием
скользящего резервирования определяется по формуле
6Qзyc =( l+lv/k0)(1+1/k).
(11.2)
11.6. АНАЛИЗ ЭФФЕКТИВНО СТИ МЕТОДОВ РЕЗЕР ВИРОВАНИЯ
ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОЙСТВ
Повышение надежности резервированных З У обес печи вается
за счет введения дополнительных аппаратурных затрат. Достигае­
мые значения показателей надежности определяются параметрами
и способом резервирования ЗУ. В табл. '11 . 1 приведены значения
вероятностей безотказной работы накопителей полупроводниковых
ЗУ, рассчитанные по формулам табл. 3.2, а на рис . 11 .6
-
зави­
~имости относительного объема оборудования при использовании
различных способов резервирования. Расчеты выполнены для ЗМ
,со следую щ ими параметрами: емкость ЗМ 16Х 1 кбит, интенсив­
ность отказов ЗМ 10- 5 1/ч, доля однобитовых отказов от общего
числа отказов ЗМ 0,33, доля отказов f!Q "/
<етрок и столбцов ЗЭ 0,34, доля полных
'
0
.отказов ЗМ 0,33.
зоо
Параметры З У являются типичными 200
для класса устройств, в которых приме- 700
няется структурное резервирование. Ана­
лизируя результаты табл. 11.1 и рис. 11 .6,
можно сделать следующие выводы.
1
2
ч
Слосоо_ резер§иро§ония
1. Максимальную надежность обес- Рис. 11.6 . Зависимости от-
nечивает мажоритарное резервирование
.ЗУ. Дублирование с нагруженным и
ненагруженным включением резервно ­
:го МП уступает по надежности ма ­
жоритарному резервированию даже при
использовании наиболее эффективной'
носительного
количества
оборудования резервиро-
ванных ЗУ от способа ре­
зервирования:
1 - мажоритарное резервнрова­
ние; 2 - дублирование; 3 -
скользящее резервирование; 4 -
без резервирования
157


Таблица 11.1
P(t) для интервалов време ни
ЗУ
24ч
720 ч
8760 ч
43800 ч
Емкость ЗУ 32К В-разрядных слов
Без резервирова-
0,999 616
о. 988 546
0,869 219
0,496 188
ния
Дублированное с >О, 999 999t>
0,999 834/
0,978 720/
0,702 508/
нагруженным ре-
>0,999 9 9
0,999 972
0,996 184
0,932 841
зервом, стратегии
1/2
>О, 999 999/>
0,999 917/
О.988 801/
956/
Дублированное с
0,812
ненаrруженным
>О,999 999
0,999 986
0,998 040
О,961 171
резервом, страте-
гни 1/2
С мажоритарным
>0, 999 999
0,999 992
0,998 794
0,972 601
резервированием
Е мко сть ЗУ 128К 16-ра зрядных слов
Без резервирова-
0,996 933
о,911 959
0,325 862
0,003 674
ния
0,999 989/
О,991 299/
Дублированное с
0,515 316/
0,005 1701
нагружен ны м ре-
0,999 999
0,999 606
0,952 245
0,683 391
зервом, страт егии
1/2
о. 999 995/>
0,995 508/
О, 665 752/
0,018 005/
Дублированное с
ненагруженным
>О, 999 999
0,999 802
0,974 153
0,737 433
резервом, страте-
гни 1/2
С мажоритарным
>0 ,999 999
0,999 934
0,990 471
0,834 067
резервированием
0,999
0,996
Со скользящим
995
~05
0,691 245
0,024 274
резервированием
(k0 =8, lp=l)
стратегии 2 работы с отказавшими МП, когда отказ ЗУ
наступает только при возникновении отказов в совпадающих
столбцах ЗМ основного и резервного 1МП. Это обусловлено тем ,
что контроль по четности, используемьrй для обнаружения неисп­
равностей в дублированных ЗУ, определяет лишь факт наличия
отказа в столбце из п 3у запоминающих микросхем и не позволя­
ет указать номер неисправной ЗМ в столбце. Поэтому отказ одной
ЗМ выводит из строя целый столбец ЗМ. В то же время при ма­
жоритарном резервировании при одиночном отказе неисправна
лишь одна ЗМ. Несмотря на то, что при мажоритарном резер в и­
ровании и при дублировании по стратегии 2 работа ЗУ продолжа­
ется до появления двух отказов в совпадающих адресных полях
основного и резервного МП, размер этих полей при мажоритарном
резе,р1В1ирования 1в nзу раз меньше, чем при дублировании. Поэто ­
му вероятность совпадения отказавших адресов в основном и ре­
зервном МП при мажоритарном резервировании меньше, чем при
дублировании по стратегии 2, вследствие чего надежность ЗУ при
использовании мажоритарного резервирования выше.
При уменьшении разрядности ЗУ эффективность дублирования
приближается к эффективности мажоритарного резервирования
из-за уменьшения числа ЗМ в столбцах. К:ак следствие этого, ·
уменьшается емкость адресных полей, вышедших из строя при
одиночном отказе. Однако для практически используемых значе~
158
t.


..
ний разрядности ЗУ (пзу ;;,::8) мажоритарное резервирование бо­
лее эффективно по надежности, чем различные варианты дубли- ·
р ования.
Недостатком мажоритарного резервирования является большой_
объем оборудования резервированного ЗУ, в три раза превышаю­
щий объем оборудования ЗУ без резервирования.
2. Надежность дублированных ЭУ при стратегии 2 значительно
выше, чем надежность дублированных ЗУ с использованием стра­
тегии 1. Это объясняется тем, что при стратегии 11 появление пер­
вого отказа приводит к прекращению использования одного МП, а
появление второго отказа (во втором rМП) ~ к отказу ЗУ, т. е.
работа с ЗУ продолжается до второго отказа. При обработке от­
·казов по стратегии 2 работа с З.У продолжается до появления от­
казов в двух совпадающих столбцах З:М из разных МП. Так как
МП содержит несколько столбцов ЗМ, то допустимое число отка­
зов, при кото ром З У работоспособно, больше двух. Следовательно,
•Средняя нарабо;ка ~а отказ и вероятность безотказной работы ЗУ
в течение заданного интервала времени выше.
3. Надежность дублированных ЗУ с ненагруженным резервом
выше, чем с нагруженным. Интенсивность отказов выключенного
МП, находящегося в ненагруженном резерве, ниже, чем для вклю­
ченного. Поскольку при нагруженном дублировании одновременно
включены и работают оба МП, то вероятность появления в них
отказа выше, чем для случая, когда один из МП выключен.
4. Запоминающее устройство со скользящим резервированием
не уступает по надежности дублированному ЗУ с ненагруженным
резервом и обработкой отказов по стратегии 1. При числе резерв­
ных МП lp = 1 формулы для расчета вероятностей безотказной ра­
<>оты при обоих способах резервирования одинаковы (см. табл.
3.2). Это обусловлено тем, что в обоих случаях включены з·у оди­
наковой емкости и оба работают до возникновения второго отка­
за. Отличие заключается в том, что в дублированном ЗУ при от­
казе заменяется все ЗУ, а при скользящем резервировании -
JIИШЬ его часть. Так как интенсивность отказов ЗМ в течение пе­
риода нормального функционирования не изменяется (см. рис. 3.1),
то после ремонта ЗУ, который является нулевой точкой отсчета
для дальнейшего функционирования, вероятность безотказной ра­
боты замененных и работавших ранее МП одинакова.
Аналогично можно показать, что при скользящем резервиро­
в ании надежность ЗУ, имеющего более одного рез ервного МП,
будет выше надежности дублированного ЗУ, так как допустимое
число отказов при скользящем резервировании больше. Большим
достоинством скользящего резервирования являются меньшие ап­
паратурные затраты на его реализацию по сравнению с другими
способами резервирования.
По результатам анализа различных способов резервирования
ЗУ можно определить предпочтительные области применения
к аждого из них (см. табл . 11.2) .
159


Таблица 11.2
Вид резервиро- 1 Предпочтитель-
вания
вый тип ЗУ
Нагруженное
дублирование ,
стратегия 1
Нагруженное
дублирование ,
стратегия 2
ОЗУ, ПЗУ,
ППЗУ, РПЗУ
То же
Достоинства
Недостатки
Умеренный объем обору- Необходимость допоJ1-
дования
нительного цикла счи­
Сохранность и об н овле- тывания при возник-
ние данных при записи новении отказа
Невысокая
надеж-
ность
Умеренный объем обору - Необходимость допол­
дования
н ительного цикла сч11-
Сохранность и обновле - тывания ири возник -
- - --\ ние данных при записи новении отказа
1 Более высокая, чем для
• стратегии 1, надежность
Ненагружеииое
дублирование ,
стратегия 1
Ненагруженное
дубли р ование,
стратегия 2
Ма ж оритарн ое
резерв ирован ие
Ско льзящее
резервирование
ПЗУ, ППЗУ,
РПЗУ, ОЗУ,
допускающие
перезапись
информации
при отказе
ПЗУ, ПП ЗУ,
Р ПЗУ
ОЗУ, ПЗУ,
ППЗУ, РПЗУ
ОЗУ, РПЗУ,
допускающие
перезапи сь
инфор м ации
при отказе
Умеренный объем обору- Отсутствие обновле­
дования
ния данных при запи­
Большая, чем для нагру - си (для ОЗУ)
женного дубли р ования Н еобходи м ость рекон -
(стратегия '1), надеж- ф и гурации ЗУ при от-
ность
казе
Необ х одим ость пере­
зап иси данных при
переходе на резерв ­
ный МП (для ОЗУ)
Необходим о сть допол ­
нительного цикла счи- .
тывания при возник-
новении отказа
Умеренный объем обору- К:ак для стратегии ·1,
давания
кроме пунктов, отно-
Ббльшая
надежность, сящи.хся к ОЗ У
чем для стратегии 1 и
нагруженного дублиро-
вания
Наибольшая надежность Бол ьшой объем о ба ­
Не требуется дополни- р удования
тельных операций при
возникновении отказа
.
Ма л ый о бъе м оборудо- Необх одимость рекон ­
вания
фигурации ЗУ при
Надежность не хуже , отказе
чем для ненагруженного Необходи мость пере-
резервирования страте- записи данных при
гни 1
отказе
Резервирование следует использовать в ЗУ малой емко сти и
разрядности (например, при пзу = 8). Корректирующие коды в
таких ЗУ малоэффективны вследствие больших аппаратурных з а-
о
трат на р е ализацию схем кодиро в ания и декодирования и бл о ка
~
хр а нения контрольных разрядов .
Мажоритарное р езервирование ЗУ целесообразно испо л ьзовать
в высоконадежных вычислительных и
уп ра в ляющих си стемах,
основные блок и которых троированы . О но обесп ечив а ет непре-
160


,►
;рывное фу,н,кщюн1И1рО1ва;н~ие уст~ройст,в даже 1при возн,и1~новени.и от­
казов. Устранение последствий отказов не требует дополнитель-
ных переключений или обращений к ЗУ.
_
Дублированные ЗУ чаще используются в дублированных вы­
Ч1Иiсл1ительных и уп,ра1вляющих системах с помоду.льны,м на,гру­
женным и ненагруженным резервом.
В постоянных и репрограммируемых ЗУ целесообразно ис•
пользовать ненагруженный резерв, который обеспечивает более
высокую надежность, чем нагруженный. В то же время в ПЗУ
не требуется осуществлять перезапись информации, и инфор ма­
ция в них, как правило, сохраняется при отключении питания .
Для оперативных ЗУ наиболее эффективным является нагру­
женный резерв, обеспечивающий обновление и сохранение да н ­
ных в резервном МП во время работы. Это особенно важно для
полупроводниковых ЗУ, в которых информация при снятии пита ­
ющих напряжений разрушается. Ненагруженное дублирование опе­
ратИ~вных ЗУ можно :при,мен,ять ;в ,системах , дОlпуе,кающ.их пере ­
запись информ:аци1и и,з 1Внешн,их иrс11оч1н1и~ков 1ил,и повторен1ие вы­
полнения 1програ1м,м ,пр.и пере)юде на 'Рез~р,вный МП.
Скользящее резервирование целесообразно использовать для
замены отказавших МП оперативных ЗУ большой емкости, если
ЭВМ или вычислительная аппаратура , в которой применяется ЗУ.
допускает восстановление информации в ЗУ.
ГЛАВА 12. РЕЗЕРВИРОВАНИЕ KAR СРЕДСТВО
ПОВЫШЕНИЯ ВЫХОДА ГОДНЫХ ЗАПОМИНАЮЩИХ
УСТРОЙСТВ
12.1 . ПРИБЛИЖ ЕННЫЕ МЕТОДЫ РАСЧ ЕТА ВЫХОДА ГОДНЫХ
РЕ3ЕРВИРОВАННЬIХ ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОИСТВ
Одним из методов повышения выхода годных ЗУ при их изго­
товлении я вляется скол ь зящее рез ервирован и е. Возможность его
использова ния обу словл ена тем, что запоминающие устройства
состоят из большого числа одноти п ных элеме нтов, которые могут
быть заменены резервными. В ЗУ на ферритовых сердечниках ре­
зервируемыми элемен т ами являю тся адресные или разрядные ш и ­
ны накопителя, в полу п ровод н иковых ЗМ - строки и столбцы ЗЭ ,
в ЦМД микросхемах - регистры хранения информации.
При а н ализе эффективно сти скользящего резервирова ния
предполагают , что дефекты в ЗУ случайны и распределены равно­
мерно. Сами дефекты малы и приводят к отказам не более одно ­
го элемента ЗУ, вследствие чего вероятность появления дефект ­
ного элемента одинакова для всех элементов ЗУ.
Устройство, содержащее ko основных и lp резервных элементо в,
может быть переведено в работоспособное состояние , если оно со ­
держит не более lp дефектов. Вероятность отсутствия дефектов в
6-156
161


устройстве (или выход годных)' определяется по формуле бино­
миального распреде.'Iения
l
Рзv= t С!+1 (1 - Рзэ)' pkgt'P~, ,
(12.1)
l=OоР
где Р 33 - 'Веро1ятность 011суmствия дефекта ,в ЗЭ.
При больших значениях (ko+lp) и малой величине (1 -Рзэ)
биномиальный закон с высокой точностью аппроксимируется рас­
дределением Пуассона [69]:
(12,2)
где
Мп= (k0+/р) (1-Р3э)
(12 .3)
-
математическое ожидание числа дефектных элементов в уст­
ройстве. Для ря да значений Мп функция ( 12.2) табулирована.
Среднее квадр атическое отклонение для пуассоновского распре­
деления
Оп=VМп .
(12.4)
При невысоких значениях вероятности отсутствия дефекта в ЗЭ,
Рзэ <0.,8, би номиальный за:кон 1ра,сщределен,ия ,может быrгь а1п­
проксимирован нормальным законом. График плотности распре­
деления JJ.Ля ,нор:мально,го эа1кюна ~имеет ха,ра,к;терную ,коло1к0Jю­
образную форму (рис. 12.1). Так как число отказов в ЗУ- целое,
положительное, то основным условием применения нормального
закона распределения для аппроксимации биномиального распре­
дел-ения является равенство нулю вероятности появ.'Iения безде-
фектного устройства.
•
Нормированная функция распределения для нормального за­
кона определяется выражением
z•
1х--
Фо'(х)= ---= Jе 2 dz.
•
V2л о
Рис, 12.1. Плотность распределения
вероятностей для нормального за•
кона
162
(12,5)
Оlf872!бi
Рис. 12.2. Распределение вероятно•
стей появления i событий для зако•
на Пуассона


Значение функции Фо (х) определяется по таблицам, приведен­
ным, например, в [69]. Предел интегрирования в ( 12.5) вычисля­
ется по формуле
(12 .6)
где Мн, О'н - математическое ожидание и среднее квадратическое
. отклонение для
нормального закона распределения.
Пр,и а,ппрок0Иiмац1ии бином1иалыно·го ·за,ко,на распределения нор­
мальным па·раметры Мн, О'н IВЫЧИiСЛЯЮ1'СЯ по фор,мула,м
Мн= (k 0 + lp) (1-Рзэ),
О'н = V(ko + lp) (1-Рзэ) Рзэ-
Ф ункция выхода годных определяется по формуле
р _ {0,5 + Ф0 (х), если (lр-Мн)/он ;;;.,: О,
зу-
0 , 5-Фо (х) , если (/р-Мн)/он ~ О.
(1 2.7)
(12 .8)
(12.9)
Ошибка аппроксимации биномиального закона распределения
нормальным тем меньше , чем меньше значение вероят ности Р зэ
отличается от 0,5 . При Р зэ
~ 0,8 следует использовать аппр'Ок­
си м ацию ,н0tрмальны м за1конО1м . Бе л и ,в~роятное,ть Рзэ 1бл.изка к
1, а математическое ожидание Мп< 10 , то следует испол ьзов ать
аппроксимацию биномиального закона распределения пу ассонов­
ским.
П р и увелич ении математического ожида ния расп ределение
Пуассона прибл ижа ется к нормал ьному (рис. 12.2) . Поэтому при
значении ма тематического ожид ания, б оль ш ем или равном 10, и
вероятности отсутствия дефектов в элементе Р33 > 0,8 может
применяться как пуассоновская аппроксим ация, так и аппрокси­
мация нормальным законом распределения.
12.2. СВОИСТВА ФУНКЦИИ ВЫХОДА ГОДНЫХ
1. Е:сл,и ,число реэер,в н ых эл ем ентов ;ра1вно матем.ат;иче:01юму
ОЖF1да н и ю числа де фектных элем ентов, то зн ач ение функции вы­
хода годных л ежит в пределах от 0,75 до 0,5, приближаясь к 0,5
с увеличением мате матического ожидания числа дефектных эле­
ментов (рис. 12.3). С увелич е ние м математического ожидания
функция плотности распредел е ния для биномиального закона рас­
пределения и закона Пуассона приобретает си мметричную коло-:
колообразную форму , характерную для нормального закона рас ·
1Пределешия (р,ис. 12.2). Для нор·малыюr~о закона площадь под
криво й, ограниченная справа математическим ожиданием, рав н а
0, 5, чем и объясняется значение предела , к которо му стрем ится
фу нкция вы х ода годных при увел ичении м атематического ожида- ·
н ия числа резервных элементов :(69].
в•
tбз


Pk, l
f!,б ~
О,'1
0,2
о'---'-----'------'--'---L...----'--'--....J
48721620242ёМп
Рис. 12.З. Выход годных устройств
со скОJiьзящнм резервированием при
числе резервных элементов, равном
математическому ожиданию числа
дефектных элементов
fh
Рис. 12.4 . Аппр оксимация вероятно•
сти появления i дефектных элемен­
тов функцией Рц_ (i) закона Пуас­
сона
Расчеты также по каз ывают , что значение функции выхода год­
ных при ч,и,сле ,резер:вных элемент,ОIВ lр=М-За не ,превышает
0,001, а при lр=М+За больше 0,995 .
2. Если вероятность отсутст вия дефектов в элементе и крат­
но сть резерва элементов массива неизменны, то с ростом числа
элементов выход годных растет при числе резервных
элемен­
тов, большем математического ожидания числа дефектных эле­
мен-тов, !И у,меньшае11ся :в 'ПрО'!)И!Вном ,случае [70].
Для удо бства выводов будем использовать отношение числа
резервных элементов к общему числ у основных и резервных эле­
ментов в устройстве:
R=lp/(kD+lp). ,
(12.10)
Рассмотрим прежде случай, когда число резервных элементов
в устройстве больше числа дефектных элеме нтов. На рис . 12.4
изображена аппроксимация вероятности появления i дефектных
элементов функцией Рп (i) по закону Пуассона. Обозначим
Лlр 1 = lр 1---1М.п, где Лlр 1 >0. Для •до1ка1зательства свойства 2 най;п:ем
от ношение
б lp1 = Л lр1/Зоп = (!Рl-Мп)/3 Оп.
Подставив значения Мп и lp 1 в соответствии с (12.3)
выполнив преобразования, получим
R-l +Р33 у
Вlр1= зv1-Р kD+lp.
зэ
Ij (12.10) И
(12.11)
Первый сомножитель от (ko+lp) не зависит. Следовательно, с
ростом числа элементов (ko+lp) величина бiр1 будет также воз~
растать, т. е. происходит смещение lp1 относительно Мп, Так как
выход годных равен сумме в сех Рп (i) при изменении i от О до
/р1, то это смещение будет означать рост выхода годных с уве­
J!'Ичен-ием (ko + lp). При бiр1 = 1 величина lp1 переходит в область
максимума и выход годных становится примерно равным 1.
Рассмотрим второй случай, когда некоторое значен11е lp1 <Мп .
Обозначим Лlр2=Мп-lр2, где Лlр2>О (рис. 12.4). Найдем отно-
164
t-


j
(Шение 6lp2 =Лlр2/Зсrп. После соотв етствующих пр еобразований по­
..лучим
l-P
-R
бlр2= зуt~Р Vko+lp.
(12.12)
зэ
:Здесь также первый сомножитель - постоянная величина, и с
; ростом числа элементов (-ka+lp) значение бlр2 возрастает . Это
означает, что при этом lp2 как бы «отодвигается» от Мп. Следова­
·тельно, с ростом (•ko + /р) выход годных уменьшается . При бlр2 = 1
·параметр lp2 переходит в область минимума, где выход годных
примерно равен О.
На рис. 12.5 дан пример изменения выхода годных (Рп) с
;ростом числа элементов в устройстве, иллюстрирующий доказан­
ное свойство.
3. При постоянных значениях кратности резерва и вероятнос­
·ти о:гсутствия дефекта в элементе выход годных массива элемен­
'ГОВ уменьшается, если массив разбить на секции и замену де­
,фектных элементов в пределах секции производить только резерв­
ными элементами данной секции.
Выход годных при общем подключении резервных элементов
:раве:н вероятности того, что число дефектных элементов массива
не превысит величины lp сГс, где lp с - число резервных элементов
:~в се~ции; rc - число се-кций ,в ~у,стройст.ве . Дефектные элеiменты ,в
:этом случае могут располагаться в массиве произвольно: равно­
мерно или группироваться в пределах одной секции.
Если резервные элементы могут заменять дефектные толы~о
,в пределах своей секции, то общее число дефектных элементов
также может достигать величины [р сГс. Однако при этом не до­
пускается число отказов в секции, большее lp с- Это означает , что
выход годных массива элементов в этом случае меньше, чем для
,обrцего подключения резервных элементов, на значение вероятно­
-сти того, что число дефектных элементов в секции превышает
lp с , Эта .вероятность является· числом положительны м, т. е. рас­
· СМатри ваемое свойство доказано.
4. Данное свойство выхода годных характерно для тех ЗУ, в
;котор ых отказы отвечают пуассоновскому распределению: дефек-
Рп
121lб 20
'1-81
б'f
180
r
L _____,___ ____ j
L______
_J
i
'Рис. 12.5 . Изменение выхода годных с ростом числа
элементов в устройстве при постоянной кратности ре­
зерва
165


ты независимы, распределены случайно и равномерно, их плот ­
ность мала. В этом случае вероятность отсутствия дефектов в
резервир уемом элементе равна
Ррэ = е-РNзэ,
(12 .1 3)
где р - средняя плотность дефектов на один ЗЭ; N зэ - число
ЗЭ в резервир уемом узле ЗУ .
Выражение (12. 13) хорошо описывает дефекты в матрица х
ЗУ на ферритовы х сердечниках [31]. В них неисправности коор­
динатных шин с сердечниками возникают в основном из-за де ­
фектов ФС . Некачественные пайки как источники дефектов не
рассматриваются, так как они могут быть восстановлены без ис­
пользования резервных шин . Дефекты доменопродвигающи х
структур регистров хранения ЦМД микросхем также описываетс я
·выражением (112 .1 3) :[70].
Рассматриваемое свойство выхода годных следующее. Есл и
кратность резерва элементов массива неизменна , то при увеличе­
нии в v ра з числа элементов в массиве и одновременном умень­
шении в v раз емкости каждого резервируемого элемента выход
годных увеличивается .
Разложим экспоненциальную функцию ( 12.13) в степенно й
ряд:
р =1-N +(рNзэ)2- (рNзэ)з +...
РЭ
рЗЭ
21
31
Так как pN зэ < 1, - можно ограничиться двумя слагаемыми :
Ррэ ~ 1-pN зэ . Математическое . ожидание числа, дефектных ре­
гистров согл ас но ( 12.3)
Мп=(k0+/р)(1-Ррэ) ~(ko+/р)рN3э.
(12.14)
Пусть число резервируемых элементов увеличилось в v раз,
однО1временно 1в- v ,ра·з ~у~меньшае-nся ем11юсть 1кажщоrо элемента (об­
щая емкость массива при этом не изменяется}. Тогда новые зна­
чения ч1И1сла элемен-гО1в в ,ма~соиве и е'МIКОСТIИ 1резе1рiви-руемого эле­
мента:
(12.15)
Новое значение числа резервных элементов можно найти как
z;=(ko+lp)'R=v(k0+lp)R=vlp.
(12.16}
Новое значение математического ожидания числа дефектных
элементов
(12.17)
Сравнивая ( 12. l7_) _ _c ( 12 ..L6_) ....м,.ожно __:у бедиться, что значение
математического ожидания числа -дефек-т-н-ыJf--элементов не изме­
нялось, в то время как число резервных элементов возросло в
V раLЗ. в С!О'ОТ1Ве11С'I1В:ИИ с ( 12.2) 1з.на1чение ВЫХОiда 1I10tl!:HЫX tВозра­
стает, та1к :ка1к 1К ,суМ'ме доба1вл1яюrе,я 1н,овые олаrае:мые.
166


