автореферат диссертации по информатике, вычислительной технике и управлению, 05.13.05, диссертация на тему:Методы и средства автономного и функционального псевдослучайного тестирования запоминающих устройств современных ЭВМ

Минский радиотехнический институт

на правах рукопиги

Скалабан Сергей Леонидович

НЕГОДИ И СРЕДСТВА АВТОНОМНОГО И ФУНКЦИОНАЛЬНОГО ПСЕВДОСЛУЧАЙНОГО ТЕСТИРОВАНИЯ ЗАПОМИНАЮЩИХ УСТРОЙСТВ СОВРЕМЕННЫХ ЭЕН

Специальность 05.13.05 - Элементы и устроПстга вычислительной текинки и систем управления.

Автореферат диссертации на соискание учёной степени кандидата технических наук

Минск

1992

Работа выполнена на кафедр* злектроиных вичиелнюл гышн ьиинш Минского радиотехнического института.

Научный руководитель - доктор технических наук,

профессор Ярмолик Ь.11.

Оф-ициальние оппоненты - доктор техмуеских наук,

профессор Леусенко А.Е. кашУат техтеских наук, доцент, Коратаев Н.Л.

Ведущее предприятие указано в решении специализированного совета Минского радиотехнического института.

Зацита состоится 1992 г. на заседании

специализированного совета К 056.05.01 Минского радиотехнического института по адресу: 220069, Минск, ул. П.Бровки, в.

С диссертацией можно ознакомиться в библиотеке института.

Автореферат разослан "____"___1992 г.

Учении секретарь специализированного совета, кандидат технических нау к, доцент . /' . ' й. II. Пашкевич

ост I характеристика работп

¿1кгл\:.иг.ч:1сгь-.а уч, К настояшему времени мы имоен налицо опрслсл'»1'»ч»й кризис в рппмтм систем проварки запоминающих ^'стрсйетв произвольной выборки (ЗУПВ). Каждое ЗУПВ объемом п ".'¡сок памяти представляет из себя автомат Мили, имеющий 2"-гнутр"нш1х состояний, для исчерпывающей функциональной протирки-которого необходимо осуществить алгоритм проверки, разработанный Дж. II. Хэйсом. Сложность зтэго алгоритма кратна < 3¡12 1- 2п)-2", поэтому исчерпывающее тестирование ЗУПВ невозможно из-за большой его. длительности при объёме намят несколько десятков ячеек и более. Однако увеличение информационной емкости БИС ЗУПВ до нескольких мегабит припало к невозможности (из-за большой длительности) осуществлять тестирование по алгоритмам сложности п2, г>3/2. ?то уже сейчас привело к значительному снижению достоверности контроля БИС ЗУПВ и, как результат, - память в настоящее . время является наиболее ненадёжной частью аппаратных оредств ЭВМ. Путями решения этих проблем являются ггедение автономного функционального контроля ЗУПВ и параллельный Функциональный контроль больного количества БИС ЗУПВ в процессе электротермотренировки. Оба этих метода хорошо согласуются друг с другом и могут использоваться одновременно. Однако для реализации автономного контроля памяти нельзя использовать те же методы и подходы, которые использовались для внешнего Функционального контроля ЭУН8- Лзтэнонный контроль памяти должен обладать высокой достоверностью и рместе с тем малой длительность» контроля, >;а.:оГ! площадью, занимаемой на кристалле тестирующие»! схемами, возможностью распараллеливания контроля. Перепрограммирование схем автономного контроля для реализации новых алгоритмов как правило невозможно. Всё это требует поисга новнч методов контроля ЗУПВ, один из которых представлен г- настоящей работе.

Лили?____шалч^-гЛ__набяты. является исследование и

разработка методов н алгоритмов псевдослучайного тесгярсчмич» гюпоминлк'чч* устройств и ик реализация для аьточенного и функционального псевдослучайного тестирования ЗГ'И'' современны* ЭР-'!.