•
Описанные свойства ЗУ с резервными элементами позволяют
,vценить значение выхода годных для выбранной структуры, оп­
ределить тенденции его изменения при изменении числа основных
и резервных элементов, а также емкости резервируемых элемен­
'ТОВ.
12.3. ОРГАНИЗАЦИЯ ПОЛУПРОВОДНИКОВЫХ ЗАПОМИНАЮЩИХ
МИКРОСХЕМ С РЕЗЕРВИРОВАНИЕМ . СТРОК И СТОЛБЦОВ
ЗАПОМИНАЮЩИХ ЭЛЕМЕНТОВ
Степень ,интеграции полулр~01воu:r:ни1ковых ЗУ у~вел1и,ч,И1вается
nри,мерно 1в четыре 1раза ,каждые тр~и ,nода ![71]. Ощна1ко 1по мере
у,меньшення rе,амеТ1р,иrчес,ких ,раэмер.ов элеме,ню.в 1Инте,гральных
ЗМ уменьшается и минимальный размер дефектов, способных вы­
~вести ;м1икро,схемы 1из строя. В ,результате 1э1то,110 снlИжается rве1ро­
ятность выхода годных микросхем. С целью повышения выхода
.годных ЗМ в их состав включаются резервные строки и столбцы
ЗЭ с элементами их дешифрации. Данный способ повышения вы­
кода годных ЗМ незначительно увеличивает площадь кристалла
м время выборки информации.
По оценке специалистов [72] вместо ИiМеющихся 1-2% выхо­
да годных кристаллов с пластины применение резервных ЗЭ в
микросхемах позволит получить пластины, содержащие порядка
50 % годных кристаллов. А на пластинах, выпускаемых с помощью
хорошо освоенных и отработанных технологических процессов,
будут работоспособны большинство кристаллов памяти.
ЭффеютиJВным споооtбо:м ,rювышеНJия выхода ,годных З,М я,в­
ляется резервирование строк и столбцов ЗЭ на кристалле. При
:резервировании строк ЗЭ в состав кристалла вводятся резервные
-строки со своими дешифраторами (рис. 12.6). Для выбора резерв­
ной строки служат схемы сравнения (ССр), каждая из которых
,сравнивает соответствующие разряды адреса выбираемой строки
lВ буфере адреса (БА) с разрядами адреса дефектной строки.
При равенстве адресов схема сравнения выдает сигнал на деши­
фратор резервной строки (ДШр). При равенстве всех разрядов
поступившего адреса с адресом дефектной строки дешифратор
!Выбира ет резервную строку и выдает сигнал на фор1мирователь
:запрета (ФЗ), который запрещает выбор основных строк.
При резервировании нескольких строк для каждой из них тре­
:6уется свой дешифратор, схемы сравнения, ЗУ адреса дефекта
(ЗУД). Формирователь запрета является общим для всего кри­
•сталла. Для приема сигналов от всех дешифраторов резервных
,строк на входе формирователя запрета включается схема ИЛИ
(на рис. 12.6 не показана).
При резервировании столбцов ЗЭ в состав кристалла вводятся
рез ервные столбцы ЗЭ со своими усилителями записи-считывания
и дешифраторами (рис . 12. 7). Выбор резервного столбца произ­
s одит ся при равенстве кода адреса столбца с адресом дефектного
167


Лilpec
строхцJЭ
Рис. 12.6. Структурная схема ЗМ с резервной строкой
столбца. Сигнал с основных столбцов запрещается ключом К по
сигналу с дешифратора резервного столбца.
В многоразрядных ЗМ резервирование столбцов связано со­
сложностью мультиплексирования резервного столбца между мно ::-­
гочисленными шина,ми данных. Поэтому в таких ЗМ предпочти­
тельным является резервирование строк, которое организуется
аналолично реiЗер1ви1рО1ванию стрОiк 1в о.д.но1ра1з;рядных ЗМ.
Замена дефектных строк или столбцов производится на эта­
пе контроля полупроводниковых пластин . После определения не­
исправных строк или столбцов их адреса заносятся в ЗУ адре -
168
Лilpec
cmpOlf(lJЭ
Данные
Рис. ,!2.7. Структурная схема ЗМ е резервным столбцо м:


.с ов дефектов, в результате че- Таблица 12.1
г о вместо дефектных элемен­
тов выбираются резервные. •
Выбор способа резервиро­
вания определяется вероятно­
стью возникновения различных
типов дефектов на кристалле.
Отказы ЗЭ могут быть уст­
ранены при использовании как
р езе р вных строк, так и резерв­
ных столбцов. Запоминающие
Отказавший
элемент
Строка ЗЭ
Столбец ЗЭ
Периферийные
узлы GM
Доля неисправностей -
устрани- \ неустра-
мых
ннмых
0,0654
0,342
0,0665
0 ,05
О,476 1
элементы объединяются в строки посредством общих адресных
шин , а в столбцы - с помощью разрядных шин. Адресные и разряд­
н ые шины выполняются на различных этапах техноло ги ческого
п роцесса изготовления кристалла с помощью различных опера-
. ций . Вероятность отказов строк и столбцов определяется конст­
рукцией ЗЭ и технологией изготовления ЗМ . Поэтому эффектив­
нос ть различных способов резервирования не одинакова.
Следует отметить, что не все отказы могут быть у странены
.с помощью резе.р1вщюва~н1ия строк ,и ,с11ол,бцов. Отказы !Вх одных и
выход ных регистров , тактовых цепей и шин питания обычно не ­
воз можно устранить . Для ЗЭ , не содержащих шин питания, на­
п ример однотранзисторны х, пр о цент устранимых отказов выше,
чем дл я статических ЗЭ микросхем оперативных ЗУ. Если не учи ­
ты в а ть неустранимые отказы в матрице ЗЭ , то отношен ие количе­
ств а н еустранимых отказов к колич е ству устранимых оп ределяет ­
ся отнош ением площ ади криста лла, за ня то й п ериферийными у з­
лами ЗМ, к пл о ща ди крист алла, за н ятой матрицей памяти [73].
Даншые о ,соотн ош ен ии уст р аН1имых ·И неу~с11ран~и'Мьfх неиспра1В,нос­
тей при раз лич н ых способах рез ервирования для статических ЗМ
типа IMS 1400 ф и рмы Inmos Corporation емкостью 16 Кбит при­
ведены в т а бл . 12.1 . Как следует из таблицы, от н оше ние устрани­
мых отказов в столбцах к устранимым отказам в строках равно
5,23, т. е. для да нной микросхем ы наиболее э ффективным явля­
ется резервирование столбцов.
Для хра нени я адре сов дефект ов широ ко используются поли­
·кремние вы е п е р ем ыч ки, пер е жигаемые электр ическим путем или
лучом лазера в процессе испытаний на пластине.
12.4. ЭЛЕ КТРИЧЕСКОЕ ПРОГРАММИРОВАНИЕ СОЕДИНЕНИИ
Электрическое программирование выполняется с помощью
:стандартного ис п ытательного оборудования, что является главной
причиной ш ироко го распространения этого метода при изготовле­
н,и,и ,полупро1во:пщ:и1ювых ЗМ. На1иболее широ11ю и1апольз~уются
поликрем ни ев ы е пл авки е перемычки биполярных программируе­
мых ПЗУ, имеющие высокую надежность (см. § 2.2). Для умень­
шен и я п ере ж иг ающ е го тока над перемычками в пассивирующих
,слоях 1вытр а1вл.и~ваю т,с я о:кна . Для :у,стра,1-rения воз,можност1и за-nря.з-
169


нения активных областей подвижными ионами используют коль­
цевые охранные структуры вокруг перемычек, а также другие ме ­
тоды защиты.
Вариант схемы электрического программирования плавкой пе-­
ремычки совместно со схемой сравнения для одного разряда ад­
реса приведен на рис. 12.8 [74]. Адрес неисправного элемента,
(строки или столбца ЗЭ) записывается в программирующие эле­
менты с помощью их настройки на пора з рядное пропускание ли­
бо прямого, либо инверсного кода соответствующего разряда.
Процесс пережигания перемычки начинается с подачи програм­
мирующего сигнала J5 уровня логического О. Одновременно уро­
вень сигнала логического О подается на вход инверсного адрес­
ного ~кода Ai, в !l)еiзультате че1го на эатвор 1проnрам,м,ирующеrо,
транзистора VT4 подается уровень логической 1. Через плавкую
перемычку начинает течь большой ток, который ее пережигает.
При разрушенной перемычке транзистор VT5 заземляет затвор,
т,раНIЗiистара VT6 'И ~вход ~инвертора. Инвер·юр 1в1ключает т-ра,нзис-­
wр VT7, ·котОJрый 1П1рО1пуокает ,на .выход ,схем ы 1пря:мой ,код ащреса.
При сохранении в данном элементе перемычки код логической 1
буд<ет поступать на затвор транзистора VT6, и на выходе схемы­
будет инверсный код адреса.
Высокое программирующее напряжение Ипр используетсю
только для пережигания перемычек. На кристалле предусматри­
вается дополнительная контактная площадка, через которую в ,
процессе испытаний пластин на схему подается это напряжение.
Требуемое число перемычек определяется числом используе­
мых резервных блоков. Если число основных блоков (строк илк­
стол,бцО1в ЗЭ) равно 2ko, то щл,я ,кажiЩОГО ,ревер 1вного !блока тр ебу ­
ется как минимум ko+ 1 перемычка. Из них ,ko перемычек пред ­
назначены для хранения кода адреса дефектного блока (по од­
ной на каждый разряд), а одна перемычка разрешает прохожде­
ние сигнала выбора через дешифратор резервного блока при его,
использовании.
Особенностью электрического программирования перемычек.
является неравноценность способов резервирования строк и столб -
.,, vп
tJыxoil
Рис. 12.8. Схема сравнения разряда адреса с адресом дефектного элемента-
170


цов с точки зрения времени выборки считанной и нфор м ации.
Т а к как для пережигания к аждой перемычки требуется разме­
стить на кристалле дополнительные схемы, то число перемычек
делают минимально возможным , а сами перемычки размещают
во входых цепях . Поскольку сигнал выбора основной строки фор­
мируется в начале цикла обращения , то задержки его формиро­
вания приводят к увел ичению времени выборки инфор м ации при
р езервировании строк ЗЭ . •
При выборе резервной строки блокировка основны х стр о к пр о ­
и сходит с запаздыванием на врем я задержки формир ователя за-
.
прета (рис. 12.6) . Время выбор ки резервной строки после выбор ­
ки основной незначительно отличается от среднего времен и в ы­
борки строки . Однако врем я выборки основно й строки после р е­
зервной значительно увеличивается. До момент а , когд а н а выходе
дешифр атора основной строки с заданны м адресом начнет фо рм и -
- роваться
сигнал выборки , на выходе дешифратора р езервно й
с11раки должен за1кончи тыся аиг.нал ·вь~б ора , а 1на ~в ыходе фор ­
мирователя сигнала запрета должен сформироваться сигнал раз­
решения выбора основных строк. При наличии нескольких резерв­
н ых строк необходимо также учесть задержку схемы ИЛИ, на
которую поступают сигналы с выходов деши фра то р ов р езервн ы х
С'I)р ок. Пр,и тИ1пов-ой 'З аде,рж1ке одною 1к а1ака1д а порядка 3, 5 нс
(ТТЛ схемы) резервирование строк увеличивает время выборки
на 10,5 нс.
При резервировании столбцов отпадает необходимость бло­
кировки дешифраторов при отключении основных столбцов от це­
пи прохождения дан н ых. Достаточно с помощью ключа К отклю ­
чить от чи сло вой шины шины ввода-вывода усилителей записи­
.считывания (рис. 12.7). Ключом управляет сигнал выбора ре­
зервных столбцов.
При выборе основного столбца после резервного вносится до­
полнительная задержка на время в ы ключения резервного деши­
фратора, которая незначительно увеличивает время выбор­
ки [73] .
Учитыва т ь задержки выборки при различных способах резер­
БИJрова,ния необходимо л1ишь для быстродейст,вующих ЗМ.
12.5 ЛАЗЕРНОЕ ПРОГРАММИРОВАНИЕ СОЕДИНЕНИЙ
В отличие от электрически пережигаемых перемычек, для про-
-;; ~раммирования которых требуются вспомогательные мощные тран­
зисторы и логические схемы на кристалле, перемычки, пережига­
емые лазером, имеют минимальные размеры. Поэтому их коли­
чество на кристалле может быть достаточно велико. Их разме­
щение на кристалле - произвольное, так как для них не требует­
ся соседство с шинами питания. Перемычки можно без ухудше­
ния характеристик микросхемы разместить между дешифратором
·и матрицей памяти в виде жестко скоммутированных логических
схем. Перемыч к и выполняются из поликремния, хорошо поглоща-
171


ющего энергию лазерного луча. Размеры перемычек для микро­
схе,м опе·рат,ивных ЗУ емкостью 64 ~бит поряд1ка ЗХ 14 м:км [75] ,-
После пережигания перемычек образовавшиеся отверстия в
покрытии кристалла закрывают защитным слоем нитрида кре м ­
ния, который наносят по стандартной МОП технологии.
При программировании перемычек лазерным лучом запомина­
ние а:дресов де1фекто1В и сра.внен~ие их rc ад!ресом ~выбираемого .бло -­
ка производится в резервном дешифраторе {рис . 12.9,а). Пере­
мычки в ДШр пережигаются таким образом , чтобы при поступ­
лении адреса, равного адресу дефектного блока , вырабатывался'
адрес резервного столбца . Если резервный блок не используется.
rго дешифратор отключается от нею 1с 1по1мощью пережигаемой пе­
ремычки . Отключение дешифратора от основной строки также ­
осуществляется с помощью перемычки (рис. 12.9,6) . Число пере­
мычек в резервном дешифраторе равно удвоенному количеству
разрядов адреса блока. Из них пережигается (na+ l ), где па­
число разрядов адреса соответствующего блока [75], При лазер­
ном программировании не требуется формировать сигнал запре­
та дешифратора резервного блока, так как он отключ ается от
строки с помощью пережигаемой перем ы чки. Поэтому подключе­
н:ие 1резер.вных элемен'Го1в не !Влияет на ,быс11родейстiВiИе ЗМ.
Аппаратура для пережигания перемы ч ек состоит из лазерной
установки с системой позициониро в ания луча, тестера для про­
верки ЗУ и мини - ЭВМ. Для резервирования динамических ЗМ ем­
костью 64 Кбит фирмы Bell Laborator ies с ра з мер ами эл е ментоВ­
порядка 3-5 мкм потребовался диаметр светового пятн а, созда­
ваемого лазером, порядка 7-8 мкм и точность позиционирования,
± 1мкм [75].
Рис. 12.9. Схемы - резервного (а) и основного (6) дешифраторов , при . исполь..­
зо,ва1Н,ии лазерн.ого программирова,ния перемычек (,на затвор VТЗ подается Д( о,.
а на затвор VT5 - А'n)
•172


j
J
В качестве показателя эффектив­
ности резервирования в ряде случаев
используют коэффициент повышения
выхода 1гощных - Квг , 1ра1&ный отно­
шению вероятности отсутствия дефек­
тов в резервированном ЗУ к вероят­
ности отсутствия дефектов в ЗУ без
резервирования Р 3 у . На рис . 12.10
приведены расчетная и эксперимен­
та.1ьно полученные зависимости коэф­
фициента повышения выхода годных
от вероятности отсутствия дефектов
ЗУ без ~резер;ви,рования для ЗМ 1,MS
1400 емкостью 16 Кбит, содержащи х
128 ,оrс новных ,и 2 резер:в.ных ,столбца
[73]. Отклонение реальной зависимо­
сти от расчетной обусловлено наличи­
3,0
7,0
5
75
25 35
'f5
8ыxoiJ гоiJных l(pucrпoлл oll, 3⁄4
Рис. 12.10. Значения коэффи­
циента повышения выхода год•
ных микросхем IMS 1400 при
128 основных и двух резерв•
ных столбцах
е:м на ~кристалле ,н еиС1П~ра:в1имых щефеiКто1в и ю-гкло1нен,иям.и реально -
•ГО ра1с.п1рещелен,ия дефектоlВ от ffiринятого.
Приведенные данные позволяют сделать следующие выводы.
Коэффициент повышения выхода годных в рассмотренн ом диа­
пазоне исходного выхода годных оказался несколько ниже рас­
четного, но тем не менее лежит в пределах от 1,5 до 3,5 . Даже
при очень высоком выходе годных без резервирования, равном
40%, замена дефектных элементов резервными увеличивает его
до 60%.
Высокая эффективность резервирования строк и столбцов
ЗЭ в полупроводниковых ЗМ обусловила широкое использова -
ние этого метода повышения выхода годных в современных ЗМ
(табл . 12.2) [76].
12.6 . РЕЗЕРВИРОВАНИЕ ЗАПОМИНАЮЩИХ: :ЭЛЕМЕНТОВ
В ЗАПОМИНАЮЩИХ: УСТРОИСТВАХ НА ФЕРРИТОВЫХ
СЕРДЕЧНИR.NХ
Технология производства матриц для накопителей ЗУ на
феррито1вых сердечн,иках ·оос·юит .из ·рЯ'да последовательных
этапов: изготовление и разбраковка ФС, установка сердечников
в маску, прошивка координатных шин и выходных обмоток.1
При автоматическом контроле и разбраковке сердечников допу­
стимый процент брака составляет 0,005-0,01 %.
При установке и прошивке сердечников возможно их повре•
ждение, что вызывает либо полное отсутствие считанного сигна­
ла, либо снижение его ниже допустимой нормы. Статистические
данные показывают, что при прошив ке процент бракованных ФС
1 Гуральник А. К . , Мелик-Оганжанян П. Б. Устройства памяти современных
и перспективных ЦВМ (конструкции и технология). - М.: Сов. радио, 1976 .
-
344 с.
173


Таблица 12.2
Тип ЗМ, фирма - изготовитель
Статические оперативные
I,MS1400, Inmos
2167, Intel
МК:4167, Mostek
Motorola
TMS4016, Texas Iпstrumeпts
Toshiba
Динамические оперативные
21821, Intel
2,1834, Intel
2164, Intel
IMS2600, Inmos
Bell Labs
!ВМ
Fujitsu
Motorola
To shiba
MitsuЫsi
Программируемые
Intel
Репрограммируемые
National Semicoпductor
МК:2764, Mostek
1
Е мкость,
Кбит
16
16
16
16
64
64
32
64
64
64
64
72
256
256
256
256
32
16
64
Резервные
элементы
1 Программирование
2 столбца
3 строки
4 столбца
2 строки
4 строки
2 строки
8 строк
4 строки и
4 столбца
То же
В каждом
квадранте
4 строки и
2 столбца
В каж дом
квадранте
2 строки, в паре
квадрантов
4 столбца
4 строки
2 строки и
1 столбец
8 строк и
4 столбц а
4 строки и
4 столбца
То же
4 строки
2 строки
2 однор азряд­
ные матрицы
Электрическое
-»-
Лазерное
-»-
Электрическое
Лазерное
Электрическое
-»-
-
»-
-»-
Лазерное
Электрическое
-
»-
Лазерное
-
»-
-
»-
Э лектрическое
Электриче·ское *
Э лект р ическое
• В качестве пр огра ммир уем ых элемен тов ис поль з у ются МО П -тр.анзисторы с плаваю ­
щим зат в ором.
в матрице увеличивается на 0,01 %.1 Промежуточный контроль
уро в ня выходны х с и гналов после прошивк и координатных шин
выбор ки н е позволяет полностью выявить и устранить дефек -
•
ты [77].
Воз ник ающие при производстве матриц дефекты взаимо незави­
сим ы и н ос ят случайный х арактер . Стабильность технологическо­
го процесса обеспечивает постоянную среднюю плотность дефек­
тов, т. е. количество дефектов в матрице зависит только от ее
емкости . При этих условия х вероятность появления в матрице
1 Калашников В. В., Лаут В. Н., Штил ь м а н Д. r. К:оррекция ошибок в ЗУ
большой емкости. - М. : ИТМ и ВТ АН СССР, 1974.
-
10 с.
174


определенного количества дефектов определяется законом Пуас­
сона.
Резервируемым элементом матрицы является либо адресная,
либо ·разряд.ная шина. Вероятность лолучения .бе:з·дефектной ши­
ны вычисляется по формуле
(12.18)
где Nш - число сердечников на шине; р
-
плотность дефектов.
Опыт показывает, что обеспечить высокий процент выхода
-;, годных матриц без их ремонта невозможно. Микроминиатюриза­
ция сердечников делает ремонт матриц достаточно трудоемким : ··
Поэтому при изготовлении матриц большой емкости вводятся ре­
зервные элементы, - которые подклщчаются вместо дефектных .
Применение скользящего резервирования для повышения вы­
хода годных матриц рассмотрим на примере ЗУ типа 2,5Д 3 W;
наиболее широко используемого для построения памяти большой
емкости.
Наиболее просто осуществляется скользящее резервирование
координатных шин. Замена дефектных координатных шин исправ­
ными производится их перепайкой на внешних контактах матри­
цы. Возможны два способа резервирования (рис . 12.11) : 1) резер­
вирование разрядных шин; 2) резервирование адресных шин.
Координатная шина является дефектной, если на ней располо­
жен хотя бы один дефектный сердечник. При обоих способах ре­
зервирования замену дефектной шины резервной необходимо
прО1из,водить 1в лrре1делах одной 1се1К,ци1и выходной оlбмот,юи. В ЗУ
большой емкости количество секций выходной обмотки на один
rраз,ряд ~может дост,игать неоколык,их десят,ко1В. •I?ыход ,каждой сек­
ции подключен к определенному усилителю считывания, управле­
ние которыми осуществляется в соответствии с адресом выбран­
ного слова и его принадлежностью к определенной секции выход­
ной обмотки. При перераспределении адресов между секциями вы­
ходной обмотки в результате ремонта необходимо вносить кор ­
рективы в схему управления усилителями считывания, что приво­
дит к дополнительным аппаратурным затратам .
,1,
/
Peзep(}tfaR paзpлiJ­
lijlll Шlllia
Се1щ1111
tJыxoiJlfOd
оомотни
/..
~
ж
1.. . ,1{(1 •••
Матр11ца
/
!;: j
71-<
/
/
Рис. 12.11 . Способы резервирования ЗЭ в матрице ЗУ типа 2,5Д Зw
175


Эффективность с посо бов рез ер вирова н ия определяется конфи­
гур а цией матрицы и секции выходной обмотки. Для уменьшения
помехи от полувыбранных сердечников число ФС, прошиваемых
секцией выходной обмотки в разрядном направл е нии (Ncp), де­
лают больше, чем в адресном (Nca), а ток считывания в адресную
шину подается с задержкой относительно тока в разрядной ши­
не. В этом случае число адресных шин, охваченных одной сек­
цией выходной обмотки, боль ш е числа разрядн ы х ш и н в данной
секции (рис. 12.11). Следоват ельно, при одинаковой кратности
рез ерва в матрице количество рез ер в ных адресных шин в одной
секции выходной обмотки будет боль ш е, чем разрядных. Тогда,
если рассматривать область матрицы с одинаков ым числом коор­
JIIИНатных шин, 1по ,каждой 1из ,коо,р.ц;ин а,т ,ра1в н ьnм N cp, тю ,р езе,рви­
рование разрядных шин будет со от ве тст в о в ать ра здельному, а
резервирование адресн ых шин - общему способу подключения ре­
зерва. При одинаковой вероятности отсутствия дефекта в адрес­
ной и разрядной шин ах, что соответствует кв адратной конфигур а­
ции матрицы, вероятность получения работоспо соб но й матрицы
для общего способа включения резерва выше, чем для раздель­
ного (см. § 12.2).
Таким образом, п ри ква дра тно й конфигураци и м атрицы , т. е.
при
,.;~
(12. 19)
где Nш р и Nш а - количество ФС на разрядной и адресной шинах,
более эффективны м является резервирование адресных шин .
При коэффициенте формы матрицы КФм~ 1 рез ервирование ад•
рес ных ш ин б олее эффективно, чем резервирование ра з рядных
шин.
При ум еньшении КФ м число сердечников на адресной шине воз­
раст ает , а с амо число адре с ных шин уменьшается , что ведет к
уме ньшен и ю вероятности пол учения бездефектно й матрицы пр и
резе рв ир ован и и адресных шин. В то же время увеличиваетсн
числ о раз р я дных шин и пропорционально уменьшается число
сер де ч ников н а них, вследствие чего возрастает выход годных
матр иц п р и резервировании разрядных шин. При определен-
1,0
Резер!Jиро!ltшце
О_ otlpecttыx
,5 ШШf
2 ч бLagКqэм
Рис. 12.12 . Области эффективно­
го использования способов резер­
вирования ЗЭ для матриц раз­
личной конфигурации
176
ном значении коэффициента фор­
мы матрицы КФмо эффективность
резервирования разрядных шин
становится выше, чем при резер­
вировании адресных шин. Значе­
ния КФмо можно определить в
результате расчета и сравне­
ния выхода годных матриц для
различных способов резервиро­
вания.
Преобразуя выражение (12.1)
с учетом (12.18) и (12.19), по ­
лучаем формулы для расчета вы-


Таблица 12 .3
Параметры
Общее число адресных шин в
м атрице, шт.
Общее число разрядных шин в
матрице, шт .
·Число резервных шин, шт .
Резервируемые шины
Отношение числа резервных
шин к числу основных, %
ЕС-3203
256
306
18
Разрядные
6,25
МБП-0 ,6
528
576
16
Адресные
3,125
МБП-2,4
1056
1152
32
Адресные
3,125
хода годных матриц при резервировании разрядных Рм 1 и адрес­
ных Рм2 шин [31] :
{
Nc8 R'
Рм1 = ~ с1 O+R:p-exp (-р V Nм Кфм)]' х
i=O
са
(12.20) -
(12.21)
где Nм - емкость матрицы;
- R.' - отношение числа резервных шин
к числу основных (кратность резервирования).
На рис. 12.12 приведены зависимости выхода годных от ко­
эффициента формы матриц для обоих способов резервирования.
Емкость матрицы - 20 Кбит, емкость секции выходной обмот­
ки - 4096 бит, параметры секции 64Х32Х2, избыточность мат­
рицы R' = 6,25 %. Резервирование адресных шин для рассмотрен­
ного примера целесообразно применять при КФм~ 1/2, резервиро­
вание разрядных шин - при КФм~ 1/4 .
Параметры некоторых резервированных матриц, используе-
мых в ЗУ на ферритовых сердечниках, приведены в табл. 12.3. 1
12.7. РЕЗЕРВИРОВАНИЕ РЕГИСТРОВ ХРАНЕНИЯ ЦМД
ЗАПОМИНАЮЩИХ МИКРОСХЕМ
Основным фактором, обеспечивающим возможность использо-
вания резервирования в ЦМД ЗМ и, как следствие, решения
1 Модули памяти на ферритовых сердеqниках для построения устройств
большой емкости/ А . Ф. Иоффе, А. А. Крупский, С. Л. К:уперман и др.//Тез .
д окл . Всесоюз. научн . - техн. конф. «Дальнейшее развитие техники запоминающих
устройств». - Тбилиси, 1976.
-
С. 89- 91.
Основная оперативная память на сердечниках с циклом работы 1,25 мкс
для ЭВМ ЕС -1 030 и ЕС-1050/Ю. Г. Андреев, И. М. А:н,щреева, .Г. П . Берендеев
и др .//Воп р осы радиоэлектроники . Сер. ЭВТ . - 1974.
-
Вып. 5.
-
С. 28-43.
177


1О171117l71ОIО171ОIО11-1~:it;~,e
//Аlll/1Фt(
lt17111о17\т1111\О\11г:J:r:СС:,,и
tttffttttt
17\11оIоIо111оIоIо\J\:::ь~:~;~~::е
ТОg87б5432
Номера
регистроо'
хранеttи.я
Рис. 12.13. Преобразо ­
вание вхо дной информа ­
ционной последователь ­
ности в страни цу запи ­
сываемых данных в со ­
ответствии с ка р той год •
нести регистров
проблемы увеличения выход а годных кристаллов, яв илась разра ­
ботка параллель но- по следо в а тельной структуры доменных ЗУ.
Наибольшее распространение в ЦМД ЗМ получила ор г анизаци,!
с раздельными регистрами ввода и вывода (рис. 2.13).
Важнейшим достоинством параллельно - последов ательной орга­
низации доменной памяти является возможность введе ния рез ер­
вных регистров хранения для замены дефектных РгХ с целью по ­
вышения в ыхода годных устройств. Выход годных м а с сива реги­
стров хранения, содержа щего резервные ре г истры, может быт ь.
онределен по формул е биномиального распред еле н ия (12.1) .
Практически все со вр еменные ЦМД микросхемы содержат ре­
зервные регистры хранения (табл. 12.4) [5].
В отличие от полупроводниковых ЗЭ и ЗУ н а ф ерритовых сер­
дечниках, в которых неисправные элементы откл ю ча ю тся поср ед ­
ством внесения изменений в схему, в ЦМД ЗУ неисправные ре­
гистр ы хр а нения не отключаются , а их обход осуществляетс ii
п р еобразованием записываемой по сл едовательности данны х .
И нфор м ацию о номере неиспр а вного регистра хранен и я несе'l'
ка рта годности регистров . Карта годности представляет собо й
п о сл едовательность единиц и нуле й, каждый разряд которой по ­
ставлен в соответствии своему регистру х ранения (рис. 12 . 13 ),.
Таблица 12 .4
П а раметр
1
1
R BM 411 , 1 Т1В1000, 1NBM2201 , 1
IM?J 10, Ro ck,veП
Texa s
Natio11a l FBM54C A,
Intel
Interna-
Instru-
Semlcon-
Fujltsu
Magnetic s
tional
ments
ductor
Число секций
4
2
2
1
2
Емкость РгХ, бит •
4096
2052
2049
2048
2053
Общее число РгХ
320
572
600
583
600
Число отдельно управляемых
2
о
2
2
о
РгХ
Число годных РгХ
270
527
548
524
544
Число РгХ для введения ин-
14
-
36
12
32
формационного резервирования
(включены в число годных)
Число резервных РгХ
50
45
52
59
56
Отношение числа резервных 18,52
8,54
9,49
11,26
10,29
РгХ к числу годных, %
178
•


При- этом, как правило, годному регистру хранения соответству­
ет 1, а дефектному - О. При поступлении очередного разряда
входной информационной последовательности анализируется со­
ответствующий разряд карты годности. · Если последний равен 1,
то входной бит включается в состав записываемых данных. Ес­
ли разряд карты годности равен О, то в записываемую последо­
вательность включается О и анализируется следующий разряд
карты- годности. В дефектные регистры хранения записывается
О , что соответствует отсутствию домена, для того чтобы пред­
отвратить переход доменов из дефектных в соседние исправньн~
регистры и искажение информации в последних.
На практике получили распространение три способа хране ­
ния карты годности: в ППЗУ или РПЗ.У, в отдельно управля­
емом 1регист,ре хранения ЦМД ,м,wюросхемы ,и 1в основных ,реnи ­
страх хранения ЦМД ЗУ по специальному адресу [5].
Структурная схема блока управления резервированного ЦМД
ЗУ при хранении карты годности в ППЗУ приведена на рис.
12.1 4 [5] . В режиме записи устройство управления (УУ) переда­
ет побайтно поток данных в интерфейсный адаптер (ИА) , кото ­
р ый под управлением информации, подаваемой из ППЗУ, до ­
б авляет нули в соответствующие дефектным регистрам позиции
и П<средает полученную т а ким образом информационную посл е­
довательность в последовательно-параллельный регистр ( Р гПП ) ,
который передает их для записи в накопитель на ЦМД (в рас­
с матриваемом устройстве , созд анном фирмой Rockwel l In tern a-
tional для ЗУ на микросхемах ВМ256, параллельно записыва­
ется байт дан н ых). В режиме считыва н ия данные из накопителя
. побайтно
подаются в последовательно-параллельный регистр.
Регистр преобразует их в последователь н ый поток, из которого
ад а птер под у п равлением информа ции из ППЗУ удаляет инфор­
мацию, считанную из дефектных регистров хранения, и ферми-
. рует
байты для передачи в УУ.
Достоинств ом способа хранен ия кар ты годности в ППЗУ яв­
ляются . _ малые временнь1 е затраты при считыв а нии карты годно­
сти из ППЗУ. Недостаток - относительно бол ьшие аппаратурные
за траты по сравне н ию с другими спо собами хранения карты год­
ности. Если ЗУ содержит значитель н о е число ЦМД микросхем,
то необходим о для каждой из них п редусмо треть адреса в
tJxoo-
ffыxoiJ
---
--
-
'!У
РгПП
Н0Nоп11тель
i-, --
-
t!O L/МД
~-~
РгПП
ППЗУ
Сч
Рис. 12.14. Структ урная схема блока управления резервиро в анного ЦМД ЗУ
nри хранении карты годности р еги стров в ППЗУ
179


ППЗУ для хранения карты годности, вследств ие чего емкость
ППЗУ возрастает. К.роме этого, в ряде спец иальных п рименени й
ППЗУ может оказаться наименее надежным элементом системы .
Если карта годности регистров хранится в ЦМД микросхеме ,
то в контроллере предусматривается оперативное буферное ЗУ,
куда она считается при первом обращении к соответствующе й
,
микросхеме. Емкость буферного ЗУ равна числу регистров хране •
ния в одной ЦМД ЗМ. При обращении к другой микросхеме кар-
та годности в ЗУ заменяется на другую .
При хранении карты годности в отдельно управляемом реги ­
стре ЦМД микросхемы в последней предусматрив а ют ся отдель ­
но управляемые регистры хранения со своими п е реключателями
и репликаторами. К.арта годности хранится в них вслед за марке­
ром, указывающим на начало страницы. Маркер для возможное •
ти его выделения содержит такое количество следу ю щих друг за
другом единиц, которое превышает число регистров хранения в
ЦМД микросхеме . Поскольку для запоминания маркера необхо­
димо использовать отдельный регистр, то хранение карты годно ­
с11и 1в этом сл1учае не ,влечет ,потерю ем,кю:сти ЦМД 1м1и;кросхемы.
Для увеличения выхода годн ых обычно предусматривают два ре­
гистра для хранения карты годности, один из
которых может
быть дефектным.
Недостатком д анного спо соба по сравнению со способом хра­
нения карты годности в ППЗУ являются потери времени на счи­
ты в ание карты годности в оперативное ЗУ. К.р оме -э то го, требу ­
ются допол нитель ные выводы ЦМД микросхемы для уп ра вл ен ия
р егистр ами, хр анящи ми карту годности . Достои нствами спо соба
я вля ется ум еньшение дополнительны х а ппаратурных за тр а т и
упр о щение устройства управлени я.
Данный способ хранения карты годности благодаря его пре­
и муществ ам получи л широкое испол ьзование. Многие ЦМД м ик­
р осхемы емкостью 1 Мбит содержат отдельно управляе м ы е р еги­
стры для хр анения карты годности (см. табл. 12.4).
Н а рис. 12.1 5 проиллюстриров ан с пособ хранения кар т ы год•
ности в специальной странице данных [78] . Регистры хранения j
О2•••278 1 J•••279
Рис. 12 .1 5. Организация ЦМД микросхемы при хранении карты годности В1
странице данных
180


Таблица 12.5
Способ хранения
карты годности
В ППЗУ
В отдельно управляемом РгХ
В специальной странице дан­
ных
Требуемый объем
дополн и тел ь ной памяти
(Nзylf!зм) (ko + lp)
ko+ lp
ko+lp
Дополнительные
затраты времени
п ри обращении к
новой микро­
схеме
Отсутствуют
~tвстр
"~ tв стр,
П р им е ч а н и е. tn стр - среднее время выборки страницы данных из ЦМД ЗУ.
и 2 на рисунке дефектные. При реализации данного способа чис­
ло бит, хранимых в регистре хранения, превышает стандартный
размер страницы данных, кратный 21i. Карта годности хранится
в области памяти, не предназначенной для хранения данных. Она
содержит единицы в исправных регистрах хранения и нули в де­
фектных, причем в_ дефектных р егистрах записаны нули во все,с
страницах данных. Место страницы с картой годности указыва­
ет маркер, заносимый в специально отведенный регистр хране­
ния.
Достоинством данного способа хранения карты годности по
сравнению с исп о льзованием отдельно управляемых регистров
является отсутствие специальных выводов для записи и считыва­
ния карты годности и относительно большой выход годных кри­
сталлов. Преимущества и недостатки обоих способов хранения­
карты годности в ЦМД микросхеме по сравнению с использова­
нием для ~тих целей ППЗУ примерно одинаковы.
Сравнительные характеристики рассмотренных способов хра­
нения ,ка,рты годности пр,иведены ,в та,бл, 12.5 .
ГЛАВА 13. СТРУRТУРНЬШ МЕТОДЫ ПОВЫШЕНИЯ.
RОНТРОЛЕПРИГОДНОСТИ ЗАПОМИНАЮЩИХ
УСТРОИСТВ
13.1. ПОВЫШЕНИЕ КОНТРОЛЕПРИГОДНОСТИ МОДУЛЕИ
ПАМЯТИ ПОЛУПРОВОДНИКОВЫХ ЗАПОМИНАЮЩИХ
УСТРОИСТВ
В модулях па,мяти полупроводниковых ЗУ ряд сипrалов· по­
дается одновременно на все ЗМ, (рис. 2.5). К таким сигналам от­
носятся сигналы Зп/Сч, выбор столбца ЗЭ для ЗМ с мультиплек­
сированием кода адреса, а также сигналы, поступающие на ад­
ресные входы ЗМ. В одноразрядных МП к таким сигналам отно­
сятся также входные и выходные данные.
Наличие на печатных платах проводников, к которым подклю­
чено большое число ЗМ, затрудняет поиск места дефекта в МП.
18-1.i


Наиболее трудно локализуемыми для таких проводников явля­
ются следующие типы дефектов:
замыкание входов или выходом ЗМ на общую шину или шину
питания. В этом случае · трудно определить, в какой из подклю ­
ченных к проводнику ЗМ произ о шло з ам ы кание;
замыкание между проводниками, по которым подаются сигна­
лы адреса, Зп/Сч, выбора столб ца ЗЭ. Вследствие малого сопро-
1тивдения проводников необходимо использовать специальную ап­
..паратуру
для поиска места замыкания.
Повышение контролепригодности МП по отношению к подоб­
шым дефектам достигается с екционированием нагрузки формиро­
:вателей, работающих на больш ое чи сло ЗМ. Вместо мощных фор­
:мирователей, к каждому из которых могут быть подключены все
ЗМ МП, используется несколько маломощных формирователей.
.Каждый из этих формирователей подключается к секции ЗМ, ко­
торая ~включает •в ,себя одну 1или нес,кол1:1ко 1стро1к или ,стол·бцав
З,М в МП.
В качестве формирователей чаще в сего испол ьз уются мало­
мощные одно входовые инв ерторы. Для МОП и ТТ,Т1 ЗМ ф о рми­
рователями являются ТТЛ интегральные микр о сх е мы (ИС). Чис­
.JJО формирователей в одной ИС ограничивается числом выводов
корпуса и для 14-вы водного корпуса ИС равно 6. На груз оч ная
способность формирователя при работе на ТТЛ ЗМ равна 10,
при работе на МОП ЗМ- 16-, - 24.
При секционировании нагрузки число ЗМ, подключаемых к
.одному формирователю, уменьшается. Вследствие этого поиск ме­
ста замыкания облегчается как пр и замыкании входов ЗМ н а
<0бщую ш и н у и шину питания, так и при замыкани и раз личных
.шин.
13.2. СПОСОБЫ МИНИМИ3АЦИИ РА3РЯДНОСТИ ОШИБОК
В ПОЛУПРОВОДНИКОВЫХ ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОЙСТВАХ
Наибольший объем оборудования и максимальная интенсив­
,ность отказов в МП полупроводниковых ЗУ приходится на запо­
·м~инающие :ми1к:рос,хемы . Одна11ю ~оля оrборrущО!Ва.ни я эл е м ентов
·электр о н1ик·и обр а1мл е н,ия 1в Оlбщем объем е 01601руд ооа1ния МП дост,и ­
тает 25% (см. рис. 2.6). Поэтому для повышения надежности ЗУ
,с коррекцией ошибок важно обнаруживать отказы данных эле­
мен тов .
Одним из _путей решения данной задачи является уменьшение
;раз рядности ошибо к, возникающи х вследствие отказов элементов
электр о н и ки обрамления, до кратности, ме н ьшей кратности оши­
• бок, о бнар уж иваемых корректирующим кодом .
В МП типа 2Д разрядные формирователи и у силители считы­
,ван ия подключаются к строкам матрицы ЗМ (см. рис . 2.5) . Их
,отк азы проводят к одноразрядным ошибкам в словах . Формиро­
в ател и выбора кристалла подключаются к ЗМ одного столбца.
,Кр оме данных элементов, в состав МП входят адресные формиро-
,182


-
..
ватели и формирователи режима, сигналы с которых должны по.:
ступать одновременно н-а все ЗМ модуля памяти. В ЗМ с мульти­
плексированием адреса имеется дополнительный вход выбора,
столбца запоминающих элементов в ЗМ, в то время как вход вы­
бора кристалла осуществляет выбор строки [39, 40]. Сигнал вы­
боtра ~столбца ЗЭ 1пощ1ключае11ея ко 1в,сем ЗМ ~модуля па.мят,и, а::
сигнал 1выбоъ,а стро1юи - 'I10ЛI,1KO 1к ЗМ о~ноrо ,сrол~б~ца.
В МП большой емкости ЗМ модуля памяти разбивают на сек­
ции, к каждой из которых подключается свой формирователь ре­
жима ' и адресные формирователи. Секция содержит несколько ,
столбцов или строк ЗМ.
При подключении формирователей к столбцу ЗМ максималь­
ная разрядность ошибки при отказах формирователя равна раз ­
рядности МП (рис. 13.1,а). На рисунке: Ф - формирователь с на­
грузочной 1апособно;стью КФ= 1 16. Та1к ,ка1к 1ра-з1рящно;сть МП т,ипа,
2Д, как правило, кратна байту, то обнаружение данных ошибок
требует существенного увеличения разрядности ЗУ.
Существенное уменьшение разрядности ошибок достигается:
при подключении формирователей к ЗМ строки (рис. 13.1,6). Раз ­
рядность ошибки в этом случае
пФ= [ КФ]
(13.1).
Мет бц'
где [ •]б ц - ближайшее большее целое число.
Если нагрузочные способности формирователей режима И'
адреса равны, то матрицу ЗМ можно разбить на секции по пФ·
строк, к каждой из которых подключаются свои формирователи.
В этом случае ошибки при отказах каждого из рассматриваемы х..
формирователей - пакетные с разрядностью
Ь =пф,
(13,2):
В табл. 13.1 приведены значения разрядности секции для раз­
личной организации МП при подключении формирователей к ЗМ
строки матрицы. Там же показана доля формирователей, подклю­
чаемых в ЗМ не более одной секции. Результаты получения длн
КФ= 16; ЗМ содержит 8 мультиплексированных адресных входов ..
В качестве формирователей чаще всего используются одно­
вход01вые ТТЛ-инве1рторы, ч,исло ,:кюторых ·в 14-вьшощно~м ,корпусе
а)
Строка 1
(LfJM)
Стр01,а 4-
(Lf JM)
Строна 5
rч змJ
Строна 8
(4- ЗМ)
Рис. 13.1 . Схемы подключения формирователей режима и адреса к столбцаи.
(а) и к строкам (б) запоминающих микросхем


_________,
Таблица 13.1
·-Организация МП, столбцы
ЗМХразряды
Разрядность секuии
.Доля формцрователей, подклю­
ченных к ЗМ секции
4Х8
4
0,9
4Х16
4
0,95
вхв
2
0,88
8Х16
2
0,93
ИС равно 6. При полных отказах ИС могут стать неработоспособ­
ными все формирователи одного корпуса микросхемы. Для умень­
шения разрядности ошибок в МП при полных отказах ИС до зна­
чения пФ необходимо применять формирователи одной ИС по раз­
личным функциональным назначениям в пределах каждой из сек­
ций 1. • Форм:иро1ватели одной ИС ,ИС1пользую11Ся в ,ка1ЧОС'I'lве ус,ил1Ите-
..лей
считывания, формирователей разрядных, адресных, режима и
выбора столбца ЗЭ (для ЗМ с мульти плексированием адреса) од­
ной секции матрицы ЗМ из пФ строк (рис. 13.2). Одновременно с
минимизацией разрядности ошибок этот спо соб обе с печивает ре­
,rулярную разводку проводников на печатной плате . Оставшиеся
неиспользованными формирователи при необходимости могут
быть подключе н ы к ЗМ соседних секц ий.
При использова н ии данно го сп особа большинство полных от­
.,:казов ИС приводит к ошибкам с разрядностью, не превышающей
.пФ. Кроме этого, можно осуществить подключение формировате­
лей одной ИС таким об р азом, чтобы ч исло секций, связанных с
,формирователями одной ИС, не п ревышало 2 пФ, т. е.
Строка 1
(ч зм)
~-+-+-+-___, СтрокаLf
(t;. :зм )
sРис . 13 .2 . Сх ем" подключения формирователей ИС к группе ЗМ
( 13,3)
1 Огнев И. В., Сарычев К. Ф., Гарбузов Н. И. Исследование системы обна­
ружения ,и 1<оррекции ошибок в полупроводниковом операти вном запоминающем
устройстве/!Тр. МЭИ . - 1979.
-
·
Вып. 419.
-
С. 98-101 .
:18 4


Таблица 13.2
Организа ц ия МП, столбцы
ЗМ Х разряды
Ра з рядность секции
Доля ИС формирователей, под­
ключенных к ЗМ секции
4Х8
4
1,0
4Х16
4
1,0
вхв
2
О,8
8Х1 6
2
О,84
Покажем истинность данного утверждения . Суммарное числ (),.
1-' входов ЗМ адресных, режима, данных вычисляется по . фор му­
лам
~
logNЗM
J 2nзм +2+ 2 ,:;,,J
qвх=l2nзм+ 1+logNзм
для ЗМ с мультиплексиро • ­
ванием адреса.
для ЗМ без мультиплекси­
рования адреса .
Для Nзм ~64 и п 3м ~ 1 величина qвх всегда больше числа,
фор м ирователей q в одной ИС (как правило q = 6) , и равенство
( 13. 3) выполняется. Доля ИС формирователей, подключаемых к
З М одной секции матрицы , от общего числа ИС формиров ателей для ,
различной организации МП показана в табл . 13.2 (КФ= 16, q= 6 ;.
З М содер ж ат 8 м ул ьтиплексированных адресных входов).
Ра сс мотре н ные способы подключения формирователей ИС к
м атрице ЗМ о б еспечивают существенное у меньшение р аз рядно ст.и ·
пакетных ошибок при отказ ах элементов электроники обрамления ·
(за исключением формир ователей выбора кристалла). При Ь = 2··
ошибки могут быть обнаруж ены кодами Хэ мминга с минималь ­
ным кодовым расстоянием d = 4, при Ь = 4 - кодами, исправляю­
щими одноразрядные и обнаруживающими двухразрядные и па ­
кетные ошибки и рас с мотренными в гл. 8.
13.3. РА3ДЕЛЕНИЕ ПРИ3НАRОВ OTRA30B ЭЛЕМЕНТОВ
МОДУЛЕИ ПАМЯТИ
Распределения ошибок, возникающих вследствие отказов ряда,
элементов электроники обрамле н ия (таких, как формирователей
адреса, режима, выбора столб ц а, разрядных, а также усилителей
считывания), при полных от казах ИС могут совпадать (см. рис.
4.2). Для диагностирова н ия отказов с точностью до микросхемы
необходимо, чтобы отказы различных микросхем проводили к
,равлиrч,ным 1раюпределениям ошиlб:~к. Эта цель дос11игается путе м ·
использования схем но-тестового . метода _ повышения надежности
ЗУ.
1. Разделение признаков отказов АФ и признаков отказов РФ ,
УС, ФР, ФВК:.2 производится с помощью специального теста ди­
агностирования. При проверке работоспособности РФ, УС, ФР,
ФВК:.2 фиксируются значения сигналов на входах АФ, вследствие
чего отказы адресных фо р миро в ателей не проявляются. При ис-
185 '