Для дочти кешгч поставленных сепий требуется регантъ следук-'зие задачи.-

- исследовать методы синтеза генераторов ПСП на ЗУПь;

исследовать свойства генераторов ПСП, описываемых полиномами И(Х) = X» + X + 1 и 1"гЧХ) = X'1 +- X»-1 + 1 , построенных на ЗУПВ;

- исследовать циклические свойства полиномомов

Ь(X) ; X" + X + 1 и Ь-1(Х) = X" + 1 ДЛЯ случая,

когда и представляется в виде: п = 2" (К - числи разрядов адреса испытуемого ЗУПВ ) ;

разработать аппаратные средства для реализации генераторов ПСП на ЗУПВ;

разработать аппаратные и программные сред с та, алгоритмы Контроля, необходимые для построения ЗУПВ с автономным контролем;

разработать аппаратные, программные средства и алгоритмы контроля для построения устройств дли внешнего контроля ЗУПВ.

Мет о.и! и гслс-я о д.э ни я. Для решения поставленных задач использован аппарат теории линейных последовательностнпх машин, теории чисел и полей Галуа, теории кодировании, теории вероятностей и математической статистики.

Нэучнзл папизма уаботы заключается в следующем:

исследованы сгойства. генераторов ПСП, реализованных

на ЗУПВ;

предложены методы и средства автономного и Функционального псевдослучайного тестирования ЗУГШ, позволяющие осуществить контроль без разрушения текущего заполнения матрицы ЗУПВ, основанные на моделировании на испытуемом ЗУПВ генераторов псевдослучайный

последовательностей, описываемых взаимно обратными полиномами Ь(Х) = X" + X + X и Ь"1(Х) = Хп + X""1 + 1 ;

доказано, что максимальная длина цикла псевдослучайной последовательности, описываемой полиномами Ь(Х) = X» +• X + 1 и Ь"ЧХ) = X" + X""1 + X , для любых п -2* (п - число ячеек памяти в используемом генераторе ПСИ, к - число адресных линий ЗУПВ) равна п2 - X:

доказано, что вероятность попадания в цикл длиной меньше максимальной при произвольном первоначальном заполнении ячеек памяти генератора ПСП, описываемых полиномами ЫХ) = X" + X (- X и Н-1(Х) = X" + Х"-1 + X , где п = 2", не Солее 2~2к (п. - число ячеек памяти в

используемом генераторе НСП, к - число адресных линий ЗУПВ);

доказано, что длина цикла псевдослучайного тсст.чроршил ЗУПВ, основанного на использовании полиномов ЫХ1 - X» + X + 1 и Ь-МХ) = X'« + +■ 1 , равна п-Сп*

1) , где п = 2*, не --олее 2~21с (п - число ячеек памяти в используемом генераторе ПСИ, к - число адресных линий ЗУПВ};

состоит в следующем: разработан алгоритм контроля ЗУПВ, включающий в себя участки моделирования генераторов ПСЛ, описываемых полиномами ъ(х) = X" + X + 1 и Ь~ЧХ) = Хп + Х""1 + 1 , позволяющий осуществить контроль ЗУПВ с восстановлением исходного состояния ЗУПВ в конце контроля;

исследована достоверность контроля ЗУПВ предлагаемом

методом;

разработаны схемотехнические варианты построения апн-аратнмх блоков, необходимых для построения генераторов пси, реализованных на ЗУПВ, а также ЗУПВ с автономным контролем и устройств для внешнего контроля ЗУПВ на основе моделирования генераторов НСП, списываемых полиномами -

X» V X + 1 и Ь'ЧХ) - X" + + 1 ;

разработаны программные и аппаратные средства для реилиэации ЗУПВ с автономным контролем, в том числе БИС ЗУПВ и модуля ЗУПВ для ППЭВН ЕС 1841, плат электротермотренировки БИС ЗУПВ с контролем н тестера внешнего контроля микросхем п з мч г и .

Еелли^ццля^и-.чнедреинч_ее.ЗУЖЬ-Шга_Е__шбяхШ- Результаты

диссертационной работы свяээни с разработкой и внедрением на Пинском производственном о^тединении вычислительной техники:

- чедулч ЗУПВ с автономным контролем для ПГ1ЭВМ ЕС 1841;

- системы ЭГГ БИС ЗУПВ с контролем;

- тестера БИС ЗУПВ.