юравной работе РФ, УС, ФР, ФВК2 после их проверки изменяют­
,ся значения сигналов на входах АФ и проверяются адресные фор­
:мирователи.
2. Для определения номера отказавшей ИС, содержащей РФ,
:УС, ФР, ФВК2, необходимо подключать формирователи ИС к
,строкам матрицы ЗМ таким образом, чтобы распределения оши­
!бок при отказах различных ИС отличались номерами или количе­
ством строк матрицы ЗМ. Формирователи, отказы которых при­
:водит к одинаковым распределениям ошибок, должны распола­
г аться в одной ИС. Это позволяет, не устанавливая отказавший
,формирователь, указать номер отказавшей ИС 1•
Данное условие выполняется при такой последовательности
:подключения формирователей одной ИС к строкам одной сек­
;ции матрицы ЗМ, содержащей пФ строк:
два формирователя ИС подключаются в качестве РФ и УС к
,.одной строке секции;
-
два последующих формирователя ИС используются в качестве
· ФР и ФВК2 (для ЗМ с !Мультиплексированием адреса) секции;
оставшиеся формирователи ИС попарно подключаются в ка­
честве РФ и УС к другим строкам секции;
при необходимости в качестве РФ и ФР остальных строк сек­
,дии используются формирователи следующей ИС;
неиспользованные формирователи ИС подключаются к адрес-
ным входам ЗМ данной секции; •
подключаются формирователи следующих ИС к оставшимся
адресным входам ЗМ секции . Неиспользованные формирователи
этих ИС подключаются к адресным входам ЗМ следующей сек­
ции.
_
Распределение формирователей для секции матрицы, содержа­
·щей 4 строки ЗМ емкостью 64КХ 1 бит с мультиплексированием
кода адреса, приведено, в табл . 13.3 . Число формирователей в
микросхеме равно 6. Распределение ошибок при отказах РФ, УС,
· ФР, ФВК2 при подключении формирователей к ЗМ в соответст-
: Таблица 13.3
Тип формирователей и их число в ИС
РФ
{
УС
о.
=
=
""=
"
=
='
~;
Строки ЗМ
:,;!
::f
::f
otJ
Э"' о. "'
011"'
1
1
1
1
1
1
1
:r::s:
-,:8 э8 е,~
1
2
3
4
1
2
3
4
1
-
l
1
1
1l
11
2
2
l
l
11
3
6
1 И сследование систе м ы диагностики полупроводникового оперативного за­
поминающего устройства/И. В. Огнев, Ю . А. Розанов , К Ф. Сарычев, О. В .
Исаев//Тр. МЭИ . - 1979.
-
Вып. 4 19.
-
С. 94- 97.
Л86
t
~


.m···ш ■···аша·
....
. ...
....
. ...
••••
•1• ••
а)
6)
8)
г)
о)
е)
ж)
Рис. 13.3. Распределения ошибок при отказах формирователей- первой (а-г},
и второй (д-ж) интегральных ,миюросхем при подключении ИС к ЗМ в со­
ответствии с табл. 13.3
t- ви.и с та1бл. 13.3 1пО1казано ,на ,PiИIC. 13..З. По вищу ра1сщределеН1Ия·
ошибок очевидно, что отказы различных ИС различимы .
·:,
Рассмотренный способ подключения формирователей является
модификацией способа минимизации разрядности ошибок , рас­
смотренного в § 13.1 . Он удовлетворяет двум требованиям
-
ми­
нимизации разрядности пакетных ошибок при отказах элементов­
электроники обрамления и возможности определения номера от­
казавшей ИС обрамления.
13.4. СПОСОБЫ ПОВЫШЕНИЯ КОНТРОЛЕПРИГОДНОСТИ
ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОИСТВ С КОРРЕКЦИЕИ ОШИБОК
Диагностирование ЗУ с коррекцией ошибок имеет свои осо­
бенности по сравнению с диагностированием ЗУ без коррекции·
ошибок. В ЗУ без коррекции ошибок по адресам и разрядам от-­
каза можно определить отказавшую микросхему. В ЗУ с коррек ,­
цией ошибок средства обнаружения и коррекции ошибок маскиру­
ют место дефекта, вследствие чего затрудняется их диагностиро­
вание. Другой особенностью является отсутствие доступа к той,
части, в которой хранятся контрольные разряды. Это затрудняет
контроль и поиск дефекта в этой части ЗУ. Для диагностирования,
ЗУ с коррекцией ошибок необходимо вывести для контроля сиг­
налы характерных точек схемы · (на рис. 13.4 точки А, В, С, D, Е) .
с:,,
<-:,
~
РозрешеН1.1е
перезописа
Стро5 ....гL_
!(онтроль ные
розgлоы
Синором Yr
Донныr:
_л_
!lерезапись
f{oppet(m lfjll/CMOЯ
OШ{.l(ll({l
OшL/ol>'a
0
k
ВыхоiJные
ilонные
Рис. 13.4 . Схема обнаружения и коррекции ошибок в ЗУ
187


Любая модификация схемы, направленная на повышение ее
«онтролепригодности, должна отвечать следующим требованиям
[ 53]:
предусматривать обход схем коррекции ошибок . Это дает воз•
·можность осуществлять прямое тестирование части ЗУ, предна з ­
наченной для хранения информационн ых разрядов;
обеспечить возможность независимой записи информации как
-в ЗУ информационных , так и в ЗУ контрольных разрядов. Это
позволяет тестировать ЗУ контрольных разрядов и формировать ·
-коды с ошибками для тестирования узлов обнаружения и коррек­
ции ошибок;
обеспечивать вывод информации об ошибках. Это могут бып,
-разряды синдрома, информация о корректируемой и некорректи­
руемой ошибке.
Рассмотренная в § 8.2 схема обнаружения и коррекции ошибок
( см. рис . 8.1), имеет следующие недостатки:
не предrу1омотрено 1размыкан1ие летл,и обрат,нюй ,связи, ,об,разо­
-ванной логикой перезаписи ис правленной информации;
не предусмотрена выдача сигналов в ключевых точках схемы.
Известны четыре способа повышения контролепригодности ЗУ
·С коррекцией ошибок, устраняющие указанные недостатки [53] .
1. Запрет коррекции ошиб о к. На рис . 13.4 приведена контро­
.лепригодная
схема обнаружения и коррекции ошибок ЗУ. На вход
дешифратора синдрома DC пода ется сигнал разрешения коррек­
ции «Коррекция». Если уровень этого сигнала низкий, то дешиф­
·рация синдрома разрешена и схема работает аналогично схеме
на рис. 8.1. Если уровень с игнала «Ко р рекция» в ысокий, то деши­
фратор не выбран, коррекпия считанных из ЗУ данных не произ­
·водится и возможно диагностирование информационных разрядов
ЗУ обычным способом.
2. Обеспечение прямого доступ?, к ЗУ контрольных разрядов.
-Этот способ иллюстрируем с помощью рис. 13.5. Низкий уровень
сигн ала «Данные » о беспечивает занесение входных данных в ЗУ
контрольных разрядов. Одновременно мультиплексор обеспечи-
вает считывание контрольных разрядов из ЗУ и выдачу их на вы-
ходную шину данных. Если уровень сигнала «Данные» высокий,
то в ЗУ контрольны х разрядов записыв а ются б иты , сфо рмирован ­
· ны е генератором контрольных р азрядов. При считывании н а в ы­
.ходную шину данных выдаются информационные разряды храня ­
·щегося в ЗУ слова. Способ обеспечивает независимое тестирова -
ние и нфо р мационной и контрольной части ЗУ .
3. Запр ет перез аписи исправл енной инфор м ации . Сигнал «Раз ­
решен ие п ерезаписи » ра з решает автоматический з апуск цикл а пе ­
·резаписи исправленной информации при возникновении в запоми-
Bxoil11ыe
ilшt1tь1e
k
;'j88
®
Рис. 13.5. Схема форми­
р ован ия к онтрольны х ра з­
рядов в ЗУ
$·
-;:
't.


➔
Рис. 13.6. Схема выдачи Иtl{рормаци11
информации об ошиб- о:.::о:.....::..о=ш:..::и:..::17:.:.lf:..::е'-----~
ке - синдр0м, некор•
ректируемая ошибка, Cmpo/J JL
______f&
корректируемая ошибка !lшuolfa
н
!lыхоilные iJoн1tмe
(lm oлolfa. lfOpfJelfцш1. BыlloiJ
OШtiOOlf
н
8ыхоilные
ilонные
н ающем устройстве корректируемой ошибки. При низком уровне
., сигнала «Разрешение перезаписи» перезапись информации не про­
и зводится и ошибка сохраняется.
4. Запоминание информации об ошибках. Сведения об ошибках
(значение синдрома, сигналы некорректируемой и корректиру­
,е мой ошибки) заносятся в специальный регистр (рис. 13.6) , из ко-
1'орого по сигналу «Вывод » выдаются на шину данных. Способ
делает доступным для анализа содержимое разрядов синдрома
о шибки.
'
Рассмотренные спо собы повышения контролепригодности ЗУ
,о беспечивают возможность раздельного диагностирования схем
,о бнаружения и коррекции ошибок и блоков ЗУ, предназначенных
для х_р аления информационных и контрольных разрядов.


ЧАСТЬ 5
ПАРАМЕТРИЧЕСКАЯ НАДЕЖНОСТЬ
ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОЙСТВ
ГЛАВА 14. МЕТОДЫ РАСЧЕТА ПАРАМЕТРИЧЕСКОИ
НАДЕЖНОСТИ ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОЙСТВ
НА ФЕРРИТОВЫХ СЕРДЕЧНИКАХ
14.1 . ОБЩИЕ СВЕДЕНИЯ О ПАР АМЕТРИЧЕСКОИ НАДЕЖНОСТИ
Основная доля всех отказов в работе ЗУ приходится на само -
устраняющиеся отказы - сбои. Появление сбоев обусловлено,
взаимовлиянием элементов ЗУ, дрейфом рабочих параметров,
элементов ЗУ из-за колебаний температурьr, влажности, питаю ­
ших напряжений, а также наличием внутренних и внешних по­
мех.
Параметрический метод расчета и анализа надежности бази­
руется на анализе взаимосвязей выходных характеристик устрой­
ства и параметров составляющих его элементов, с учетом техноло­
гического разброса, температурного и временного дрейфа этих
параме'Гров [2]. Обобщенной ха1ра1ктер;ис11Иiкой параме11р,ичесrюй
надежности является область устойчивой работы (ОУР), постро­
енная в координатах па·раметров, наиболее сильно влияющих на
его работоспособность. Совокупность параметров, влияющих на
работоспособность ЗУ в данный момент времени, может быть
представлена изображающей точкой в п-мерном пространстве
этих параметров. Для обеспечения устойчивой работы эта точка
должна находиться внутри области и по возможности ближе к ее
центру, так как расстояние от этой точки до границы области оп­
ределяет запас параметрической надежности устройства. На прак­
тике построение многомерных областей вызывает серьезные труд­
ности. Поэтому при анализе надежности ЗУ строят плоские обла­
сти устойчивой работы, чаще всего в координатах возбуждающих
токов или питающих напряжений.
При построении области устойчивой работы ЗУ имеется ряд
трудностей, обусловленных, в частности, большим количеством и
функциональным разнообразием используемых элементов. Одна­
ко известно, что работоспособность ЗУ решающим образом зави­
сит от работоспособности накопителя. Анализируя параметричес­
кую надежность накопителя, можно с большой степенью досто­
верности судить о надежности ЗУ в целом .
Области устойчивой работы строят для оценки запаса по ос­
новным параметрам ЗУ. Эти области позволяют оценить качест­
во используемой схемотехники и топологии кристалла, выявить
190
~
')с
..


..:тяжелую» тестовую последовательность, определить оптималь­
ные значения временных и других параметров зм.
На этапе проектирования ЗУ область устойчивой работы поз­
,воляет оценить _ качество топологии ТЭЗ памяти, степень влияния
создаваемых при работе устройства помех по цепям питания на
.работоспособность устройства. Для ЗУ на ферритовых сердечни­
-ках ОУР обеспечивает правильный выбор значений возбуждаю­
. щих токов, оптимальные значения временных параметров, таких,
как сдвиг между фронтами возбуждающих токов и их длитель-
.,,. ность, положение строба, а также уровень амплитудной селекции
- считанного сигнала и т. д. В настоящее время широко использу­
ются теоретические методы построения областей устойчивой ра­
•:боты ЗУ на ферритовых сердечниках. Для полупроводниковых и
ЦМД ЗУ эти методы еще недостаточно исследованы.
14.2 . РАСЧЕТ ОБЛАСТЕИ УСТОЙЧИВОЙ РАБОТЫ
ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОИСТВ НА ФЕРРИТОВЫХ
СЕРДЕЧНИКАХ МЕТОДОМ НА НАИХУДШИЙ СЛУЧАИ
Метод расчета ОУР на наихудший случай рассмотрим на при­
·мере ЗУ типа 2,5 Д. Запись и считывание информации в таком
.ЗУ осуществляются при совпадении адресного / а и адресно-раз­
рядного /р токов. Условия работоспособности ЗУ имеют вид систе­
мы неравенств
/а~/п,/р~/п,/а+/р;;>:fм,
(14.1)
·где /п - пороговое значение тока, при котором не происходит не­
"о братимых процессов перемагничивания в ферритовом сердечни­
<Ке; lм - минимальный ток полного перемагничивания сердечн и­
·ка [2] .
Первое и второе неравенства характеризуют условия надеж но ­
то хранения в полувыбранных сердечниках на адресной и разряд­
ной шинах соответственно и надежной записи кода О , третье не­
р авенство - условие надежного считывания информации и на­
дежной з аписи кода 1.
Графическое решение системы (14.1) представлено на рис.
14.1 . Как видно из рисунка ОУР имеет вид прямоугольного тре­
у гольника, площадь которого существен­
н ы м образом зависит от токов lм, lп, ха­
ракте ризующих качество используемых
сер де чников. Количественно область ус ­
то йч ивой работы ЗУ оценивается допу ­
·ст и мым относительным отклонение м воз ­
буждающих токов от их номинальны х
зн а че ний при различных режимах рабо-
ты ЗУ:
.Ва= /а max-la
/а
Вр= /р max-/"Q
lp
(14.2)
fp
lм
Iп
Ipa
!Jln
~ - -+/Jlp
lau In
l,,, Ia
Рис. 14.1 . Область устой•
чивой работы ЗУ типа 2,5Д
191


Условия работоспособности ЗУ 2,5Д при наихудших сочетаниях
допусков на разброс амплитуд возбуждающих токов запишутся
следующим образом [2]:
(1 +ва) la=ln, (1 +вр) lp=lп, (1-ва) la+(1-8p) lp= lм . (1 4. 3)
Совместное решение уравнений системы (14.3) позволяет ВЫ··
вести зависимость между допусками на возбуждающие токи и
качеством ферритовых сердечников :
1-еа +!-ер=_!_ ,
(14.4)
J+8а J+8р '\'С
где ус=Iп/lм - параметр, характеризующий качество ферритовых
сердечников .
Оценим значения предельных допусков возбуждающих токов.
При ус=О,625 и равенстве адресных и разрядных токов получи м
8а= 18р= 11 %.
Расчет области устойчивой работы методом на наихудший сл у­
чай широко используется при анализе надежности ЗУ на ферри­
товых сердечниках. Метод прост и не требует сложных вычисле­
ний. Однако ему присущи некоторые недостатки. При расчета х
ОУР не учитывается информационная емкость ЗУ. В результате
теоретические ОУР двух или нескольких различных по объему
ЗУ 1со1Верше,нн;о О:П/Ина,ковы, ч·ю протшвореЧ'ит 1Э1юс.пе,ри,ментальным
да,н,ным. Э·ю обстоятель·с11во и1с,ключает ,ора1в.н,ительный анал,из н а­
дежности однотипных ЗУ различных объемов, что является одной
из распространенных задач, решаемых при проектировании.
Получаемые четкие границы ОУР не позволяют прогнозировап,
поведение ЗУ при выходе одного или нескольких параметров , в
координатах которых построена область устойчивой работы, за
пределы, ограниченные этой областью. На самом деле нет резко.
го перехода от работоспособного состояния к полно стью нерабо­
тоспособному и вблизи границ ОУР можно говорить лишь о веро­
ятной работоспособности ЗУ с определенной достоверностью .
Ориентация на наихудший случай часто приводит к недоисполь­
зованию возможностей ЗУ, необоснованно жестким требованиям
на допуски параметров элементов .
Перечисленные недостатки в значительной степени снижают
информативность получаемых ОУР и достоверность результатов
оценки надежности анализируемых вариантов ЗУ.
14.3 . ВЕРОЯТНОСТНЫЙ МЕТОД РАСЧЕТА ПАРАМЕТРИЧЕСК ОИ
НАДЕЖНОСТИ ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОЙСТВ НА
ФЕРРИТОВЫХ СЕРДЕЧНИКАХ
Параметрическая надежность устройства определяется веро­
ятностью того, что некий обобщенный параметр П (х), связа нн ый
с параметрами Пi функциональной зависимостью П (х) =F (п1,
п2, ... , Пi)
и характеризующий работоспособность устройства, на­
ходится в допустимой области
Р= Р {бП (х) ~ бПдоп},
(14 .5)
192
t"
~
►
~


~
где оП (х) = {П (х)-Пном}/Пном .....,_ относительное отклонение' пара­
метра П (х) от номинального зн ,ачения, обусловленное воздейст ­
вием дестабили з ирующих факторов; оПдо ~ - допустимое откло­
·неН1ие парамет,ра П (х) , 1пр,и ,ко тоъ:юм не 1прои1схо,дит отказа устрой­
ства.
..
Работоспособность накопителя, состоящего и з однотипных , ,вза -
'с
имозаменяемых нерезервированных матриц,
пм
Ррабн= П Ррабмi ,
i=l
(14 .6)
где Рраб н ~ вероятность работоспособности накопителя; Рраб м i -
вероятность работоспособности i-й матрицы ; nм - количество мат ­
риц .
Параметры пi являются случайными величинами, зависящим-и
от технологии производства ЗЭ, особ енностей конструкции матри ­
цы и накопителя запоминающего устройства, характера воздейст­
вия внешних факторов. Основными факторами, влияющими на ра­
ботоспособность накопителя, являются параметры ферритовых
сердечников.
J\1агнитные и · геометрические параметры сердечников зависяг
от многих факторов: геометрических размеров и износа пресс­
форм, давления пресса, хи мического состава порошка, тем перату­
ры и технологии обжига . Причем каждый из перечисленных фак­
торов не является решающим. При этом согласно центральной
п редельной тео р еме можно предположить, что параметры •сердеч­
ников распределены по но р мальному закону. Достатс>·1 но большой
статистический материал подтверждает это предположение.
Уравнение работоспособности запоминающего устройства . .Ме­
тодику построения области ус т ойчивой работы рассмотрим на
приме ре ЗУ типа 2,5Д. Рассмотр им матр и цу емкостью Nм бит,
имеющую единую несекц ионированную выходную обмотку . Дан­
ная матрица будет отвечать п риня т ым у·словиям работоспособно­
сти в случае, если в процессе работы ЗУ для каждого сердечни­
ка будут вы полн яться условия (14.1). Вероятность работоспособ­
ности сердеч н ика
Ррабс=РUa~fп,/р~fп,la+lp;?,fм).
(14.7)
В целом для матрицы емкостью Nм бит вероятность работо­
способности
Ррабм={РUa ~fп, lp~ fп,la+ lp;?,fм)}Nм_
(14.8)
В каждом цикле обращения к ЗУ в выбранные координатныf
шины матрицы поступает определенная комбинация адресных и:
ра зр ядных токов. Вследствие разброса параметров формировате­
лей тока, активного, индуктивного и емкостного сопротивлений вы­
бранных шин значения возбуждающих токов в общем случае не
одинаковы. При этом если условия надежного х ранения выполня­
ются для большего из токов, то для меньшего они выполняютсн
7-156
193


автоматически. Сумма же токов должна быть больше fм. Тогда
Ррабм ={Р (max Ua, /р) ~ Iп , rnax Ua , /p)+rnin (!а, /р)~/м]}Nм
(14.9)
Пороговые токи lп и lм характеризуют качество сердечника
и, следовательно, могут быть выражены через его параметры.
Предположим, что материал сердечника имеет идеальную петлю
гистерезиса и что перемагничивание сердечника происходит по
слоям . Тогда на основании закона полного тока
Iп=лНсd,fм =лНсD,
(14.10)
Fде d, D - зна чения внутреннего и наружного диаметров сердеч ­
кика; Нс - коэрцитивная сила.
Т.а1к -как rпара.метры се-рдеч,ни1к•о1В Нс, 1d, D зависят от 1мноnих
факторов и являются случайными величинами, то токи Iп и fм, яв­
ляясь функциями перечисленных параметров, также случайные
величины, и о их значениях можно говорить лишь с определен-
,. ной вероятностью. Подставив в (14 .9) вместо Iп и fм их значения
, из: (14.10), получим
Рр·абм={Р[rnax Ua, /р) ~ лНсd,
max (/а, /р) + min Ua, /р);;;:, л Нс D ]} Nм_
(14.11)
• Степень влияния разброса параметров сердечн,иков на вероят-
ность работоспособности матрицы можно оценить с помощью
сравнения средних квадратических отклонений ИJIИ дисперсий
этих параметров . В табл. 14.1 приведены значения дисперсий па­
раметров Нс, d, D для наиболее распространенных термостабиль­
ных быстродействующих сердечников памяти. Из таблицы видно,
что а 2 (Нс)» а 2 (d), а 2 (D). На этом основании геометрические ца­
раметры сердечников в уравнении работоспособности могут быть
учтены не как случайные, а как детерминированные, и ( 14.11)
примет вид
р = {Р [max(/a,/p) <Н < max(/a,lp)+min(/a,/p) - J 1 Nм_
раб м
лd
с
лD
f
(14.12)
Уравнение (14.12) является базовым для вычисления работо-
способности ЗУ в вероятностной форме, с помощью которого
можно исследовать параметрическую надежность ЗУ.
Расчет вероятности работоспособности запоминающего устрой­
ства. Определение вероятности работосрособности ЗУ на основе
уравнения ( 14.12) сводится к вычислению вероятности попадания
нормально распределенной случайной величины Нс с известными
параметрами М (Нс) и а(Нс) на заданный участок от агр=
=шах(/а, /р)/лd до Ьгр=[шах(/а, /p)+rnin(/a, /р)]/лD. Задаваясь
значениями адресных и разрядных токов, можно определить пре­
делы в уравнении работоспособности и вычислить вероятность ра­
ботоспособности ЗУ.
194
r:
-...- ~
►,.-~
..


Таблица 14. 1
Тип сер -
· Пара-
М(х)
Допуск
Дисперсия а'( х }
б'(Нс)
Токи, мА
дечника
метр, х
Лх
б'(d, D)
~
3ВТ
Нс,э 3,0 ±10%
0,640-I0- 4
lп=414,
d, мм 0,55 ±0,03
О,999, lo- 0
65
lм=603,
D, мм О,80 ± 0,04
о,177.10- 5
36
lo=349
·~ 5ВТ
Нс
5,0 ±10%
О, 177•I0- 3
lп = 502,
d
0,40 ±0,02
0,444- I0 - 8
400
lм=753,
D
0,60 ± 0,025 0,694• I0- 8
256
lo=430
7ВТ
Нс
7,0 ±10%
0,348-10- 3
lп=615,
d
0,35 ±0,02
0,694· I0-6
500
lм=879,
D
0,5 ±0,025
0,999· 10- 6
350
l o=513
I0IП-6
Нс
5,0 ±10%
О, 177-1 0- 3
lп=502 ,
d
0,40 ±0,02
0,444- 10-:- 6
400
fм=753 ,
D
0,60 ±0,025 0 , 694, 10- 6
256
fo=430
lООП-2
Нс
2,4 ± 10%
о ,409-10- 4
fп=422,
d
0,70 ±0,02
0,444 , I0- 6
93
fм=603,
D
1,0 ±0,03
0,999 -I0- 8
41
fo=35 1
102П-5
Нс
1,3 ±10%
О, 111 -10-4
lп= 125 ,
d
О,40 ±0,05
о ,444• 10-0
25
lм= 188 ,
D
0,60 ±0,03
0,999 - 10-6
11 ,2
fo= 107
IООП-Э
Нс 10,0 ±10%
0,711-10- 3
lп=452,
d
о, 18 · ±0,01
О,111-10- 6
7000
fм=754, •
D
0,30 ±0,02
0,444 -10- 6
1600
lo=411
I ООП-9
Нс
6,5 ±10%
0,300-10- 3
fп=555: '
d
о, 11 ±0,02
0,444• ]О- 6
680
fм=865,
D
0,53 ±0,03
О ,999-10- 6
320
l o=485
Функция распределения коэрцитивной силы вычисляется по
формуле
1
нс
F (Нс) =---== S е-[ Нс-М<Нс)]'/ 2а'(Нс) dHc,
(14.13)
~
а (Нс) 1/2л -оо
Интеграл (14.13) вычисляют через нормальную функцию рас-
пределения F (Нс) = Фо (z), для которой составлены табличны.~
значен<Ия:
z
Ф0(z)=
1
_
S е-2212 dz,
l/2л -""
(14.14)
где Z = [Нс -М(Нс)]/а(Нс),
7*
19i


Нетрудно убедиться, что функция Фа (z) соответствует простей­
шему нормальному распределению с параметрами М(Нс) =О и
а ( Нс) = 1. С учетом ( 14.14) определяем
р = ф [Ьгр-М (Нс)]-Ф [агр--,М (Нс)]
рабы о
(Н)
о.
(Н)
•
..
ас
ас
(14.15)
При анализе работоспособности ЗУ, коrда известны все nара­
метры сердечников, значения Ф (z) можно определить по табли­
цам I или с помощью аналитической функции
F (Нс)= {0,5 ехр [0 ,8 z (1-0,4 z)]
приz~О,
(l 4_lб)
1-0,5exp[-0,8z(l+0,4z)] при z>0.
Расхождение результатов, полученных с помощью табличных
значений и (14.16), не превышает 0,0065 при любых z.
Расчет оптимальных значений возбуждающих токов запомина­
ющего устройства. Правильно выбранные значения возбуждаю­
щих токов позволяют обеспечить максимальную работоспособ­
ность ЗУ во всех режимах его работы. Выбор оптимальных значе ­
ний возбуждающих токов / 0 сводится к на хождению значений ад­
ресных / а и разрядных / Р токов, при которых обеспечивается мак­
симальная вероятность работоспособности ЗУ.
Так как значение Рра бм в (14.12) симметрично относительно
адресного и разрядного токов, т. е. не изменяется при замен~
I a на /р и наоборот, то максимум вероятности работоспособности
будет при la=lp=la:
N
•
Ppaбмmax={P(I 0/nd<Hc<2/0/лD)} м_
(14.17)
При нормальном распределении случайной величины Нс и по­
стоянном значении (Нс max-Hc min) максимум функции ( 14.17) бу­
дет в случае, когда ее левый и правый пределы расположены сим­
метрично относительно . М (Нс) (рис. 14.2). Исходя из этого условия,
можно записать
Uо/'Лd+2lа/'ЛD)/2= М(Hc)-
;u
!fiНcl\-- J:~ и"схр
k ;;;,,,, ,. 1
1
_ .J.
lu ::JН rlf, ., .2 10
flc
:IГd -..1 ~ с Ело
M(lfc)
Рис. и.2·. График, иллюстрирующий
метод вычисления вероятности ра­
ботоспособн.ости ЗУ и оптимальных
возбуждающих токов .
(14.18)
Cf
Рраб м ma.r
мr I0 )-/JI0 M(l0 ) M(l0)•дl0 10
Рис. 14.3 . Определение границ об­
ласти устойчивой работы ЗУ
1 Сегал Б. И., Семендяев К. А. Пятизначные математические таблицы. -
М.: Физматгиз, 1962.
-
464 с.
196
.,
~


·f
Из (14 . 18) находим оптимальное значение
тока
во з буждающего
fO=2М,(Нс)пdD/(2d+D).
(14 .19)
З н ачения оптимальных токов для распространенных сердечни­
к ов п амяти , вычисленные по (14.19), приведены в табл. 14.1.
З ная оптимальное з начение во з буждающих токов, вычислим
мдк с имальную вероятно сть работоспособности ЗУ:
.
.
.
.
.,
Nм
t0 -to
{ [·'
•
]
}Nм
Ppaбмmax=fP(to<Hc <io)} = 2Фо а(Нс)
-1
'
(14.20)
iГД~ i0 =Io/лd, i'o =210/лD.
Обозначив yc=d/D и подставив в (14.20) вместо cr(Hc)
его зна чение, вычи с ленное по формул е
cr (Н~) = М (ffc) Л НJЗОО,
(14.21)
получ им
р
= {2Ф [ 300(2ус-1) ] -l}Nм
ра бмmах
,о ЛНс (2ус +l)
'
(14.22)
где ЛНс - ра з брос коэ рцитивной силы в партии нераз бракован­
ны х с ердечников .
Ан ализ уравнения работоспособности (14.22) по з во л яет сде­
лать следующие выводы :
запоминающее устройство будет абсолютно неработоспособно
в случае, когда d= 0,5D, ус=О,5. При этом
Ррабмmах= {2Ф0[0]- l}Nм =О;
максимум вер оятности и р аботос п особн о сти будет в случ-ас,
когда нако п итель собран из абсолютно иде нт ич н ых серде ч ников,
т. е. пр,и :Л.Нс =О . Пр;и э.'ЮМ
Ррабмmах={ 2 Ф0 [oo] _:__ l}Nм= 1.
При увеличении разброса коэрцитивной силы сердечников в
матрице в ероя т н ость работоспособ ности ЗУ умень ш ается.
Постр оение области устойчивой работы запоминающего уст•
ройства. Коэ рцит и вная сила в партии сердечников распределена
по нормаль н ому закону. На основании ( 14.19) можно утверждать,
что значен и е о iпималь н о го возбуждающего тока также распреде ­
лено по н ормальному закону . П р и этом каждому значению веро­
ятности работос п особности, лежащему в диапазоне О~Рраб м~
~Рр аб м max, соответствует некоторое множество значений возбу­
ждающих токов, в частности от М(/о) - Л!0 до М(/0 ) +Л10 (рис.
14 .3) . Иными словами, для каждого значения вероятности рабо­
тоспособности, лежащего в указанном диапазоне, может быть по­
строена ОУР в координатах возбуждающих токов, в пределах
которой Рраб м~Рраб м зад, где Рраб м зад - заданное значени~
Рраб м•
197


При построении ОУР с заданной вероятностью работоспособ~
н,ости 1воспользуем1ся ·ме11оди1кой, применяемой пр,и экс-пер.имен'-
•тальном определении областей устойчивой работы ЗУ, когда из­
меняются адресные и разрядные токи и фиксируются те их зна ­
чения , при которых пропадает считанная единица или появляет ­
ся ложная единица .
При построении ОУР будем · задаваться изменением возбужда ­
ющих токов от их . оптимальных значений, фиксируя при это м
приращение Лlа, при котором в данном режиме вероятность ра ­
ботоспособности станет равной заданной . Отложив полученны е­
значения приращений ЛJ а от 1а в координатах адресного и раз­
рядного токов, получим точки, соединив которые построим ОУР ,
сооrветствующую заданной вероятности работоспособности.
В качестве примера запишем уравнения работоспособности
для следующих режимов.
1. Режим отрицательного симметричного смещения (точка
1 на рис . 14.4) . В этом режиме одновременно и на одинаковое
значение уменьшаются адресные 1а и разрядные 1Р токи от их
оптимальных значений :
р = {Р [fо-Л/1 < Н < 2(/о-Л/1)]}N_м _
раб м1
:n:d
с
:п: D
(14.23}
2. Режим несимметричного перекоса (точки 2 и 10) . В этом
режиме один из возбуждающих токов остается неизменным, а дру­
гой уменьшается на ЛI2:
р = {Р [!.!:.. < Н < 2·10-Л/2 ]}Nм.
рабм2
:n:d
с
:п: D
(14 .24)
3. Режим перекоса (точки 3 и 9). В это!),1 режиме одновремен­
но значение одного из токов увеличивается на ЛI з, а другого -
уменьшается на 2Л1 з:
р = {Р [lo+ЛI3 < Н < 21о-Л13 ]}Nм.
раб мз
:п: d
с
:п: D
(14.25)
4. Режим симметричного перекоса (точки 4 и 8), при котором
один из возqуждающих токов увеличивается на Л]4, а другой
уменьшается на ту же величину:
ррабМ4={р[Jо~: /4 <Нс<:~·]}Nм •
(14.26)
5. Режим несимметричного перекоса в сторону увеличенин
(точки 5 и 7). Значение одного из токов возбуждения остается
равным Ia, при этом значение другого увеличивается на Л]5:
•
Ррабм5 = {Р [1°~/ 15 < Нс< 210 ~:fs ]}Nм.
(14.27)
6. Ре.жлм симметричного положительного смещения (точка 6).
В этом режиме одновременно и на одинаковое значение Лfб уве­
личиваются адресный и разрядный токи:
Ррабм6= {Р [Iо+Лlв < Нс< 2(/о+Л/6) ]}Nм .
(14.28},
.
:n:d
:n:D
•
198
:;


t
lp,м/1
510
.lf 70
310
3
ч
-s
б IJНс= r'1⁄4
5'1/о
9 о/а
n'1⁄4
13°/4
Ip, мл
"'
480~
'- ;::
Л
ч6О
420
Nм=1
256
512
!;096
350 390 !;30 470 510 la,MII
Рис. 14.4 . ОУР ма'Гриц на сердеч­
никах 5ВТ с вероятностью ра!iiото­
-сп0собнос'Ги Р.ра.б м=1
J'IO 360 380 'IOO чzо 1140 '160 '180 10 , м/1
Рис. 14.5 . Влияние емкости матрицы
на границы OYJ>
Нетрудно убедиться, что для каждого режима работы ЗУ
уравнение работосп особности имеет свой вид. Координаты точек
1-10 ОУР можно вычислить с помощью табулированных функ­
ций согласно (14 . 15) или с помощью аналитической функцин
(14.16) .
В качестве примера на рис. 14.4 приведено семейство ОУР
с Рраб м= 1., постр:оенное для матрицы ЗУ на сердечниках 5ВТ
с
размерами О,6ХО,4ХО,13 мм при различных значениях разбро ­
с а коэ рцитивной силы ЛНс сердечников и температуре, равной
25° С.
Влияние информационной емкости матрицы на границы ОУР
~можно ю ц•елитъ 1с 1пом•ощью р,ис. 14.5, на с1ютором 1прм1ведены ,обла­
сти устой чивой работы с Ррабм=l матриц емкостью 1,256,512 и
4096 бит на сердечниках 5ВТ. К.ак видно из рисунка , с увеличе­
нием емк ости матрицы ОУР уменьшается.
Анал из получе нны х ОУР позволяет оценить качество феррито­
вых серд ечников, и х пригодность для применен ия в ко нкретном
ЗУ и решить ряд других зад ач проектирования [2].
ГЛАВА 15. ИССЛЕДОВАНИЕ ПАРАМЕТРИЧЕСКОЙ
НАДЕЖНОСТИ ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОйств ·
С ПОМОЩЬЮ ОБЛАСТЕЙ УСТОЙЧИВОЙ РАБОТЫ
15.1 . МЕТОДЫ ПОСТРОЕНИЯ ОБЛАСТЕЙ УСТОЙЧИВОЙ РАБОТЫ
ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОЙСТВ
Экспериментальные ОУР используются для оценки парамет­
рической надежности конкретных экземпляров ЗУ, выбора опти­
мальных рабочих параметров, обеспечивающих максимальную ус ­
тойчиво сть .ЗУ. Известны следующие методы построения областей
199


Х7i
Ll::z
Х1тах ~
xxxxxxxxxx_g
хх ••••••хh::
ххх •••••х '"'3
txxxx •·• •х
хх:хх ••••х-1-
ххххх •••Х f
ххх х ххх••х
ххх>:хххх
ХХХХ Х ХХХХ ,'<
Ximin
~
Xzm[11
X,rna:c Xz
а)
Х7
Х10 f------ ... .- -- - ,-
Xzo
IJ)
х,
Х70
х·
х х,--1----:-1
•
"t,t
~-----:~,у:___х
• x-):;;J\"- . 1
х ')'\lx
х
Xz
Х20
8)
Рис. 15.1. Последовательность операций при построении ОУР методами :
а) матричных испытаний; 6) контурного обхода ; в) секущих
.t:z:
устойчивой работы: матричных испытаний, контуриого обхода·,
секущих .
Метод матричных испытаний заключается в переборе всех.
возможных сочетаний параметров, в координатах которых стро ­
ится О-УР 1 . Параметры изменяются с некоторой дискретностью .
Для двумерных ОУР пространство параметров ограничено мини­
мальными и максимальными значениями каждого из изменяемых;
параметров и представляет собой матрицу (рис. 15.1,а) . Испыта ­
ния производятся в каждом узле матрицы . Достоинствами метода
являются точность определения границ ОУР, обнаружение раз­
рывов внутри области и нахождение всех областей, если их боль­
ше одной. Недо:ста'!iком ме'!1ода я1вляется 1нео1бхощимость :пере6ора
большого количества сочетаний изменяемых параметров, что обу­
словливает низкое быстродействие метода.
Метод контурного обхода заключается в поиске и обходе гра­
ницы области устойчивой работы 2 . В начале испытаний значения,
параметров соответствуют их номинальным или близким к ним
значениям (х10, Х20 на рис. 15,1,6), чтобы начальная точка заведо­
мо находилась внутри ОУР. Затем один из параметров изменяется:
с заданной дискретностью до тех пор, пока не будет зафиксиро­
вано нарушение работоспособности устройства, что сигнализиру­
ет о выходе отображающей точки за пределы ОУР. Далее опре­
деляется граница ОУР. Обход границы ОУР происходит по уз­
лам матрицы в последовательности, показанной на рис. 15.1,6 .
Если точка не принадлежит области, то обход совершается по,
часовой стрелке, если принадлежит, то против часовой стрелки.
При !Каждо,м ,последующем пересечении -гарнrицы ОУР на1правле­
ние обхода изменяется на противоположное. Если искомая грани­
цы ОУР лежит вне пределов допустимых изменений параметров ,
то их крайние значения фиксируются в качестве точек границы.
1 Васи.qьев Б. В., Козлов Б. А., Ткаченко Л . Г . Надежность и эффектин­
ность радиоэлектронных устройств-. - М.: Сов. радио, 1964.
-
368 с.
2 Горелова Г . В., Здор В . В., Свечарник Д. В. Метод оптимума номина,1 а,
и его применение. - М. : Энергия, 1970.
-
200 с.
200
~-
'>·


t
-.,.
Если полож'ение ОУР . неизвестно, то поиск границы ОУР начина­
-ется с начальной точки методом матричных испытаний. После оп­
ределения первой точки, находящейся внутри области, находится
граница ОУР по описанному выше алгоритму. По сравнению с
методом матричных испытаний метод контурного обхода облада­
ет более высоким быстродействием благодаря целенаправленно­
му поиску граничных значений параметров. Метод обеспечивает
точное определение границы ОУР. Недостатком метода контурного
обхода является невозможность обнаружения разрывов области ус­
тойчивой работы и сложность его реализации .
Метод секущих заключается в одновременном изменении не­
скольких параметров, что позволяет существенно уменьшить вре­
мя испытаний. 1 В начале испытаний значения параметров соответ­
ствуют номинальному режиму (х10 , х 20 на рис. 15.1,в) . Затем значе­
ние ·:)Дного из параметров, например Х1, увеличивается до тех пор,
пока не произойдет выход отображающей точки за пределы ОУР.
Значения параметров, предшествующих выходу из ОУР, фиксиру­
ются как координаты точки, принадлежащей границе. Далее про­
цедура повторяется при изменении Х1 и Х2, затем при изменении
Х 2 и т. д. Таким образом, траектории отображающей точки пред­
•с тавляют секущие, соединяющие точку номинального режима с
точкой, принадлежащей границе ОУР. Для более детального ис­
-следования ОУР возможно построение секущих с шагом одного
rиз ·пара~метров., 1к:рат.ным оено1вiсюму , (,на1п,р1име,р, х 1 + ,Лх1, х2- 2·Лх2
на рис . 15,1,в).
Если положение ОУР заранее не известно, то в качестве . ис­
ходной точки берется начало координат. При этом траектории
движения отображающей точки представляют собой прямые ли­
нии, соединяющие начало координат с точками, лежащими
на
границе O-УР. Достоинствами метода является возможность опре­
деления разрывов ОУР и более высокое, по сравнению с методом
м.атричных испытаний, быстродействие. Недостатком является
меньшая точ н ость определения границ ОУР по сравнению с мето­
дами матричных испыта н ий и контурного обхода .
Метод матричных испытаний целесообразно применять для
построения ОУР, вид которой неизвестен, т. е. при анализе пара­
метр:и~чеюкой .наде:ж,н.01с•т;n ,вн-овь iСО'зданных .ЗУ, а та1кже на,дежно­
сти серийных устройств, время тестирования которых невелико.
Методы контурного обхода и секущих целесообразно исполь­
з овать для а н ализа ОУР ЗУ, требующих для контроля их рабо­
тоспособности длительных тестовых последовательностей, напри­
rv1 ер , полупроводниковых оперативных ЗУ большой информацион­
лой емкости.
1 Светликов •ю. А., Краснов И. А. Методы о п ределения областей работо­
-способности технических объектов//Тр. IV Всесоюз. школы-семинара по техни-
-ческой диагностике. -
· Челябинск,1976. -
Вып. 181.
-
С. 2 1-25.
20.1


15.2 . МЕТОДЫ ОПРЕДЕЛЕНИЯ ОПТИМАЛЬНОЙ РАБОЧЕЙ
ТОЧКИ ЗАПОМИНАЮЩЕГО УСТРОЙСТВА
Рабочая точка ЗУ (установленные значения п араметров, в координатах ко­
торых п ост р оена ОУР) о п ределяется таким образом, ч:rо бы об.е сп ечи~ъ мак­
симальную устойчивость работы. При ис следова н ии па.раметрической надежно­
сти ЗУ используются следующие методы нахождения оптимальной рабоч ей точ­
ки: мето д равных полей; вписывание в ОУР окружности максимального диа ,­
метра; вписывание в ОУР прямоугольника максимальной площади.
При использовании метода равных полей исходную рабочую точку поме­
щают внутрь ОУР (для ОУР ЗУ на ферритовых сердечниках точка с коорди•
натами /рн, Iан на рис. 15.2,а). Изменяя значе.н.ие одно г о из параметров, на­
ходят его минимальное и максимальное граничные значения. При . значении,
данного параметра, равном среднеарифметическому от его граничных значе­
ний, тем же, способом определяют граничные значения второго п араметра . По ­
сле этого з начение второго параметра принимают равным среднеарифметическо­
му от его граничных значений и ,процедура вновь повторяется. Так, итераци­
онным методом о п ределяется точка с координатами /ро , Iao, равноу дале нная
от границ ОУР по каждому из параметров в отдельности (рис. 15.2 ,а). Пр11;
одновременном отклонении параметров допуски значительно уменьшаются. 1
На примере ЗУ ти п а 2,БД р.а,ссчитаем метод:ом равных полей оптимальные
значения и допуски на токи возбуждения. Учитывая, чrо ОУР ЗУ типа 2,5Д
представляет собо й равносторонний прямоугольный треуголь н ик, а рабочая точ­
ка О равноудалена от его сторон, можно показать, что допуск на возбужда­
ющие токи Лl = 1/3 от длины катета треугольника (рис. 15.2,6)
Л/= Л/а=Л/р = DO=ОС=АВ/3,
(15. 1).
Треугольник В!пlм равносторонний и прямоугольн ый, в котором прил е га­
ющая к прямому углу сторона равна 1,,-Iп. Тогда АВ = 21п-l м, а допуск на
возбуждающие токи равен
Л/ = (2/п-/м)/3.
(15 .2)
Значение о п тимального тока апределяется выражением
fo= Iao= fpo= fп-Л1= (/п+fм)/3"
(, 15.З )
IP ~-
Ip
lм~
[
'
1}
fpo 1
"'
1
1;0 .
-
{Jс
lрн
'\.h
1
11~
1
1~,
э,
1ан 1ао
la
1ао 1п 1м, III
а)
о)
Рис. 15.2. Определение методом равных полей:
а) о п тимальной рабочей точки; б) допусков на отклонение токов
1 Агафонов А . Н . , Лесников А. А . Автомат поиска оптимальной рабочей:
точки накопителя за п оминающего устройства н а магнитн ы х сердечниках//Воп­
росы рад и оэлектроники. Сер. ЭВТ. - 1976.
-
Вып. 6.
-
С. 85-97.
202
:,,


!
-1;
.t
Относительное ·отклонение возбуждающих токов от их номинального зна•
чения
ЛI 21п-1м
B=Ba=Bp=fo = lп+lм -
2ус-1
Ус+ 1
(15.4)
При одновременном изменении 2озбуждающих ток.ов допуск уменьшается
и составляет
Лlo= Лlao= Лfpo=Л1/2.
(15.5)
Допустимое относительное отклонение возбуждающих токов Во в этом
случае
Во= Л lo/lo = в/2.
(15.6)
Для вогнуть1х ОУР, а также ОУР с разрывами данный метод дает невер­
ные результаты (рис. 15.3) . При использовании метода равных полей достаточ­
но знать лишь вид обла,сти: выпуклая, вогнутая, имеет или не имеет разрывы
:и не требуется строить ОУР, что существенно сокращает время регулировки
устрой ства .
Определение оптимальной рабочей точки путем вписывания в ОУР окруж.
ности максимального диаметра на гi,римере ЗУ на ферритовых сердечниках по­
казано на рис. 15.4. Оптимальная рабочая точка с координатами lpo, lao яв•
.ляется центро·м окружности
(/а-1ао)2+(/p~lpo)2 = Л /2,
(15. 7)
:вписанной в треугольник, а допустимые отклонения каждого из токов - ради•
ус окружности Л/. Область устойчивой работы имеет вид треугольника, обра­
зова нного прямыми, которые задаются уравнениями
la +lp-lм=O. la-lп=O, lp-lп=O.
(15 .8)
Совместное решение уравнений (15.7) и (15 .8) определяет lao, /р 0 , Л/
через известные па-раметры / п и / м ферритового сердечника
lo=lao= /ро =(У2/п+lм)/(2+У2),
Л1= д/а=Лlp= (2/п~lм)/(2+У2).
(15.9)
• (15.10)
При одновременном уменьшении адресного и разрядного токов допустимые
,о тклонения токов уменьшаются в уi"раз:
Л/о=Лlао=Л/ро =Л!/У2.
х,i
.Л:тн
Х,70 1
--
~1
Хгн Xzo
а)
\
(15 . 11)
:x;I
Х7н
Х70
Xz
хгн Xzo
Xz
б)
Рис. 15.3. Определение оптимальной рабочей точки ОУР методом равных по-
_
лей для:
.а,) выпуклых ОУР; 6) ОУР с разрывами
203 -


ip
I,,,
Iп
Ipo
'
'
1'
Iao Iп I,,, Ia
Рис. 15.4. Определение оптимальной
рабочей точки ОУР пут е м впи­
сывания в область окружности мак­
симального диаметра
fp
I ,,, 1",
Iп
1ра
1',
Iao Iп lм la:
Рис. 15.5 . Определение оптим аль но й;
рабочей точки ОУР путем вписыва­
ния в область прямоугольника м ак- ­
симальной площади,
Разделив левую и правую части уравн ения '(15.10) соответственно н а ле­
вую и правую части у,равнения (15 .9), получим значение допустимого относи -­
тельного отклонения каждого возбуждающего тока:
2 Iп-lм
8=1/2Iп+Iм
2ус-1
у2ус+ 1
(15. 12),
При одновременном и зменении обоих возбуждающих токов . их, допустимо е от­
носительное отклонение
80= Л/о//о =в1/2.
(15 . 13)-
При определении оптимальной рабочей точки путем: в пи сывания в ОУР·
прямоугольника максимальной площади допускается одновреме нн ое максималь­
ное отклонение обоих влияющих парамет,ров. Получение рабочей точки этим.
методом показано на рис . 15 .5 . Так как рассматриваемая QYP пр·едставляет со­
бой равносторонний прямоугольный треугольник, вписанный прямоугольник мак ­
симальной площади трансформируется в квадрат. Сто р она квадрата равна
половине катета треугольника. Максимальное отклонение возбуждающих ток ов­
равно
Л/= Л/а=Л/р = (2/п-lм)/4,
а их номинальное з н ачение
!о=Iao= fpo = lп-ЛI= (2111+ (/м)/4.
Допустимое о тноси тель ное отклонение
по формуле
Л / 2/п-/м
е----
-
I - 2/п+lм
2ус-1
2ус+ 1
возбуждающих токов
(15.14),
( 15.15),
вычисляетсff
(15.Щ,
В табл. 15.1 приведены оптимальные значения возбуждающих токов и их
относительные отклонения для рассмотр ен ны х методов определения оптималь­
ной рабочей точки отечестве нных сердечников памяти . Анализ результатов­
табл. 15.1 позволяет сделать следующие выводы. Во з буждающи е токи имеют
максимальное значение в рабочей точке при вписывании в ОУР прямоугольн и­
ка максимальной площади, минимальное значение - при использовании мета -­
да равных пол ей. Для рабочей точки, совпадающей с центром вписанной в ОУР'
окружности максимального диаметра, токи имеют среднее зн ачение. Разн ица.
204
t
х