оеии;* годовой экономический эффект от внедрения рг^ультоюв работ составляет евнгьъ 85 тысяч рублей (на 1Уйиг.). Акты п ннедренпч и использовании приведены в II ¡>Н,Н! I е ни« /.

ШЦ'С&ШПЯ г'7<ч'!:'|', Ос««ен«с теоретические и практические ¡И."УЛЬГ,|П !МГ.1!П,! пикя&тзз злче Ь

ип Г-й >о;/чни- г?*№Г|«скал конференции ИГП>8Г "В'С • октябрь 'Ыс'бг:

иг семинаре-школе передового опыта "йвтоиатиздцил управления технологическими процессами . производства изделии ЕС ЭВМ", Москва, ВДНХ, август 1987г;

на 1-й научно-технической конференции молодых ученых н специалистов АПО "Электрон", Ереван, 1988г.;

на семииарс-школе передового опыта "Комплексная автоматизация процессов проектирования и производства Еи эиМ", Москва, ВДНК, октябрь 19В9г;

- на международном симпозиуме 1НК0-Г)9. Минск, 198УГ. ¡¡Х&жиашш*. По теме диссертации опубликовано 11 печатных работ, включая $ авторских свидетельства, 4 сгаччи, 1 опубликованный доклад на симпозиуме, 2 тезиса киН'Кп-епцпй ■ итру^ура и Л61А.У яисесугааии. Диссертационная работа с приложениями изложена на 247 страницах машинописного текста и состоит из введения, четырех глав, заключении, списка литературы ( 79 наименований) и 6 приложений; работа содержит 33 рисунка и 19 таблиц.

Работа выполнена на кафедре электронных вычислительных машин Минского радиотехнического института.

Краткое сод<ржание работы

Введение содержит обоснование актуальности теми исследований. Даются краткие аннотации разделов диссертации и основные положения, выносимые на защиту.

В первом разярце проанализированы современные методы тестирования ЗУПВ, рсновнце требования, предъявляемые г. методам тестирования ЗУПВ, и способы реализации этих требований. Показано, что традиционные методы внешнего Функционального контроля ЗУПВ не позволяют достоверно тестировать ЗУПВ объёмом памяти 256 Кбит и более. Показано, что реализация достоверного контроля БИС ЗУПВ большой ёмкости возможна путём введения средств тестирования внутрь ЗУПВ, то есть реализации автономного встроенного тестирования ЗУПВ. Обоснована целесообразность применения для целей псевдослучайного тестирования ЗУПВ полиномов ЫХ) = X«- + X + 1 и 11-4X) = X» + X"-1 + 1 . Разработана обобщённая схема псевдослучайного тестирования ЗУПВ с использованием полиномов ЫХ) = X" + X + 1 и Ь-ЧХ) = X" + X""1 + 1 . Подробно рассмотрена схемотехнические рарианты построения генераторов ПСИ, описываемых полиномами ЫХ) г X"

+ X + 1 и Ъ"ЧХ) = + X"-1 + 1 на ЗУПБ.

Предлагаемый метод псевдослучайного тестирования ЗУПВ заключается в моделировании на испытуемом ЗУПБ генераторов псевдослучайных последовательностей, описываемых полиномами Ь(Х) = X" + X + 1 и У1-ЧХ) = X" + X"-1 + 1 , и использовании свойств этих полиномов для целей тестирования.

Целесообразность использования для целей

псевдослучайного тестирования ЗУПВ псевдослучайных последовательностей, описываемых полиномами НХ) = X" + X + 1 и Ъ-1(Х) = Хп + X""1 + 1 вытекает из следующих причин.