.f
.:,
.L
Таблица 15.1
10, мА
Е,%
Ео, %
Тип сер- 1
дечника
1
1
2
1
3
1
1
21
3
1
1
21
3 1 '\>с /Iп, мAII,i, мА
3ВТ
339 348 358 22,3 19, 1 15,8 11,2 13,5 15,8 0,688 414 603
513Т
418 428 439 19,9 17 ,1 14,2 10,О 12, 1 14,2 0,666 502 753
7ВТ
498 512 527 23,5 20,1 16,7 11,8 14,2 16,7 0,700 615 879
!О!П-6 418 428 439 19,9 17, 1 14,2 10,0 12,1 14,2 0,666 502 753
!ООП-2 342 351 362 23,5 20,1 16,7 11,8 14,2 16,7 0,700 422 603
!02П-5 104 107 110 19,9 17,1 14,2 10,0 12 ,1 14,2 0,666 125 188
lООП-Э 402 408 414 12,5 10,8 9,1 G,2 7,6 9, 1 0,600 452 754
!ООП-9 473 483 494 17,3 14,9 12,4 8,6 10,5 12,4 0,642 555 865
Примечание. 1- метод равных полей; 2- вписывание в ОУР окружности мак-
си.мального диаметра; 3 - вписывание в ОУР прямоугольника максимальной площади.
оптимальных возбуждающих токов при раз­
личных методах определения рабочей точки
лежит в пределах 1,5 -6% .
Относительное отклонение возбуждающих
токов максимально при методе равных полей
и составляет для различных сердечников
12,5-23,5%. Наименьшие допустимые откло­
нения возбуждающих токов 9,1-16,7% будут
в том случае, когда рабочая точка определя ­
ется как центр вписанного в ОУР прямоуголь­
ника максимальной площади .
Определение оптимальных рабочих то-
чек многомерных ОУР, зависящих от трех
Х7
Х70
~
~ ....
~~ [ /-XJo+LJx3
1~ Хзо
----------Хзо-/JХ!
Xzo
Xz
Рис . 15.6. Определение опти­
мальной рабочей точки трех­
мерной ОУР методом проекци­
онных сечений
и большего 11нсла нараметров, является достаточно сложной задачей. На прак­
тике она решается методом проекционных сечений 1• При использовании этого
метода строятся плоские области в координатах двух наиболее влияющих парэ.­
метров. при фиксированных значениях остальных параметров. Затем наложением
полученных облае1 ей друг на друга определяют их пересечение, для котороr,)
и определяется оптимальная рабочая точка (рис. 15.6) .
15.3 . ОБЛАСТИ УСТОЙЧИВОЙ РАБОТЬI ПОЛУПРОВОДНИКОВЫХ
ЗАПОМИНАЮЩИХ МИКРОСХЕМ
Значительную часть отказов ЗМ составляют параметрические
отказы, вызванные помехами, паразитными связями внутри м ик­
росхемы, а также изменениями временньrх задержек в зависимости
от характера теста . Уровень помех и временньrе задержки зави ­
сят от схемотехники и конструкции ЗМ, типа теста и значений
питающих напряжений . Это определяет зависимость ОУР, пост­
роенН<ой в :коор.дiинатах шитающих на,п1ряже1Н,ий, -от ти~па теста {79].
1 Маслов А . Я., Татарский В. Ю. Повышение надежности радиоэлектронной
аппаратуры. - М.: Сов. радио, 1972.
-
264 с.
205
ocJ


На практике для обнаружения параметрических отказов ис­
пользуют контроль ЗМ при предельных значения~ питающих на­
пряжений . Однако этот метод контроля имеет существенные недо ­
статки . Во-первых, не известен запас работоспособности испыты­
ваемых ЗМ на выбранных тестах . В контрольно-проверочной ап­
паратуре (КПА) микросхемы могут проверяться в более легких
режимах, чем при их работе в реальной аппаратуре. Поэтому ЗМ,
не имеющие запаса работоспособности при их проверке, могут от­
казать из-за помех по цепям питания и сигнальным цепям, кото-
рые возникают при работе в реальных ЗУ. Во -вторых, если не-
~
сколько различных тестов могут отбраковывать примерно одина -
ковое количество неисправных ЗМ, . то неясно, какому из них от-
дать предпочтение.
От этих недостатков свободен параметрический метод анализа
надежности, позволяющий оценить запасы работоспособности ЗМ
по основным влияющим параметрам и учесть зависимость их ОУР
от типа теста .
Области устойчивой работы запоминающих микросхем в ко­
ординатах питающих напряжений. При построении ОУР в коор­
динатах питающих напряжений в зависимости от типа теста ус­
танавливаются предельные параметры временной диаграммы ЗМ.
Если ЗМ имеет несколько питающих напряжений, то два из ню:
выбираются в качестве координат ОУР, а для остальных уста­
навливаются предельные значения. С помощью методов, рассмо­
тренных в§ 15 . 1, сщре1деляю11ся лран1ицы ОУР ,З,М ,при разл1ичных
тестах.
Обла,сть 1ус"Гойч,и1вой ,ра~боты д,инамичеС1кt0й ЗМ К565РУ1А е,м­
костью 4КХ 1 бит, построенная в _ координатах напряженин
Ипит1I ( + 12 В) 1и Ипитz ( + 5 В), ,приведена ,на 1р,и1с. 15. 7 1. Режимы
проверки ЗМ: напряжение смещения подложки -5,5 В, амплиту­
да сигнала «Выбор кристалла» 12 В, фронт 10 нс, температура
окружающей среды 25° С. Для данной ЗМ тяжелыми являются
тесты типа No: «Попарное считывание» и •«Бегущая 1 (О)». Тес­
ты обеспечивают достаточно полную проверку обрывов и корот­
ких замыканий, вызывающих нарушение записи и считывания ин­
формации (см. табл. 6.1). Наименьшая ОУР ЗМ получается прп
тестовом слове О на фоне 1 и напряжении смещения подложки
-5,5 в2.
•
•
•
Для :::;м с одним источником питания построение ОУР сводит-
ся к определению граничных значений питающего напряжения,
при которых нарушается работоспособность ЗМ. Достоинством
данного метода построения ОУР является простота реализации.
Изменение уровня . питающих напряжений по программе осущест-
1 Запоминающее устройство емк6стью 4096 бит на однотранзисторных ячей­
ках памяти/П~ М. Гафаров, Ю. В. Минков, В. И. Соломоненко, В. И. Уросов;'/
Электронная промышленность. - 1978.
-
Вып 8.
-
С. 5-11 .
2 Огнен И. В., Сарычев К. Ф., Щеглов Е. А. Результаты исследования
запоминающих микросхем К565РУ1А//Помехи в цифровой технике-78. - Виль­
нюс, 1978.
-
С. 104-107 .
206
-·


4-
..
вляется с помощью программно- ипитz,В
у правляемых источников пита- б
ния. Метод не требует програм-
1
:
1
1
1
1
мно го изменения временньrх пара- 4
метров для построения ОУР .
Области устойчивой работы 2
г□,
211
1
L
J
б 8 70 72 14 lбUnumJ,B
ЗМ в координатах напряжение
питания ЗМ - напряжение пита­
ния элементов электроники обра­
мления. Для ЗМ с одним питаю- Рис. 15.7. Области устойчивой ра­
щим напряжением ОУР может боты ЗМ К565РУА1:
б
• 1 - тесты «Попарное считывание», «Бегу­
ЫТЬ Построена В КООрдинатах Н а - щая 1 (О)»; 2 -тесты « Поп арная запнсь ­
пряжен ие ПИТаНИЯ ЗМ _ напр
_
считывание», «Ш ахматный код» ; «После-
Я довательная запись и считывание»
жение питания элементов элек-
троники обрамления (ЭО). Параметры временной диаграммы ЗУ
устанавливаются предельно допустимыми.
•
Такой способ построения ОУР позволяет учесть влияние пара­
метров сопряжения ЗМ и ИС (входные и выходные напряжения
и токи, допустимая емкость нагрузки и т. д . ), используемых в ка­
честве элементов электроники обрамления. Поскольку входные
параметры элеме нтов электроники обрамления имеют разброс, то
рассматриваемые ОУР целесообразно строить для МП и ЗУ в
целом. Однако и для ЗМ такие ОУР позволяют оценить зависи­
мость области устойчивой работы от типа теста .
В табл. 15.2 приведены минимальные значения границ ОУР
запоминающей микросхемы К565РУ2 статического типа емкостью
1024 Х 1 бит, полученные при различных значениях частоты обра­
щения. 1 ОУР имеет прямоугольную форму. При быстродействии,
близком к предельному (Т ц =350 нс), наиболее тяжелыми явля­
ются тесты «Попарное считывание» и «Попарная запись-считыва­
ние». Изменение минимального граничного напряжения питания
элеме нтов электроники обрамления от . типа теста объясняется
Таблица 15.2
Граничные значения напряжений питания при прохождении тестов , В
Длнтель- ,.
«Последова -
«Попарная
«Шахматный
тельное за -
«Бегущая 1
«Попарное
НОСТЬ ЦИК -
запись-считы -
код»
лолнение со
(О)»
ванне »
с читьшанне»
ла. мкс
считыванием »
1эо1зм
эо1зм
эо1зм
эо 1зм
эоjзм
'
0,35
4,45 2,93 4,67 2,93 4,67 2,93 5;60 2,93 5,36 3,39
0,45
2,93 2,59 2,93 2,85 2,93 2,85 2,93 2,85 2,93 2,85
1,00
2,93 2,59 2,93 2,85 2,93 2,85 2,93 2,59 2,93 2,85
1,50
2,94 2,60 2,94 2,60 2,94 2,86 2,94 2,86 2 ,94 2,86
1 Иванова В. В., Кудряшов Г. А., Савостьянов Э. П. Статическое МДП
ОЗУ емкостью 1024 бит//Электронная промышленность. - 1978.
-
Вып. 6.
-
С . 47-49.
207


Unum,8
76[
14
(,~
72 [-
7:r
----- --
о
. .,/20 740 760 780 200t8, нс
Рис. 15 .8. Области устойчивой р або­
,гы ЗМ К565РУ! А в коордлнатах
пит ающее напряжение - время вы­
борки:
1 - тесты «Попарное считывание», «По­
парная запись-считывание»; 2 - тесты «Бе­
гущая 1 (О)», «Шахматный код»
Unum 1• В
74
72
70
в
б
, _________ _ _ _
2
-~3
4.
180 гго 260 300 340 380 tв,нс
Рис. 15.9. Области устойчивой рабо­
ты ЗМ К565РУЗА:
1 - тест «Дождь»; 2 - «Последовательное
заполнение со считыванием», «Попарное
считывание»; 3- «Бегущая 1 (О)»; 4-
«Попарная запись-считывание»
изменениями времени выбо рки и выходного напр яжения ЗМ в
момент стробирования.
Области устойчивой работы ЗМ в координатах напряжение
питания - время выборки. Недостатком ОУР, построенных в ко­
ординатах питающих напряжений, является невозможность опре­
деления причины отказа ЗМ на границе работоспособности - раз­
рушение информации в ЗЭ или увеличение времени выборки. Эту
информацию позволяют получить ОУР, построенные в координа­
тах напряжение питания ЗМ - время выборки. Области устойчи­
в ой работы этого типа приведены на рис . 15.8-15.10. Дл я стати ­
ч е с ких ЗМ К565РУ2 на вход «Выбор кристалла» подается уро­
вен ь, стандартный для ТТЛ интегральных микросхем.
Для динамически х п-МОП ЗМ К5 65РУ1А емкостью 4К Х 1 б и т
н а од нотранзисторных ЗЭ н_аименьшая ОУР получается на тестах
« Попарное считывание» . « Попарная запись-считывание» (рис.
15.8).
Для динамически х п-МОП ЗМ типа К565РУЗА емкостью
(рис. 15. _
9)
тесты «По-
16 ..КХ 1 бит наиболее тя ж елым является тест «Дождь»
•
[80] . Далее следуют
Unum,В
б
4
2
~
,,
"
-1
180 220 2бо soo 340t8,нс
Рис. 15.10. Области устойчивой ра­
боты ЗМ К565РУ2:
J - тест « Попарное считывание»; 2 - « По­
сл едовательное з аполнение со считывани­
ем » , « Бегущая •1 (О)_», « Попарная эапись ­
считывание»; 3 - «Шахматный код »
208
следовательное заполнение со
СiЧИТЫIВанием», «П,опа,рное 1СЧ•ИТЫ·
ва 1ние».
Для п -МОП ЗМ К565РУ2 ста­
тического типа емкостью 1024 Х 1
бит с точки зрения врем е ни вы­
борки наиболее тяжелым являет­
ся тест «Попарное считывание»
(рис. 15.10).
Недостатком ОУР такого типа
является большая сложность их
получения. Параметры временной
~
.,.
•
..


"'
•
~
диаграмм ы могут быть неизменны лишь для значений времени вы­
борки, меньших установленных техническими условиями. Для боль­
ших значений времени выборки часто бывает необходимо увеличи­
вать длительность сигнала «Выбор кристалла» и цикла обращения,
что усложняет процесс получения ОУР .
Сравнительный анализ различных ОУР и их зависимостей от
типа теста. Сравнительные показатели различных типов ОУР ЗМ
приведены в табл. 15.3. В табл. 15.4 приведены наиболее тяжелые
тестовые последовательности для ряда ЗМ [80, 81]. Для боль­
шинства исследованных ЗМ наиболее тяжелыми являются тесты
попарного обращения, в частности тест «Попарная запись-считы-
таблица 15.3
Координаты ОУР
Достоинства ОУР
Недостатки ОУР
Напряжение питания 3 'M I Простота построения
Невозможность разделения
ошибок вследствие разру­
шения информации в ЗЭ от
сбоев из-за увеличения fв
То же
Нап_ряжение
питания
ЗМ - напряжение пита­
ния эо
Напряжение
питания
ЗМ - время выборки
Таблtща 15.4
Тип ЗМ
Биполярные на тиристор­
ных зэ
Б11полярные на ЗЭ с ин ­
жекционным питанием
КМОП ЗМ K537PYIA
п-МОП ЗМ
п-МОП . ЗМ
К565РУ2
К565РУ!А
на
од н о транзисторных
зэ
п -МОП ЗМ К565РУЗА
Простота
п остроения.
Возможность учета пара­
метров сопряжения ЗМ
иэо
Во зможность разделения
ошибок вследствие раз­
рушения информации в
ЗЭ от сбоев из-за увели­
чения fв
Сложность построения при
значениях tв, больших ми­
нимального по ТУ
Емкость,
бит
256
1024
1024
1024
4096
16384
Тяжелые тесты
_« Поп арн ая
зап ис~,­
считывание с п ол­
ным перебором » ;1
его модификации
То же
Рекомендуемые тесты
«Обращение к соседним:
адресам»
«Попарная запись - считы­
вание по строке и столб­
цу с полным перебором»
То же
«Попарное считы- «Попарное считывание»
ванне»
То же
То же
»
«Попар ное считывание»
и его модификация типа
No1 2 циклов, тесты реге­
нерации динамические
«Дождь», «После - «Последовательное за­
довательное запал - полнение со считывани­
нение со считыва- ем», тесты регенерации
нием», «Попарное динамические
считывание»
209
А


ванне с полным перебором», его укороченные модификации и
ТР,СТ «Попарное считывание» . Эти тесты обеспечивают наибол ее
поJ1ную проверку работоспособности ЗМ.
Для некоторых ЗМ, в частности К565РУ3А , более тяжелым с
точки з рения времени выборки являются те сты «Дождь» и « По­
следовательное заполнение со считыванием» . Это м ожно объяс­
нить влиянием на время выборки не только адресной последова­
тельности, но и распределения информации в матрице ЗЭ, которо е
для данных тестов существенно отличается от распределения ин­
формации для тестов попарного обращения и для данной З М
МОЖР,Т быть определяющим (см . рис. 6.2, 6.3).
По этому эти тесты необходимо наряду с тестами попарн о го
обращения использовать при исследовании ОУР ЗМ.
ГЛАВА 16. РЕКОМЕНДАЦИИ ПО ПРИМЕНЕНИЮ
МЕТОДОВ АНАЛИЗА И ПОВЫШЕНИЯ НАДЕЖНОСТИ
ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОЙСТВ
В табл. 16.1-16.З приведены данные по методам анализа и
новышения надежности ЗУ, касающиеся их назначения, характе­
ристик и областей преимущественного использования.
В табл. 16.1 дана информация по методам анализа надежности
ЗУ, в табл. 16.2 - по методам повышения безотказности, а в
табл. 16.3 - по методам повышения ремонтопригодности ЗУ . Под­
робные сведения по различным методам содержатся в разделах
книги, указанных в таблицах.
Пμиведенные в табл. 16.1 -16.3 методы могут использоватьсil
в ЗУ как в отдельности, так и в совокупности. Последнее особен­
но целесообразно для методов анализа и повышения таких свой ств
надежности, как безотказность и ремонтопригодность, поскольку
разработчику ЗУ приходится в рамках одной разработки решать
задачи как обеспечения требуемых значений, так и подтвержде­
ния полученных показателей надежности, а ·также обеспечения
удобства эксплуатации устройства.
Раюсмот.рен.ные ,в таб.ТJ. 16.1 ·ме1101ды раочета на1Дежно1ст~и поз­
воляют оценить на~еж1но1еть ЗУ ка1к по отношенrию к от.каза ,м -
,по л 0хара 1кгерИ1Стикам,0 1та1к ,и 1па1ра:метр,и,чеокую надежно1Сть - ус­
тойчrиность устроЙСТ~В rк ,обоям.
В 1на,стоящее ,время на1иiболее шиrр,око и1слользуе11ся а,нал;и.з на­
де21шО1сти ЗУ 1пr0 л-ха1ра~ктер.иrст,и1ка1м. Основные :показа•тели надеж-
1но1сти - ,среднее 1В1ре~мя на,раr60111ки на ютка,з t 0 ер л !Вероятность
.без,откаэной -ра.боты ЗУ Рзу U). Анал,итические ~способы •ра~с,чета
э11их :показателей -целесообразны -пр,и •ацен-ке надежно1ети нерезер­
ви:ро.ваlНных ЗУ rил;и 1Для п·рибл,иже.н1ных ра,счето1в надежно•ст1и ~ре-
,
зер.виро1ва,нных ЗУ.
,
Для rболее ·ю1чной о,цен,к,и надежн,оrст.и резер1В1ирr0;ванных ЗУ не­
оrбходимо уч1иты1ваrгь ,сложrные 1в,иды отка1зов ЭУ, а та,кже :большое
1к·ол,ичес11но со1Чета1ний ·ра·зл,ичных отка-зо1в. Для ЗУ 1С 1кю1ррекц,ией
ошибо1к с крат.но~стью 2 и ,более аналrит,иче.Сiкие выражения для
210


·•
_.,._
Таблица 16.1
1
Метод расче-1
Метод анали- та показате-
Показате л и
за надежно- лей надежно-
надежности
сти
сти
!Области целесообраз-1Раздел
Типы ЗУ 1юго использования книги
По л-харак- Аналитиче- foep, P(t)
Все типы Нерезервирован- Гл. 3
теристикам ский
ЗУ
ные ЗУ
Резервированные
ЗУ (прибли жен-
Статистиче - lo ер, P(t), q>(f) То же
ные расчеты)
Ре зерв ирован ные Гл. 4
ское моде-
ЗУ
лирование
Эксперимен- Л, fo ер
»
Нере зервирован - -
тальный
ные и резервиро-
ванные ЗУ
Параметри- Расчетный
ческий
на наи-
8
ЗУ на ФС Приближе нны е ра- 14.2
худший
счеты
случай
вероят-
8
То же
• Более точные ра- 14.3
ностный
счеты
Эксперимен-
тальный
матрич-
Границы ОУР ЗУ на ФС, Испытания опыт- 15.1
ных испы-
Ц.МД ЗУ, ны х образцов
таний
полуп ровод - Испытания серий-
никовые ЗУ ны х образцов при
малой длительно -
сти тестов
контурно·- То же
То же
Испытания серий- 15.1
го обхода
ны х образцов при
большой длитель-
ности теста
секу щи х
»
»
То же
15.1
раючета .по1ка1заrrелей нащеж1нос'!iи ве,сьма .громозJI;ки . В это,м случае
,целеооо~бра.з,но .ИСiIЮЛЬЗ'С)IВать 1ста11шсrr.ичеIсI1юе ,модел ,ирова,ние ·надеж­
ноIс11и ЗУ ,на ЭВМ. 1Мо1делИ1ро1ван·ие пювволяет IПО"1уч,ить б:олее •ю;ч­
ную юценку надежно,ст,и ЗУ ,и IОIП'редел.и:ть 1ряд rпоказате,лей, ,юото­
рые а•нали11wчесюими ме'!'ода· мIи получить лра~к:т,ичесюи неIво.з ,мож1но .
К: таIк,им юоказател,ям от,но~сят~ся плоТ1ноIсть ,раIапределения нара­
бо11юи ЗУ до O11каза, ,математ,и,чес11юе ожидание .и срещнее Iква,дра ­
тическое отклонение наработки ЗУ до отказа, среднее число на­
копленных отка.зо•в 1и ряд д1руг,и1Х. К:роме этоr10, Iпри Iста'ГИ1сти.чес ­
,ко1м .моделIирова,J-I1ии надежности ЗУ ,можно оценить :влияние rраз­
л ич н ых ,стра1тегий оlбслужшвания ЗУ на псжазател,и ,надежност;и .
Ст ат1истиче,сюое ,моделIщро,ваIние ,по:зноляет оценить нщдежноIсть ЗУ
и ,в тех ~случаях, ·,1югда ,раIапrре.:целение на,ра~бо11ки элементОlв .ЗУ ~до
011каIза отличает,ся от эI1юпоненциальноло. Та~к, для меха,ничес~юих
узло1В IвнешнIих ЗУ на магн,ит,ных 1нооителях ,пра~в,ильнее Iи,спол Ь1зю­
вать нор,малыный ·за,кюн 1раIспрещеления .нара~бо11к,и до Ю"Гlказа .
Методы IраIсчета пара·метр,иче1скюй шадежно,сти повволяют IиIс­
следовать 1влиянIие на надежность ЗУ ,сбоев, 1Вооникающих Iшз-з а
в за,имовлиян.ия элементов ЗУ, Iвл,ия,нIия .внешних фа,к'!'оров, помех
211


Таблица 16.2
Методы повышения /
/ Контролируе м ые I Область целесооб- , Раздел
безотка зности I(ратность резерва
уз лы
разного н:~пользова- к ниги
Резервирование
дублирование
нагруженное
дублирование
ненагруженное
мажоритарное 12
скользящее
- jlp/ko
Коррект ирующие
коды
исправляющие
одноразрядные
и обнаруживаю­
щие двухразряд­
ные ошибки
РА, РЧ, нако-
питель
То же
»
Элементы МП
log(k-tr)
РЧ , накопите л ь
!г
испра вляющие \Примерн о то же JT o же
однораз р яд ные
и обнаруживаю­
щие двухразряд­
ные и пакетные
ошибки
исправляющие 1 2 log(k+r)
1»
двух разрядные
k
и обнаруживаю-
щие трехразряд-
ные независимые
ошибки
Рида - Солома - ,
~
1»
на , исправ ля ю-
k
щие одиночные
и обнаруживаю­
щие двойные па­
кеты ошибок
Файра, обнару- 1
ЗЬ-1
!Тракт за писи -
живающие и ис­
правляющие од;r­
ночные пакеты
ошибок
/г
сч итыван1-1 n
1
ОЗУ малой емко-111 . 2
сти
ПЗУ, ППЗУ,
11 .3
РПЗУ малой ем-
кости
1 ОЗУ, ПЗУ, ППЗУ,1 11 .4
РПЗУ малой емко-
сти очень высокой
н адежно с ти
1 11.5
ОЗУ
ОЗУ большой ем-1 8.2
кости на однораз-
рядных ЗМ и ФС
ОЗ У большой ем-1 8.3
кости на однораз­
рядны х и много­
разрядных ЗМ
ОЗУ большой ем-1 8.5
КОСТИ высокой н а­
де жности на одно­
разрядных ЗМ
ОЗУ большо й ем-1 8.6
кости на многораз­
рядных ЗМ, ЗУ на
магнитных носите -
лях
ЦМД ЗУ, ЗУ на! 8.7
магнитных носите-
лях
по цепя,м ,п,итан;ия 'И -сигнальным цепям. И зме нение 01бла1сти у,стой­
чювой 1ра-боты ,в за,виоимости от а,щрее,ной ~последоIвательности и
х1ранИ1мой ,инфо1р1ма1.щ,и, характер.ное для ,многих типОJв ЗУ, рас­
,см отрено 1в данной 1(Нlиге. Обла,с ть ~стюйЧiивой ,ра~боты ЗУ умень-
J
шается 'Га,кже из-за 1По:мех , по цепям :питания, во з. н;ИJкающих пр1и
•
переключе1ши эле'Ментав ЗУ . Осо1бенно чу1В,с11вительны 1к та,к,и,м
помеха,м полуш-ровмни:1ю,вые дюнам<ичеакше ЗМ с мульт.иплекси­
р,авание.м адреса . В данных З:М ,п;ри ,подаче сиг:нала « Выбор с-тро-
КIИ ЗЭ » .наблюдается 1всллеск тОIКа [Ют-реблен~ия . Бели ,цепIи ' I1-Ита-
ния дrrна~мичеоких ЗМ ,выпоJiне,ны некачественно, то в ,Моме нт
212


..
Таблица l б.3
Метод повышения 1
ремонтопригодности
Контроль по моду ­
лю2
Контроль н ое сум ­
мирование
Контроль во вре­
мя регенерации ин­
формации
Контроль кода ад­
реса по четности
Обратная передача
кода адреса
Контроль де ш иф­
ратора адреса
Запись в накопи­
тель контрольного
кода адреса
Функциональный
контроль
Тесты типа N
Тесты типа No
Тесты типа ,No
Тесты типа No1 2
Специальные те
сты
Диагностирование
по распределе­
нию ошибок
методом сигна­
турного анали з а
Длительность
диагностирования
Глубина
диагностирования
В реальном време -1 До адреса слова
ни работы ЗУ
Пропорциональна До массива дан­
N
ных
В реальном време- 1До адреса слою
ни работы ЗУ. Пе- или ЗЭ
риодичность конт -
роляt~=lрегХ
Х (N 3 y/Ncт)
В реальном време- 1 РА (одноразряд-
ни работы ЗУ
ные ошибки)
То же
РА (ошибки про­
извольной кратнр­
»
»
сти)
РА, ДША
Р А (одноразряд­
ные ошибки),
ДША
рропорциональна ! До адреса ЗЭ
Пропорциональна То же
No
Пропорциональна 1 »
.No
Пропорциональна 1 »
N3/2
1
Область. це.аесо-1·Раздел,
образяого исnоль- ' книги.
зова ни -я
ОЗУ,. ПЗ7\,',
ППЗУ, . РПЗУ
ПЗУ, ППЗУ,
РПЗУ
ОЗУ на дина ­
мических ЗМ
ОЗУ, . ПЗУ,
ПП ЗУ,. РПЗУ
То же
»
ОЗУ, ПЗУ;
ППЗУ, РПЗУ
с корректиру­
ющим кодом
.5.2
5..3
' 5.4-
5.5,
5"5
5.5•
5.5,
ОЗУ (к.онтроль 1 6;. 1
отказ0в);
ОЗУ (контроль 6 . 1
отказов и сбо-
ев из-за взаи­
мовлияния ЗЭ)
Тоже
16.1
ОЗУ большой 1 6. 1
емкости (кон-
троль отка з ов
и сбоев из-за
в з аимо нлияния
Пропорциональн 3
N
ЗЭ)
До адреса ЦМДIЦ1ЧД ЗУ, ЗУ
ЗМ или контроли - на ~1аг ннт ных
руемого накопи те - носи те.1ях
6.2
ля
В зависимости отlдо ЗМ и микро-lОЗУ
исполь з уемого
ста
То же
те-1схемы электроник11
обрамления , либ о
до разрядной и ад­
ресной цепи
До микросхемы
ОЗУ, ПЗУ,
ППЗУ, РПЗУ
7.2
7.3
з апи,ои ,~ода адр еса ,с1'tроюи ЗЭ ,в ~буфер н а•блюд ают,ся· Iп,рова.л ы
п.и тающего t1а,п,ряж е н.ия, ,которые ,мог у т п,рявести ,к •ис1каж:е нIию,
з апИ1с а няоло ~кода адре,са.
По ,в и:ду О УР IпIр;и ,на,и худш ей т есто/Во й посл е:щова:т е:лъно,ст,и·
21.З:
j


моЖ~но ;суд,ить ,о .заIпа1сах 1ра~ботю;с.посо6ности ЗУ. Бслiи 1р.а6очая т,оч­
ка ЗУ на,ходIи11ся В1бли:з1И 1границы ОУР , то необходимы меры, на-
1правленные ,на ~вел1ичение за,nа;со1в ,ра,ботос,пою0!бно1сти у,с-грой1с,т1Ва
и у,меньшение 1вер,оятно1ст.и ю6оев.
При 1иоследо;ван;И1и на1дежно1с11и ~вновь рав·ра,бота,ншых ЗМ целе­
оообравно 1ruр1и,менять ,м етм 'матр·ич,ных 1иапытаний для пос11роени,я
ОУР. Метощ 1rюз1воляет с ·выюо11юй ·ю1t1но:стью ,01предел1ить грани~цы
OYiP, iВыя1вить и,меющиеся ра-з1рьшы ОУР . Для олределенмя ОУР
ЗУ большой емкос11и с помо щью те~отов, .вьшвляющих взаимо­
азлия,н1ие элеменrо1в З·М ,и ха1ршкте,р,и:з1ующиХ!ся бо льшой дл,итель­
н,01стью, эффектИ1вен ,ме11ощ секу щ1и,х . По 1с1равнению с ,метод101м ~мат­
рIичных испыта,ний он поз:в,оляет ,сущес11Ве нно сокра11ить .время [Ю­
лучен1ия ОУР.
Для уIвеличен1ия .в,ремени 1безот,ка1з,ной .рабтът ЗУ 1В на:стоящее
время .исполъ1зую11Ся методы, ,раал,И1чающиеся эфф екти~внастью,
объемом дополн1ителъно1го о6оруiД,ов ания 1и д:р1угими 1ПО1Ка1Зателя,м1и .
Хара1ктер.и~ст1и1юи э т,их метод:01в ,прш1ведены в табл . 16.2 . Их мож,но
раздел1ить .на 2 тру1П,п ы: ,струrктурного и ,инфо:р,м ационного ,резер­
виро ван,ия .
Осно1вные ,иетоды 1ст,р уктурно,го ,резер,вирования, ду6л1иро1Ва1н•ие
1и ,мажо.рiитар,ное 1ре1зе рниро1ван,ие, 1)ребуют для реа,л1и1за1ц,иIи в начIи­
тельного у,величения 06ор 1уд:01ва н1ия ЗУ. Поэто1му о ни ш,р1име1нЯЮ'ГСЯ
~П.Л·Я iПО:Вьrше,ния ,нщдежности ЗУ ~малой е\М'КО/сти 1и 1раз1ря\дности, 1В
1кюторых ,иопользо1ван1ие 1кор,реiкт,и:р~ующих кодо,в :1-1ецеле1ооо·бiразно
1И1з -з а больши·х а1пша1ратных 1За'Грат .
В у,п,равляющих ЭВМ, основным требованием ,к кот,01рым
Яlвля ет,ся ,вьюакая надежность 1и .нешрерьшн,ость фун1к;щи0,ниро.ва­
ния, широк;о пр,и~меняе11с я пом,адульное маж,оритарное рез ер•вш,ро­
тва,ние.
Для ЭВМ, ,в 1ко-го1рых допуюкае11ся ПОIВ1'01рно е о,6,раще,ние 1к :па­
мя11и :пр1и !IОЗНИ'КIНОIВе!-IIИИ откава iИЛIИ 1обоя IИЛiИ имеется IIЮЗМОЖ­
'1-IОСТЬ для ретюнфигурации Iпа,мяти, целе1сообiразно 1по,м,одульное
дубл ирование . В постоянных ЗУ, не требующих обновления ин­
форма ции в ·процеосе работы, наrиб,олее эффею1и1вно .ненагр~уже-н­
ное ду,бли1ро;ва.ние, I1юто,рое обеопечш1вает большую ша,ра:6011ку ЗУ
до от каз а. В 10iперат,и~вных ЗУ 1п~р~о1исходит по1ст,оя.н.ное обнавленле
инфо1рмацwи в 1процессе 1ра!боты . ~роме того, ,в п,олуш:ршюдниковыос
ОЗУ 1инфОiрМа1Ция пр,и отключении шшта.н,ия Iразрушае11ся. Поэто­
му для таки:х ОЗУ ,следует ,использовать ,нагру:женн~ое \il.'у,бл,ироiва­
н,ие. Бели 1реж,им работы ЭВМ цредо1ст.аIвляет Iвовможность щля
•реконфiигу,рации ша,мя11и, -го лногда .целеюообра~з1но пIри'Менять 1LLО-
1пол.н;ителЬ'ные модулIи ,па· мят.и, .на хо1д ящиося 1В выключе,нно,м ~со-
1Стоянии . В э11ом ~случае 1п~рrи ,отказе основного: модуля ОЗУ ,выпол­
,няе11ся 1реконфигура,щия ,си~сте;мы ,и 1по1д,ключае11ся д0tполнительный
моду.ль. П:р,и этом необходИ!мо ,во.остана1вливать 1инфор1мацию !ВО
!Вновь 1нключеrnноiМ ОЗУ.
Скользящее •ре~зерIви:р:аван1ие иопольз~уеТlся в ОЗУ ~большой ем­
iКОс-11и, еслiи до1П1ускае11ся 1Воост:ановле.ние 1информаци1и лл,и переза-
пуск программы работы после реконфигурации ЗУ.
••
'214


Наиболее эффе~кт,и1в,ным оредо11вом повышен.ия .надежности ЗУ
средней -и большой ем~юсти являют,ся 1юрре,ктир,ующие ,коды. Ос­
но:вные факто,ры,- ,обу,сло,вли,вающие :выбор 1кор1ректи,рующего кода::
ха-ра1ктер .возникающих 1в ЗУ оши~601к ,и ем1кость ЗУ.
Для ЗУ ,с лроив,воль·ной 1выбо,ркой, 1пос11рое,нных на. однораз­
•рядных за,пом1инающих .микросхемах,. на,и,более эффективны кощы,.
,иошра,вляющие неза~ви1симые оши6к·и. В ЗУ сред,ней е"Мi!ЮСТ,И доста-
1'0/ЧНО 1п1р;име1нять 1кю1ды Хэм1м1инга, ,и,с,п,ра.вляющiИе одно·ра з:рядные
и о,бна1руживающие двухраз-ряJ1,ные ош,ибки. Для обеопечения на­
дежности ЗУ ,большой ем1ко,ст1и, содержащих де,сятк•и тыся,ч ЗМ ,
11ребую11ся ·более -мощные коды, на:пр,и,мер, . 11ющы БЧХ, .и~с.П1равляю­
щие двухразрядные и обнаруживающие трехразрядные ошиб ки .
При использовании таких кодов необходи:м.о обращать особое
вшима,ние на п:роектирова~ше ,схем элект~ролики обрамления ,мо­
Д1у.лей ламя·ш . Интенс1и1внос,ть ,отказов ,схем электрони,~и обра,мле­
ния при 1кор:ре1щ1ии двухразрядных ошибо1к 1в на•коп,ителе резко
снижает эффе1кт;и,вность корре,кт,и,рующего кода. Поэтому .в таких
ЗУ ,нео,бх,оди.мо шр,Иiменять МП ,большой емкос•т1и, 1в ,кот,о,рых ,на,и­
более ,потю ислользуют-ся налрузоrч,ные опооо•бно,ст,и фор:м:ирова ­
телей. Ра,з,рядность ошибо:к при отказах фор:миро,вателей в это,м
случае ,может ,быть ,у,меньше,на :п,о · д:вух,, а сами •ошибки Д1опуока ют
их ,иоп:равление 1кода1м,и БЧХ.
·п,р;и -по,ст:роени,и ЗУ на м1-юго1разряд1ных ЗМ целесообра.зно :ис­
полызо,вать кю1ды, оtбна,руж,и1вающие -и ,ислра,вляющие ,па1кет,ны е
оши,б,юи. Т1и1п требуемого кода оп,ределяется ,соотношением од,н о­
ра'Зр .я,д:ных и ,па,кетных ошиlбо1к ,в ЗМ. Если .имею11ся ,ст.атист:и,чес ­
кие данные, свидетельствующие о IТрео6ладании в ЗМ однор аз­
рядных ошибо1к, 1'0 следует пр,име.нять коды, ис1п;ра1вляющие ощ н о­
ра.з,рядные и о,бна~рул~и,вающ,ие двухраз1рядные ,и па•кет,ные о,ши б­
·к,и. Бели шреобла1дают па·кет.ные ошибки, то нео,бх,од.имы ко1д ы
Р1и1да-Соло,мо,на, iI-юпр.а,вля_ ющие од,иночные 1и -о,бна~ружи1вающие
дJвойные ,па,кеты ошибок. Коды Р1и:да-СолО1м,о, на ,и1слольз1уются
та"Кже для -по,вышен,ия на:Цежност1и ;внешнlИ'х ЗУ на магнитных но ­
сиrгелях.
Ко1ды Фaj:i:pa, иоп-ра1вляющие про.из·волЪ1но ,распол·ожен,ные па-
1Кеты ошибок, пр,именяюгся д.ля 1по;Вышения ,бе1зот1каз ноС'11И ЦМД
ЗУ ,и электро,механиче.са<iих ЗУ на •ма,r,н1ит,ных но,оителях.
На ,пра1кт1щке широко ,ра,спространены ра,злич-ные ,методы по-
1вышен1ия 1ре,мон·т,01пр1игодно,ст,и ЗУ. ПрИ'веденные 1в та1 бл. 16.3 мето­
д ы обе,спечи!вают 1юнтроль раiбот,01споообнос11и ЗУ, ,поз воляют ,по
,результатам контроля локали'З·Овать меего дефекта, т. е. по,в ы ­
шают ·ремо1нгоп,р1игощ1юсть ЗУ. Ос.обое место •Cipeдn них занимают
:методы неравр,ушающего 1 контр,оля, ,по эв-оляющие 1IЮнтрол1иро.ват ь ,
работос,пособность ЗУ ;и о,преде'7!ять место O11ка•за , ,не раз1рушая·
при это,м хра1ниlV!ую ,в ЗУ инфор ,ма,ц.ию .. К та,юим ,метода,м отно:сяrг­
с я кон,троль ,по ,мо1дулю, 1ю,н11рольное оум,м.и•ро1вание , ,контроль щ1и -
1намiичеоюи х ЗУ ,во :время 1регене,рации ,инфо,р·ма1ц,ии, а та,кже 1конт ­
·р,оль адресных целей. Все эт1и методы :з а ш,сключен,ие,м ,контрол ь­
.ного еумм;иро:ва,ншя поз,воляют без допот-1,и,телъных времен нь1х
215-


затрат ·за uс1чет отноiситель,но ,небольшого объе,м,а дошолН1ительного
0601рущо,ва,ния ,про1во1дIить ,:~юнт.роль ЗУ ,и определять от:ка:за,вшие
элементы.
Кон'!'ротшое ,с:у,м,миро1ва,н,ие ,предназначено для 1:~юнт,роля хра ­
,нящейся Iв ЗУ пос11оя.нной или 1редIко иЗiменяе,мой ,информащи1и и
о бес1Печивает у1ка1зан:ие ма,СJс1И1ва данных 1с оши:бками. Ко,н'])роль·ное
сумм иiр10~ван.ие Т~ребует 1n:0Iпол,н,ительных временнь1х за,трат, однако
,н еобх,од:имое дл я .1юнтроля вре,м я 'Может Iвыделятыс,я ,юванта:ми , ч то
rв бол ьшин,стш е сл у~чае;в ,не препяТ1Ствует нормальному футищонlИ­
rр,ова,нию ЗУ . Мет,ощы неразрушаемого Iконт,роля iИ1с:пользую11ся в
шт а,т ном Iреж,им е 1раiботы 1па,мяти, 0Iбна 1ружение 1откаIзоIв ,и ука,заIние
,ме ота 011каза•вшего у з ла пр0tиз.вмиТ1ся •без 1Пре,кращен,ия .работы
ЗУ.
Более 1выс0:1юе ,каче,сТ1во :~юнт,роля :надежности ЗУ обеопеч,и­
.~вают тесто,вые мет,о:цы 11юrIТ1роля, I1юторые ос,новаIны на за1Писи iВ
ЗУ и Iсч1иты1ВалIии ,и:з ЗУ тестовых после:довательню1стей Iи ор,ие,н­
·т,ирова,ны на Iвьшвление ха,раIктерных для да,нного 11ипа ЗУ Iвдцо:в
011к азо,в. Поо1юл ыку :пр,и тест,о,во,м ,к;он,г:роле хран,имая iВ ЗУ 1инфор­
мац,ия 1разрушается, .а ,сам 11юнт:роль т,ребует з на,читель,ных затрат
;вр ем ени, его ,пр:именяют для I1юн'I'роля ЗУ 1во I&ремя его ,и13гоrов­
.ле ния, :испытаний и профилактичеоких или ,ремонтных ·ра·бот шр ,и
эrюплуатациш .
На,ИJбюлее ,сложные rге1сты ~используются tlI!ЛЯ ,к;он11р,оля ло,луш,ро­
в аднn:ковых ЗУ. На,иболее широкое ,пр.именен:ие для ~контроля ЗУ
средней ,и 16,о.льшой ем1юс1ш нашли тесты •типа N Iи No/2 цIиклоIв .
Т ес ты т.ипа N2 и N3 пдкл,ов :малоэффе,кт,и1вны 1из-за ,их чрезмерно
'Ю ОJIЬШОЙ ЩЛtИНЫ.
Тесты т,иIпа N 1и No/2 цикло1в щля 1юн11роля ЗУ цел есооб~аз1но
выбирать Iпо ОУР ЗМ. Поокольку .тесты 11ипа N 3l 2 ,ц,иклюIв Iи теIст N
щиклю:в •«По,следошательное за1Полнение ,со ,с,читыва,НJием» выяiВляют
:все функциональные откаIзы ,элеме,н·юIв ЗУ, ,ю на,и,бо'7!ее тяжелый
реж~им ЗМ '6уде1J' ,со1здаIвать теIст, ,имеющий ,меньшую ОУР. Этот
тест и ,след,ует применять П1р1и ,ко.нтрол е ЗУ.
Наибольшую 'глуlб1Ину по,n~ска дефекта ,при Iкон'Г\роле ЗУ обес­
ттеч,и1вают методы IJ'ес-гового I1юнтроля. На,иiбо,льшее lбыстродей~ст­
-вие ;:~юнrгрол я ЗУ обеопечивает диагно,стиро:в.а,нIие по ,ра~с,п,ределе­
а-tию ошмбо1к.
Метод Iои:гна11ур,но,го анализа наIкладывает Iсл едуюЩ1ие тре~бо­
ваН1ия ,на ,диаnност,ируемое уст,рой,с11во: ра:.зрЫ1в цепей об~ра11ной
-свяIзIи, оинх,ронизация аюин·хронных ~узлюIв. Д0;с-го,иН1с:11во этого ,ме­
тода - Н1И1ЗIкие тр~бо'Вания к ,ювал,ифи1кац,и,и о~б~с,л1ужш1вающего [Iер­
,сонал а, не~цостатки - доIполн,ительшые т:ре,бования ·к экс:плуата­
цион,ной .документац,ии, в ко•тор,ой ~олЖJны ,быrгь у,каза,ны аигна­
rгуIры для IBXOДOIB И IВЫХОДОIВ в,сех ВХОIДЯЩ\ИХ ,в ICOICTalВ ЗУ элемен­
-тав, большое вIремя пои,с·ка дефек•то,в.
Из сказанного следует, что в качестве основного средства диаг­
,н,ост~иро,ва,н,ия целесообразно ~применять диагност~И р о1ва:ние по рас­
[Jределе,нию оши'601К, а для уточнения ,места дефекта - ,мето,д , ОИIГ­
на,тур,но,го аналиtЗа.
:2 16


ОПИСОК ЛИТЕРАТУРЫ
1. Козлова Н. Д., Раев В. К. Состояние и перспективы развития. разработок·
ЗУ на ЦМД//Радиоэлектроника (состояние и тенденции развития) : Обзор,
по материалам иностранной печати. - М. : НИИЭИР, 1984.
-
Вып. 2.
-
с. 14-17 .
2. Оrнев И. В., Шамаев Ю. М . Проектирование запоминающих устройств. -
М.: Высш ая школа, 1979.
-
320 с.
3. Соколова Г . Н . Элементная база и устройства памяти высокопроизводитель­
ных ЭВМ//Вычислите.irьная техника за рубежом в 1983 г. - 1984.
-
Вып. 2.
-
С. 180-213 .
4. Новое С П ПЗУ емкостью 1 Мбит теснит накопители на магнитных дисках//'
Электроника. - 1985.
-
No9.
-
С. 35- 40.
5. Маркаров Г. И., Раев В. К., Козлова Н. Д. ЗУ на ЦМД - уровень про ­
мышленного освоения //Радиоэлектроника в 1981 г.: Обзор по материала м,
иностранной печати/НИИЭИР . - М., 1982 . -
С. 66-88.
6. ПЗУ емкостью 1 Мбит с временем выборки . 15.0 .нс//Электроника. - 1985. - -, - --
No 11. --,-- С. 92.
7. Адасько В. И., Каган Б . М., Пац В. Б. Основы проектиро_вания запоми ,­
нающих устройств большой емкости. - М.: Энергоатомиздат, 1984 . -
288 с.
8. Перспективы ра звития те х нологии производства РЭА/Н . М. Голуб, М. Ю:
Дремач, И. Б. Емельянов и др.//Р адиоэлектроника (состояние и тенденции,
развития): Обзор по материалам инос11ра,нной печати /НИИЭИР. - М. ,.
1984.
-
Вып. 2.
-
С. 1-9.
9. Селиrей А. М., Семка В. И., Коваль В. К . Программирование микро схем,
ППЗУ. - Киев: Знание, 1982.
-
24 с.
1О. Моисеева Н. К., Фастов С. А., Щетинин Ю. И. Методы технологических от­
браковочных испытаний БИС ППЗУ/ /Электро нная промышленность. - 1984. -
Вып. 6. -
С. 48~54.
11. Китович В. В. Магнитные и магнитооптичесюiе за по минающие устройства .-·
М.: Энергия,- 1975. - 432 с.
12. Раев В. К., Ходенков Г. Е. Цилиндрически е магнитные домены в элемен­
тах вычислительной те хники . - М.: Энергоиздат, 1981. - 216 с.
13. Андреева И. Н. Использование корректирующих кодов для повышения дос ­
товерности хра нения и передачи информации в системах внешней па мяти//'
Тр. МЭИ. - 19812.
-
Вып. 590.
-
С. 145-151.
14. Полупроводниковые запоми нающие устройства и их применение/В. П . Анд­
реев, В. В. Баранов, Н. В. Бекин и др.; Под ред. А. Ю. Гордонова. - М. :
Радио и связь, 1981.
-
344 с.
_
15. Валиев К. А., Орликовский А. А. Полупроводниковые интегральные схемы
памяти на биполярных транзисторных структурах. - М.: Сов. радио, 19 79. -
·•
296 с.
16. Бродски М. У меньшен и е частоты случайных сбоев, вызываемых в динами-·
ческих ЗУПВ действием альфа-частиц//Электрони,ка_ - 1980.
-
No1О.-
с. 25-33 .
17. Bossen D. С ., Hsiao М. У. А System Solution to the Memory Soft Error
2-17