Во-первых одним из необходимых требований, предъявляемых к методам тестирования ЗУПВ является сокращение общей длительности тестирования и в частности сокращение числа тактов, затрачиваемых на операции, обладающие низкими тестирующими свойствами. Так как в ЗУПВ невозможно одновременно обратиться к нескольким ячейкам памяти, имеющим различные адреса, то это означает, что для реализации обратных связей на. сумматоры по модулю два и осуществления записи модифицированной информации необходимо выполнить число считываний, рапное числу обратных связей, то есть числу слагаемых в выбранных полиномах, имеющих степень отличную от нуля. Следовательно число таких слагаемых должно быть минимально, чтобы минимизировать число считываний, приходящихся на одну запись модифицированной информации. Минимальное число слагаемых, имеющих степень отличную от нуля равно двум, как мы и имеем в случае рассматриваемых полиномов.

Во-вторых для упрощения аппаратуры используемой для генерации адреса необходим? осуществлять минимальные переключения адресного кода для доступа к ячейкам,' соответствующим необходимым обратным связям. Как показано в настоящей работе в случае использования данных полиномов ячейки памяти, соответствующие слагаемым X" и X для полинома Ь(Х) = X" + X + 1 и слагаемым X" и X"-1 для поликома Ь~1(Х) = X" * X""1 + 1 являются соседними, что минимизирует необходимые переключения адресного кода и позволяет использовать для генерации адреса обыкновенный счётчик.

В-третьич используемые для генерации псевдослучайных последовательностей полиномы должны обладать необходимыми циклическими свойствами. Это означает, что длина цикла

рассматриваемых полиномов должна быть достаточно велика для все* п, где п - число ячеек памяти ¿испытуемого ЗУПВ. Как показано в настоящей работе рассматриваемые полиномы обладают длиной цикла (п2 - 1) и длиной цикла тестированя ЗУПВ п-(па - 1) практически при любом первоначальном заполнении ЗУПВ (вероятность попадания в цикл меньшей длины предельно мала и равна 2"2*) для случая, когда а = 2к , где к - число адресных линий рассматриваемого ЗУПВ.

В-четвёртых. ЗУПВ имеют, как известно, строго регулярную структуру и для контроля ЗУПВ с целью выявления наиболее вероятных ешибок кодовой чувствительности необходимо обеспечить различные, но упорядоченные распределения информации, обладающие высокими тестирующими свойствами. Полином Ь(Х) = Хп + X + 1 был фактически ухе опробован в известном тесте "Дождь" и по свидетельству ряда исследований оказался весьма эффективным. Область устойчивой, работы ЗУПВ оказалась для этого теста наиболее узкой в сравнении с другими алгоритмическими тестами при прочих равных условиях. Полином Ъ-ЧХ) = X" + X""1 + 1, как известно , генерирует последовательность, обратную полиному МХ> = ХЛ + X + 1 и, таким образом, также будет обладать высокой эффективностью для тестирования ошибок кодовой чувствительности.

В-пятых. Использование прямого Ь(Х) = Хп + X + 1 и обратного Ь-1(Х) = Хп + ХЛ"1 + 1 полиномов одновременно в одном тесте позволяв! обеспечить возврат ЗУПВ в исходное состояние в конце тестировании, что является очень полезным свойством в случае реализации автономного встроенного тестирования ЗУПВ, так как не требуется перезапись текущей информации, находящейся в ЗУПВ, для временного хранения . Кроме того реализация прямого Ь(Х) = Хп + X + 1 и обратного Ь~ЧХ) ■= X™ + Xе-* + 1 полиномов позволяет также благодаря взаимно обратной последовательности обращений к ячейкам памяти ЗУПВ обеспечить тестирование основных грубых ошибок ЗУПВ за минимальное время.

Обобщенная схема -псевдослучайного тестирования. Рассмотрим схему на рис. 1,а. Эта схема - одна из возможных реализаций генератора псевдослучайных

последовательностей реализованного на п-разрядном регистре

И ( XI - X ♦ X 4 I

И 2

1 1 • • • п

г» - РЯЗРЯ1НЫИ РЕ«ИСТР С1ВИ*Я

а 5

-1 п п-1

Ь (XI - X * X 4 1

1

п п-1 • • • 1 т

н-:-н

п - РАЗРЯДНЫЙ

5 )

Рис. 1. Побели генера тор об

ПСП, описыбаемых полиномами п

И ( X ) = X X + 1 и

- 1 п п - 1

Ь ( X ) = X + X -ь!

(полокительны с} .

а

сдвига в котором присутствуют две обратные связи соответствующие 1-му и п-му разрядам .регистра сдвига. Эта схема Функционирует в соответствии с рекуррентным соотношением:

а! + аи-1 + а1+п = О или

ал. = аы + а1-ип ,

причем а! - это результат суммирования по модулю два-текущего содержимого ячеек 1 и п регистра сдвига, который поступает на вход ячейки 1. Схема реализует полином Ь(Х) - X" + X + 1

Известно , что для любого полинома существует обратный полином, определяемый формулой:

11-4X) = Х» Ь(Х-Ч = X" * X»-1 ч 1

Данному полиному будет соответствовать рекуррентное соотношение:

а! + аи»-1 + ы-1-п = О или

ал. = ах+п-1 + 61™ ,

причём аа - это результат суммирования по модулю два текущего содержимого ячеек п-1 и п регистра сдвига, который поступает вход ячейки 1.

Схема генератора псевдослучайной последовательности, описываемой данным полиномом приведена на рис. 1,6. Назовем генератор, Функционирование которого описывается полиномом МХ) = + X + 1 прямой моделью генератора псевдослучайной последовательности, а генератор, функционирование которого описывается полиномом = X" + X«-* + 1 - обратной

моделью. Термин "модель" используется в настоящей работе для указания на различные реализации генераторов псевдослучайных последовательностей.

При работе данной схемы (рис. 1,6) генерируется последовательность состояний регистра сдвига, обратная последовательности, генерируемой предидуией схемой . Это свойство используется для реализации схем автономного тестирования.

Теперь прообразуем нашу модель на рис.

1,а,б, проинвертировав входную (Г>1) информацию ЗУПВ (рис.

2,а,б). Очевидно, что мы получим аналогичную модель генератора псевдослучайной последовательности, реализующей полином Ь(Х) = .X" +■ X + 1 или Ъ'ЧХ) = X" + X"*1 + 1 , с тем отличием, что будут проинвертированк значения логического "О" и логической "1" а ячейках ЗУПВ. Это

. соответствует замене в приведенный схемах генераторов ПСП сумматоров по модулю два схемами суммирования ю модулю два с инверсией. Генерируемая при этом последовательность будет инверсна последовательности, получаемой ог генератора, оснащенного схемой суммирования по модулю два без инверсии. Назовем генератор, оснащенный схемой суммирования по модулю два положительной моделью генератора псевдослучайной последовательности, реализующей полином 11(Х) = X" + X + 1 или Ь-1(Х) = Хп + Хп~г + 1 , а генератор, оснащенный схемой суммирования по модулю два с инверсией - инверсной моделью.

Известно , что функционирование регистра сдвига можно смоделировать схемой, состоящей из ЗУПВ и счетчика (рис. 3). Счетчик в этой схеме осуществляет функцию сдвига, причем в отличие от регистра сдвига информация в ячейках столбца. ЗУПВ физически не сдвигается: текущее состояние счетчика указывает на ячейку (ячейка с физическим номером к), соответствующую первому разряду регистра сдвига в эквивалентной схеме (рис. 1, 2), И после каждого переключения счегчика номер этой ячейки меняется. Выполнение счетчиком Функций +1 и -1 соответствует сдвигу регистра в прямом и обратном направлении на один разряд.

Отметим также, что для прямой модели (полином Ь(Х) = X" V X + 1 ) преобразование, таким образом, заключается в суммировании по модулю два содержимого текущей и предыдущей (по направлению изменения адресов) ячеек и записи результата в текущую ячейку. Для обратной модели (полином Ь~ЧХ) г хп + Хп~1 +■ 1 ) преобразование заключается в суммировании по модулю два содержимого текущей и следующей (по направлению изменения адресов) ячеек и записи результата в текущую ячейку. Для инверсной модели операция суммирования по модулю два заменяется операцией суммирования ■ю модулю два с инр°рснрй.