J
Р1·0Ыеm//IВМ J . oJ Research and Development. - 1980. -
V.24,N3. -
Р.
390-397.
1 8. Lucy D. Choose .the Righ.t Level of Меmогу-еггог Protection//Electronic De-
sign. -
1.982. -
V.30,N4. -
Р . 134-140.
19. БИС обна.ружения и исправления ошибок для систем памяти/Е. А . Верни­
ковский , В. К. Конопелько, В. В. Лосев, А. И. Сухопаров//Зарубежная элек­
тронная техника. - 1983.
-
Вып. 7.
-
С. 3-32.
2 0. Георг.иев Н. В., D_рлов Б. Н . Функциональный контроль полупроводниковых
запоминающих уст,ройств//Электронная промышленность. - 1980. -
Вып. 6. -
с. 3-21.
21. IОрчишин В . Я. Способ повышения надежности полупроводниковой постоян­
ной памяти//Приборы и системы управления. - 1981. -No 6. -
С. 5-6.
22. .Edwar,ds D. G . Tes.ting for MOS IS Failure Modes//IEEE Trans. - 1982. -
V. R-31 ., N 1.-Р. 9-17.
2 3. Linderman Р . .В., O'Kuma J. EPROM Erasure in Transient and Total Dose
Gamrna Environments//IEEE Tr.ans . -
1982. -
V.NS-29,N6.-
Р. 1674-
1.675.
24 . Обнаружение и исправление ошибок в полупроводниковых запоминающих
устройствах с помощью корректирующих кодов/В. В. Лосев, Г. А. Бородин,
Н. И. Гарбу зов .и др.//За:рубежная электронная техника. - 1986. -
Вып. 3. -
С. 57-86.
25. Варшавский В. Е. К вопросу о надежности магнитных ОЗУ//Заnоминаю­
щие устройства: Сб . - JJ .: Энергия, Ленингр. отд., 1980. -
С. 21-25.
26. Шамаев Ю. М., Огнев И. В. Работоспособность запоминающих устройств. -
М.: МЭИ, 1976.
-
146 с.
27 . Davies J. Е., Reliabllily and Environmental Capabllilies of the 7110, One-Me-
gablt Bubble Memory//Conf. Record WESCON/80 . - Anaheim, 1980. -
Р.
1-7 .
28 . Захарян С. М., П.рохоров Н. Л., Раев В. К. Отказоустойчивость систем па­
мяпr на ЦМД/ /Радиоэлектроника (состояние и тенденции развития) : Обзор.
по материалам иностранной печати/НИИЭИР. -М., 1984 . -
~ып. 2. -
с. 31-37.
•
29. Надежность технических систем: Справочник/Ю. К. Беляев, В. А. Богаты­
рев, В. В. Болотин и др.; Под ред. И. А. Ушакова. - М.: Радио и связь,
1985. -
608 с.
30. Исследование принципов создания диагностируемых запоминающих устройств/
И. В. Огнев, Ю. А. Розанов, К. Ф. Сарычев, О. В. Исаев//Тр. МЭИ. -
1980.
-
Вып. 489.
-
С. 3-8.
31. Огнев И. В., Смелова С. М. Оценка эффективности повышения надежности
ЗУ для систем обработки информации методом конструктивной избыточнос­
ти/!Вычислительная техника в автоматизированных системах контроля и
управления: Межвуз. сб. науч. трудов. - Пенза: ППИ, 1979.
-
Вып. 9. ·-
С. 81-90.
32 . Огнев И. В., Шарапов А. П. Алгоритм и пр ограмма оценки показателей
аппаратурной надежности для системы автоматизированного проектирова­
ния полупроводниковых тfератив ны х запоминающих устройств/Госфонд ал­
горитмов и программ , No ПОО3682. - М.: ВНТИЦ , 1979.
33. Гарбузов Н. И. Использование корректирующих кодов для повышения дос­
товерности хранимой информации в полупроводниковых запоминающих уст­
ройствах. - М., 1983.
-
30 с. - Деп. в ИНФОРМЭЛЕКТРО, No 11.
@ Питерсон У., Уэлдон Э. Коды, исправляющие ошибки: Пер. с англ./Под ред.
Р. Л. Добрушина и С. И. Самойленко. - М.: Мир, 1976.
-
600 с.
35. Кобринский Я. Н. Оценка разрешающей способности оперативных методов
контроля сохранения информации в постоянной памяти//Автоматика и те­
лемеханика. - 19 82.
-
No 4.
-
С. 105-118 .
36 . Программирование микропроцессоров : Пер . с нем./В. Фрибель, Х. Ролоф,
Х. Шиллер, Х. Фогт. - М.: Энергоиздат, 1982.
-
88 с.
2li
i


37. •Крамфус И. Р., Молчанова Н. К. Пакет мониторных программ МС УВТ
В7//Тр. ВНИИЭМ . - 1980.
-
Т. 62.
-
С. 104-107.
38. А. с. 760194 СССР. Динамическое запоминающее устройство с самоконтро ,
лем/И. В. Огнев, К. Ф. Сарычев, Ю. М. Шамаев. - Опубл. 1980, Бюл . No 32.
39. Динамическое ЗУПВ К565РУ5 емкостью 64К/А . С . Лушников , А. Б. Одноль­
ко, В. И. Соломоненко, Г. А. Широков/Электронная промышленность. •-
1983 .
-
Вып. 4.
-
С. 37-38.
40. Динамическое ЗУПВ К565РУ6 емкостью 16К/В. П. ,Беспалов , А. С. И лью-
шенков, А. И. Макаров и др./!Электронная промы шленность.
1983.
-
Вып. 4.
-
С. 38-40.
41. Огнев И. В., Сарычев К . Ф., Щеглов Е. А. Система оперативного контр ошr
модульных полупроводНИl(ОВЫХ оперативных запоминающих устройств //Тр.
МЭИ. - 1979.
-
Вып. 430.
-
С. 6-9.
•
42. Хармон Д. Методы отыскания неисправностей в ЦМД ЗУ пользовате лей//
Электроника. - 1981 .
-
No 11.
-
С. 56-61 .
43. Проскурин В. И., Титов Г. В., Выдрин С. И. Автоматизированные сис темы
испытаний ЦМД ЗУ. - М.: ЦНИИ « Электроника», 1983.
-
52с.- (Об­
зоры по электронной технике. Сер. 8. Управление качеством, стандарти за­
ция, метрология, испытания; Вып. 4).
44. Вальков В. М. Автоматизированные системы тестового контроля · и испыта ­
ний средств микропроцессорной техники. Ч. 1. Мето д ологические вопросы . -
М.: ЦНИИ «Электроника » , 1981.
-
58 с. - (Обзоры по электронной тех­
нике. Сер. 8. Управление ,качеот,вом, стандартизац-ия, метроло!1ИЯ, испытания;
Вып. 2).
45 . Данилин Н. Н . , Попель Л . М. Установка для функционального контроля
БИС ОЗУ «Элекон Ф-ЗУМ»//Электронная про мышл енность. - 1981 .
-
Вып. 2.
-
С. 15-18.
46 . Данилин Н. Н., Попель Л. М., Простаков В. И. Установка «Элекон СФ-ЗУ »
для контроля электрических параметров БИС ОЗУ//Электронная промыш ­
ленность. - 1982.
-
Вып. 4.
-
С . 36-40.
47 . Оперативное зап оминающее уст ройство ЕС-3269/Л. М . Чахоян, К. В. Над­
жа рян , Р. В . Акопов ,и др.//Вопросы радиоэлект,роники. Сер. ЭВТ. - 1983. -
Вып. 8.
-
С. 31-36.
48. Оперативное запоминающее устройство ЕС-3267/Л. М. Чахоян, К. В. Над­
жарян, В . Х. Оганян и др.//Вопросы радиоэлектроники. Сер. ЭВТ. - 1981 . -
Вып. 9.
-
С. 22- 28.
49. Кирьянов К. Г., Соловейчик Э. Б. К про ектир о ванию РЭА, ор и ентированной
на диаг ностик у сигнатурным анализом//Техника средств связи. Сер . Радио ­
и змерительна я техника. - 1980.
-
Вып. 1. -
С. 9-84 .
50 . Heckmai e r J. Н., Leis engang D. Fehlererkennung mit Signaturanalyse//Elekt-
ronische Rechenanlagen. - 1983·,. -
В.25,N3. -
S. 109-116.
51. Огнев И. В., Сарычев К. Ф., Цурпал А. Н. Анализ достоверности контроля
постоянных запоминающих устройств с по мощью сигнатур ного анализа//Тр .
МЭИ. - 1982 .
-
Вып. 590. -
С. 125-131 .
52. Теория кодирован и я/Т. Касами, Н. Токура, Е . Ивадари, Я. Инагаки/Пер. r.
японского. - М.: Мир, 1978.
-
576 с.
53. Quinn М. D., Richter D. Dynamic Testin g of Memory Arrays which Utilise
ЕСС Logic//Electronic Engineering. -
1981. -
V.53,N650. -
Р. 33-43.
54. А. с. 752500 СССР. Запоминающее устройство с автономным контролем/
И. В. Огнев, Ю. М. Шамаев , К. Ф. Сарычев, Н. И. Гарбузов. - Опубл .
1980, Бюл. No 28.
55. А. с. 809403 СССР. Запоминающее устройство с автономным контролем/
И. В. Огнев, Ю. М. Шамаев, К. Ф. Сарычев, Н. И. Гарбузов. - Опубл.
1981, Бюл. No 8.
56. Эванс М. Матрица Нельсона, позволяющая исправить две ошибки на слово//
Электроника. - 1982.
-
No 11.
-
С. 59-66.
219


57. Пат. 4·107652 США. Erroг Correcting and Coпtroling System/ Tan a ha shi J.,
Kanie Т.
58. Kaneda S., Fujiw.ar.a Е . Single Bute Error Correcting-DouЫe Byte Error De-
tecting Codes .for Me mo ry System s//IEEE Trans. -
1982. -
•V.С-31,No7.
-
Р. 596_:_ _602.
59. Гарбузов Н. И., Огнев И. В., Шарапов А. П. П овы ш ение надеж но сти ЗУ
кодами БЧХ 11 Рида-Соломона//Тез. докл. Всесоюз. иауч. - тех н. конф. «Раз­
витие теории и техники хранения информации». - Пенза: ППИ , 1983. -
С. 149-152 .
160. Пескова С. А., Андре ева И. Н. Обобщен ный код для ко рр екции ошибок в
ЦМД ЗУ с последовательной орган изаци ей//Тр. ИНЭУМ. - 1982.
-
Вып . 95.
-
С. 100- 105.
61. Борисов В. С. Обнаружение и исправле ни е о шибо к в з апо м инающи х устрой ­
ствах//Зарубежная радиоэлектроника. - 1984.
-
No 10.
-
С. 24-44 .
62. Борисов В. С., Горемыкин В. В., Никулин В. С. Микросхема обнар ужения
и исправления о ш ибок в ЗУ //Элек тронна я пр омышле нно сть. - 1983.
-
Вып. 4.
-
С. 21-23.
•
б3. При менени е БИС об н аружения и исправления ошибок в ЗУ м икро- и мини­
ЭВМ/М. С. Белоконь, В. С. Борисов, М. М. Головков и др.//Элект ронная
промышленность. - 1984.
-
Вып. 1.
-
С. 48-52 .
б4 . Е ремин А. П., Крушевск и й Л. Я., Плеханов Б. Л. Оперативное запоми наю­
щее устройст во ОЗУ-248-001//Электронная пр омышле нно сть . - 1983.
-
Вып. 9.
-
С. 49-50.
65. Основная оперативная память ЕС -1036/А. И. Ба хир, Ю. Г. Бастан джян,
Н. С. Епишев и др .//Вопросы радиоэлектроники. Сер. ЭВТ. - 1983.
Вып. 13.
-
С. 26-30.
66. Брайсон Д . , Кловер Д. , Ли Д . Набор БИС для совмест ного использования
с ЦМД ЗУ //ЭлеК'nрони.к а . - 1979. -
No9. -
С. 23 -32.
67. Кокс Дж. Серия из тр ех UМД ЗУ с в ысокой плотностью упа ковки с ПО JI ­
ным ком п лектом интерфейсных ИС//Электроника . - 1979. -
No 23. -С. 41-49.
68. Шурчков Б. П., Олеринский Е . В . , Пресняков А. Н. Об эффективности дуб­
лиров ания накопителей БИС ППЗУ //Тез . докл . В сесоюз. науч . -техн . конф.
«Развитие теории и техники хранения информации». - Пенза: ППИ, 1983. -
С. 175- 177.
69. Гнеденко Б. В. Курс теории вероятностей. - М.: Наука , 1969. -
400 с.
70. Огнев И. В., Пескова С. А., Аникеев Г. Е. Создание ЗУ сверхбольшой ем­
-кости на п рибора х ЦМД // Те з. докл . 3-й Всесоюз. школы по доменным и
магни тооп т ич еским запом инающи м уст ройства м. - Астрахань, 1980.
-
С. 54-55.
71 . Тарр М., Будро Д. , Мэрфи Р. Си сте ма анализа н е исправностей для испы ­
таний и восстановления работоспособности по лупроводниковых ЗУ с рез е р·
вированием //Электроника.· - 1984 .
-
No1.
-
С. 93- 101.
72. Поса Дж. Г . Р езер вировани е в полупроводниковы х ЗУ большой емкости
--
путь к резк ом у повышению вы ход а годных приборов//Электроника. - 1981. -
No 15.
-
с. 26-31.
73. Сад . Р., Харди К. С. Пол у чение высокого выхода годных в соч етании с вы­
соким быстродействием в статических ЗУПВ с резервированием /!Электрони­
ка. - 1981.
-
No 15.
-
С. 32-40 .
74. Практическая реа л и зац ия резервирования для семейства полупроводниковых
ЗУ/ Р . Эббот , К. Кокконен, Р. Канг, Р. Смит//Электроника. - 1981 .
-
No15- С.41-46.
75. Смит Р. Т . Р емо нт СБИС ЗУ с помощью лазера//ЭJiектроника.
-
1981 .
-
No 15.
-
с. 46- 51.
76. Дефекты, выход годны х и избыточность в БИС ЗУ/ Е. А. Верниковский,
В. К. Конопелько, И. П. Лазаренко и др. //Зарубежная электронная техю1-
ка. -1985. -
Вып. 10. -64 с.
220


77 . А. с. 752503 ССС Р . Устройство для контр оля д в ухпроводных запоминающих
матрнц/Н. П. Епихин, 1(. Ф. Сары чев.
-
Опубл. 198 0, Бюл. No 28.
78. Юtа У., Yamagu chi N. , Sugie М., Yoshizawa S. The Development of а ВuЬ­
Ые Memory Controller for Low-cost File Use//IEEE Trans. -
1980. -
V.
С-29,N2. -
Р. 89- 96.
79. Проблема входного контроля и некоторые результаты испытаний микросхем
динамической памяти/А. Л . Бардин, Г. Н. Игнатьев , В. В . Николаев, Ю. В.
Селитков//Вопросы радиоэлектрощ-~ки. Сер. ЭВТ. - 198 1.
-
Вып. 1.
-
С. 53-61.
80. Ша рапов А . n., Сы ч ев Ю. В . , Щеглов Е. А. Исследование запоминающей
-
микросхемы К565РУ3А//Тр . МЭИ.-1982.-Вып . 590.-С. 141-145.
f
81. Зависимости области работоспособности микросхем ОЗУ от характера тес-
товой последовательности/Н. В. Георгиев, Ю. М. Копылов, В. И . Рыбаль­
ченко, В. А. Седлов//Запоминающие устройства. - М.: Энергия, Ленингр .
отд., 1980. -
Вып. 5. -
С. 26--35.
82. Конопелы<о В. К., Лосев В. В. Надежное хранение ·кнфс,рмации в полупро­
водниковых запоминающих устройствах. - М.: Радио ,и связь, 1986 . - 240 с.
83. Элементы и устройства на цилиндрическ,их магнитных доменах: Справоч­
ник/ А. М. Балашов , Ф. В . Лисовский, В. К. Раев и др.; Под ред. Н. Н. Ев­
тихеева, Б. Н. Наумо.ва. -М . : Радио .и евязь, 1987. -4 8 8 с.
84. Полупроводниковые БИС за,поминающих устройств : Сп.равочник/В . В. Бара ­
нов, Н. В. Бекин, А. Ю. Гордонов и др.; Под ред. А. Ю. Гордонова, Ю. Н.
Дьякова. - М. : Радио и связь, 1987. -
360 с.
85. Схемотехника БИС постоянных запоминающих ус"!\ройств/O . А. Петросян,
И. Я. Козырь, Л. А. Коледов, Ю. Н. Щет.ин,ин . -М.: Радио и связь, 1987. • -
304 с.


ОГЛАВЛЕНИЕ
Предисловие
Часть 1. МЕТОДЫ АНАЛИЗА НАДЕЖНОСТИ ЗАПОМИНАЮЩИХ
УСТРОЙСТВ
Глава ,1. Запоминающие устройства и проблемы обеспечения их надеж­
ности
1.1 . СОtВременные запоми,нающие ус.т ройства
.
1.2. Особеннос.ти за поминающих устройств с точки зрения их надежности
Глава 2. Виды и причины отказов запоминающих устройств
2.1 . Классификация 011Казов
2:2. Ошазы полупроводниковых запоминающих .устройств
2.3 . Отказы за ,поминающих устройств на феррлтовых оердечни,ках
2.4 . Отказы запом инающих ус11ройотв на цилиндрических магнитных до-
менах .
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
2 .5 . Отказы электромеханических за поыинающих устройств на магнитных
носителях
Глава 3. Аналитические методы расчета показателей надежности запоми­
нающих устройств .
3.1 . Основные показатели надежнос.ти
3.2. Расчет показателей надежности нерезервированных запоми,н,ающих
устройств
3.3 . Расчет показателей надежности резе,рвщрованных за по ми нающи х уст­
ройс11в .
3.4 . Ра счет показателей надежности вооотанавливаемых резерви.рованных
запоминающих устройств .
Глава 4. Метод статистического моделирования надежности запоминаю­
щих устройств .
4.1. Общие сведения
4.2. Модели 011казов запом ,инающих уст,ройотв
4.3 . Алгоритм моделирования надежнос-ги запоминаю щих устройс.т.в
4.4. Мощели,рование олучайных величин
4.5. Примеры использования программ стати,стичеокого модели,ро·вания
на:дежно с.т,н з.а п оминающих устройств
Ч а с. т ь 2. МЕТОДЫ ОБНАРУЖЕНИЯ ОШИБОК И ОТКАЗАВШИХ
ЭЛЕМЕНТОВ В ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОЙСТВАХ
Гла•ва 5. Контроль запоминающих устройств без разрушения хранимой
информации
5.1 . Общие сведения
5.2 . Контроль по модулю
5.3 . Кантрольное сумм ирование
5.4 . Контроль динами чес-юrх запоминающих устрой.отв во время реген е ра­
ции информации
5.5 . Методы контроля адресных цепей запоминающих устройств
222
3
4
4
4
6·
9
9
10
2(}
24
27
33
33
35
36
40
41
41
41
47
49
52
57
57
57
57
60
65
58
,1 ,<;
·--!::-
'
.... (-


Глава 6. Функциональный контроль запоминающих устройств
70
6.11 . Назначение ф ункциона льного контроля
70
6.2 . Тесты для полупроводни,ковых оперативных з апоминающих микросхем
71
6.3. Теоты для операт,ивных заломинающих устройств
.
84
6.4 . Аппаратура для контроля запоминающих ми,кросхем
88
Гл а ва 7. Диагностирование запоминающих устройств
94
7. 1. Задачи диагностирования
.
94
7.2 . Поиск дефекта по характеру ра определения ошибок в запоминающем
~~~-
%
7' .3 . Диагностирован,ие запоминающих устройств методом сигнатур ного
анализа
97
Часть 3. МЕТОДЫ КОРРЕКЦИИ ОШИБОК В ЗАПОМИНАЮЩИХ
УСТРОЙСТВАХ
lM
Г ла,ва 8. Корректирующие коды для запоминающих устройств
104
8.1 . Краткие сведе ни я из теории корректирующих кодов
10·1
8.2. Коды, исправляющие одноразрядные II обнаруживающие двухразряд-
ные ошибки
109
8.3 . Коды, исправляющие одноразрядные и обнаруживающие двухразряд-
ные и пакетные ошибк и
112
8.4. Исправ ле ние двухразрядных ошибок в запоминающих устройствах с
кодами Хэмминга методом двойного инвертирования
117
8 .5. Коды БЧХ, испра •вляющие двухраз1рядные II обнаруживающие трех -
разрядные ошибки
1!8
8.6. Коды Рида -Соломона и и х модификации, исправляющие пакетные
о шибки
122
8.7. Коды Файр::~, ис правляющие одиночные пакеты ошибок, и их моди фи-
кации
127
Глава 9. Надежность полупрово дник овых запом· инающих устройств с кор-
рекцией ошибок
133
9.1 . Большие интегральные микросхемы обнаружения и исправления оши -
б~.
.
.
.
.
1~
9.2 . Организзц11я полупроводниковых запоминаю щ их ус11ройств с коррек -
цией ошибок
137
9.3 . Надежность полуп .роводниковых з апо минающих устройств с коррек -
цией ошибо.J(, возникающих из - за сбоев .
139
9.4 . Надежность полупроводниковых запоминающих уст,ройс тв с коррек-
цией ошибок, возни,кающих из - з,а отказов
142
Глава 1О . Надежность внешних запоминающих устройств
145
10.1 . Надежность за по минаю щи х ус11ройств ,на цилиндри че ских магнитных
доменах с коррекц,ией пакетных ошибок
145
10.2 . Совместное кодшрование данных в оистеме накоп.ителей на магнит-
ных диаках
147
Часть 4. СТРУКТУРНЫЕ МЕТОДЫ ПОВЫШЕНИЯ НАДЕЖНОСТИ
ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОЙСТВ
151
Глава 11. Повышение надежности запоминающих устройств методами ре-
зервирования
151
11.1 . Классифи,кация методов резерви,рова,ния
151
11.2 . ДубЛ,ирование заломи.нающих устройств с нагруженным резервом 153
11 .3 . ДубЛ,и,рование запом ин ающих ус~ройств с •ненагруженным резервом 154
11.4 . Мажорита,рное рез ервирование запоминающих устройств
.
155
11 .5. Скользящее резервир.ование запоминающих устройств
156
11.6: Анализ эффективности м етодов резерви,рования запоминающих уст-
ройств
157
223


Гл ав а 12 . Р.езервирование как сре,11,ство повышения выхода годных запом и-
нающих устройств .
161
112.1 . Пр.иблженные методы расчета выхода годных резеrрвирова,нных за-
поминающих устройств . . .
161
12.2 . Свойства функции выхода годных
.
.
.
.
.
.
.
163
12.3 . Организация полупрово:п.никовых запоминающих МИIК•росхем с резер-
вированием от,рок и столбцов запоминающих элементов
167
12.4 . Электрическое программирование соединений
169
1'2.5 . Лазерное программирование соедИ1Нений
.
.
.
.
171 ·
12.6. Резерв,ирование запом.ннающих элементов в запоминающих устройст-
вахнаферритовыхсердечи.иках . . . . . . . . . . 173
12.7 . Резервирование .регистров х ранения ЦМД запоминающих мик.росхем 1TI
Глава 13. Структурные методы повышения контролепригодности запоми-
нающих устройств .
181
13.>1. По·вышение контролелригодности модулей памяти полупроводн.иковых
запоминающих устройств . . .
.
.
.
.
.
.
.
181
13.2 . Способы минимизации разрядности ошибок в полупроводниковых за-
поми·нающих устройствах
.
.
.
.
182
13.3 . Р·азделение лризна.ков ошазо•в элементов модулей п-амяти
185
13.4 . Способы повышения контролеприго,цности запоминающих устройств
с коррекцией ошибок
187
Ч а ст ь 5. ПАРАМЕТРИЧЕСКАЯ НАДЕЖНОСТЬ ЗАПОМИНАЮЩИХ
УСТРОЙСТВ
190
ГJiава 14. Методы расчета параметрической надежности запоминающих
устройств на ферритовых сердечниках
190
14 . 1. Общие сведения о параметрической надежности
190
14.2 . Расчет областей устойчивой работы запоминающих ус'Dройств на
ферритовых сердечниках методом на •наихудший случай
191
14.3 . В е;роятностный метод расчета лара,ме11р,нческой надежности запоми -
нающих устройств на ферритовых сердечни~,ах
192
Глава 15. Исследование параметрической надежности запоминающих уст -
ройств с помощь ю областей устойчив ой работы
199
15.1 . Методы построения областей устойчивой работы за,помин аю щ их уст-
ройств
199
15.2 . Методы о п ределения оптю1альной рабочей точки запоминаю щ его уст -
ройства
.
202
15.3 . Области устойчивой работы полупроводниковых запомин а ющих уст -
ройств
205
Глава 16. Рекоменда ц и и л о п ри'l-! енени ю методо в анали з а и повышен ия
надежности запоминающих устройств
210
Список литературы
214