,MKI « * ♦ X -» »

> 2 • • •

L-.,_. ->

» - РАЗРЯДНЫЙ

PEtMCTP ClBHlñ

a )

-I n n-l

h CKI - X ♦ * ♦ I

n - РЯ1РЯ4НЫ» PE«HCtP СДВИ1Я

6)

Puc , ' ■2 r Побелu ee н ep a mop о6 ПОП« onuçMb^ейых полинонани

<• n К .

h ( X ). ■»_ х +; х + i ■■;■; /.и д

- Г ; ' n n- i ' V '' ' h (xi X ч- X + i

(инберсные)..

Таблица 1. ' к s 3; а : в

С ячейки 1 2 3 4 6 8 7 В

К строки 0 0 1111111

В строки 1 . 10 101010

К строки 2 110 0 110 0

В строки 3 10001000

С строки 4 1U10 ООО

В строки 5 1 0 1 0 0 0 О 0

в строки е 1 1 0 0 0 0 О 0

В строки 7 1 0 0 0 0 0 0 0

В строки 8 11111111

вШ *

Теорема 5. Если в псевдослучайной последовательности, описываемой полиномом h(X) степени п, икеюпем показатель г имеется участок, содержащий одну логическую "1" и следующие за ней п-1 логический "О", го эта последовательность является последовательностью коэффициентов полинома X* - 1 ~h(X)

то есть порождающего полинома идеала е(Х), и длина цикла этой последовательности равна г.

Следствие 1. Максимальная длина цикла ПСП, описываемой полиномом h(X)-= X" ч- X t 1 ,

где и = 2k, к =1, 2, 3, ,...

равна для положительной и инверсной моделей:

Т* = п* - 1 , ' ;' - V/- /

максимальная длина цикла теетиромння ЗУПВ равна í : . т» s n(n» - i) ■ :."

следствйе 2. Максимальная длина цикла ч цеп, описываемой' полиномом h-*(X) = х«> * X»-* +/J. , ч ' где ц = 2*. к'а д; 2, 3-i.. ••'••' ■.. равна для пеложительной.и инверсной моделей: т«. = п' - i . ' ;

максимальная длина цикла тестирования ЗУПВ равна:'

т

Тв = п(п2 - 1) .

Следствие 3. Если число п - число ячеек памяти можно представить в виде 2*, то длина цикла тестирования ЭУПВ для Г1СГ1, описываемой полиномами ' И(Х) = X" + X + 1 или Ъ-ЦХ) = Хп + Хп~1 + 1 , для положительной и инверсной моделей, г.ягда может быть представлена в виде п-Тг, где Тг - длина цикла IIСП.

Теорема 6. Псевдослучайные последовательности, описываемые полиномами Ь(Х) = Хп + X + 1 или Ь-1(Х) = X" + X"-1 + 1 . причём п можно представить в виде п = 2*, содержащие в себе непрерывную последовательность логических "1" или "О" длиной более чем п/1 , где 1 - наименьший делитель показателя этих полиномов г , имеют длину цикла ПСП равную г, длину цикла тестирования ЭУПВ равную г-п.

Теорема 7. Если полином Ь(Х) равен произведению различных неприводимых полиномов 1иДХ) , то показатель этого полинома есть наименьшее общее кратное (НОК) показателей неприводимых полиномов, на произведение которых он разлагается.

Теорема 8. Длины циклов псевдослучайных

последовательностей, описываемых полиномом 11(Х) = X™ + X + 1 степени п, при произвольном первоначальном заполнении элементов памяти генератора ПСП, построенном на регистре сдвига с вероятностью не более 2-*» будут менее г, где г -показатель полинома Ь(Х) = X" + X + 1 , р - сумма степеней неприводимых полиномов 1и(Х), на произведение которых разлагается полином МХ), и для которых их показатели п = г.

Так как для нашего случая г = п2 - 1 = 221с - 1 и степени полиномов Ы(Х) должны делить 2к , то очевидно, что все эти неприводимые полиномы 1и(Х) , 1 ( А должны иметь степень 2к и, следовательно, быть примитивными. Следовательно р = Ы-2К ,

где N - число неприводимых и примитивных полиномов степени 2к в разложении полинома Ь(Х) = X" + X + 1 где п = 2* .

Очевидно, что Я > 1 . Очевидно также, что во всяком случае:

Рт<* 1 2-2* .

В таблице 2. приведены значения вероятности попадания в цикл длиной ш < г = 22* - 1 для наихудшего случая N = 1 и для различных объёмов памяти. Напомним, что применительно к моделям на ЗУПВ число к имеет смысл числа разрядов адреса

ЗУПВ. Как видим эта вероятность крайне мала и уменьшается

С ростом объёма памяти (обратная экспоненциальная

зависимость).

Таблица 1.

к . число разрядов адреса Объём памяти Вероятность попадания в цикл длиной менее 22* - 1 , не более

8 256 бит 2-1в

9 512 бит 2~1в

10 1 Кбит 2-20

и 2 Кбит 2-22

12 4 Кбит 2-2 4

13 8 Кбит 2-2в

14 16 Кбит 2-28

15 32 Кбит 2-зо

16 64 Кбит 2-32

18 256 Кбит 2-зв

20 1 Мбит 2-40

22 4 Мбит 2-44

24 16 Мбит 2-48

йлгоритм контроля ЗУПВ состоит из семи основных этапов. Этап 1 Запи-сь Фона. В конце этого этапа в ячейках ЗУПВ (1 - п) записывается информация: 1000 ... ООО .

Запись такой информации позволяет произвести инверсню всех ячеек ЗУПВ за п шагов при моделировании генератора ПСП, описываемой полиномом Ь(Х) = X" + X +■ 1 , прямая положительная модель.

Отметим, что этот этап необходим только в случае контроля с разрушением находящейся в ЗУПВ информации.

Этап 2 . Устройство переключается в режим моделирования генератора ПСП, описываемой полиномом Ь(Х) = X" 4- X 1 (прямая положительная модель). В этом режиме выполняется н

а

шагов. Как правило м = р-п ,

где р - число циклических проходов по п шагов, то есть по всем ячейкам ЗУПВ. Число проходов р определяет достоверность контроля.

Этап 3 . Устройство переключается в режим моделирования генератора ПСП, описываемой полиномом И-ЧХ) = X" + X"-1 + 1 (обратная положительная модель),. В этом режиме выполняется также ы иагов. Таким образом, благодаря свойству обратного полинома Ь~ЧХ) в конце этого этапа состояние ячеек ЗУПВ будет совпадать с их состоянием на момент начала этапа 2.

Этап 4' . Производится инверсия всех ячеек ЗУПВ.

Этап 5 . Устройство переключается в режим моделирования генератора ПСП, описываемой полиномом Ь(Х) = Хп + X + 1 (прямая инверсная модель). В отличие от этапа 2 после суммирования по модулю два ячеек памяти осуществляется инверсия результата. Б этом режиме выполняется также и шагов.

Этап 6 . Устройство переключается в режим моделирования генератора ПСП, описываемой полиномом Ь~ЧХ) 3 + X"-1 + 1 (обратная инверсная модель). В отличие от этапа 3 после суммирования по модулю два ячеек памяти осуществляется , инверсия результата. Ь этом режиме выполняется также и шагов. Таким образом, благодаря свойству обратного полинома Ь"ЧХ) в конце этого этапа состояние ячеек ЗУПВ будет совпадать с их состоянием на момент начала этапа 5, но будет инверсно их состоянию на момент начала этапов 2 и 4.

Этап 7 . Производится инверсия всех ячеек ЗУПВ. Таким образом состояние ячеек ЗУПВ после проведения этого этипа будет совпадать с их состоянием на момент начала этапа 2. Этот этап необходим только в случае проведения контроля ЗУПВ без разрушения находящейся в нём информации. В этом случае в конце этого этапа информация в ЗУПВ будет совпадать с её состоянием до проведения контроля.

Этот алгоритм обеспечивает пнявление константных ошибок и ошибок взаимного влияния между парами ячеек за минимальное время контроля. Так для вы<1вле..ия этих ошибок при проведении контроля с разрушением исходной информации достаточно гшмять число р (число проходов) равным едш'ице.

i9

Оценим длительность контроля. Очевидно её можно вычислить по следующей формуле (в числе тактов), как для контроля с разрушением исходной информации в ЗУПВ, так и для контроля без разрушения исходной информации: L = 2п + 4пр-Ь , где:

п - число ячеек памяти в ЗУПВ; Р - число проходов по п ячеек (шагов); b - число тактов в шаге. Так для р = 1 , Ь - 2 : L = 10п .

Что соответствует тесту "марш" как по длительности контроля, так и по объёму выявляемых оиибок. Однако в отличие от теста "март" предлагаемый алгоритм обладает более высокой гибкостью, , гак как если принять р > 1, то достоверность контроля увеличится за счёт выявления ошибок взаимного влияния между ячейками в группах, при числе ячеек в группе более двух.

При проведении контроля без разруиения исходной информации для выявления константных ошибок и ошибок взаимного влияния между парами ячеек с вероятностью 88SS

необходимо принять р = 3, в этом случае длительность контроля составит: L = 2вп .

В случае реализации устройства автономного контроля памяти внутри кристалла ЗУПВ имеется возможность, как было отмечено, реализовать модель генератора ПСП на каждом столбце ЗУПВ, в этом случае число п есть число ячеек в столбце ЗУПВ, кототое для большинства известных ЗУПВ равно

п = \/ТГ,

где N - общий объём памяти матрицы микросхемы ЗУПВ.

Это разумеется значительно увеличит скорость тестирования ЗУПВ. Так длительность контроля (в числе тактов) в этом случае составит:.

l = 2 \/тг + 4рь\/*тг .

вопроси использования реализации ЗУПВ с

рассмотрены псевдослучайного тестирования для автономным контролем:

го

структура и предполагаемые параметры БИС ЗУПВ с автономным контролем;

- схема и работа модуля ЗУПВ с автономным контролем для »ПЭВМ ЕС 1841;

возможности повышения отказоустойчивости систем в случае использования предлагаемого ЗУПВ с автономным контролем.

В четвёртом сазделе рассмотрены вопросы использования псевдослучайного тестирования для реализации внешнего Функционального контроля микросхем памяти, подробно рассмотрена схема и работа платы электротермотренировки БНС ЗУПВ с контролем.

В приложениях приведены акты внедрения и использования результатов диссертационной работы, протоколы анализа достоверности проверки микросхем памяти на предлагаемом оборудовании, программное обеспечение ЗУПВ с автономным контролем и некоторые другие материалы.

Заключение

В диссертационной работе автором получены следующие основные результаты, выносимые на защиту.

1. Показана возможность использования полиномов

Ь(Х) = X" * X +■ 1 и Ь-ЧХ) = X" + + 1 •, п = 2*.

не являющихся примитивными и неприводимыми для целей тестирования ЗУПВ, так как доказано, что максимальная длина псевдослучайной последовательности, описываемой указанными полиномами равна п2 - 1, а вероятность попадания в цикл меньшей длины предельно мала (не более где к - число

разрядов адреса ЗУГШ) и уценивается с увеличением объёма памяти ЗУПВ. Кроме того. доказано, что длина 1,'.<кла псевдослучайного тестирования ЗУПВ, основанного на использовании полиномов М(Х) = Хп + X + 1 и Ь"1(Х) = Хп у X"-1 + 1 , равна п-(п2 - 1)

2. Предложены и исследованы методы и средства автономного и функционального псевдослучайного тестирования ЗУПВ, позволяющие осуществить контроль без разрушения текущего заполнения матрицы ЗУПВ, основанные на моделировании на испытуемое ЗУПВ генераторов псевдослучайных последовательностей, описываемых взаимно обратными полиномами 1>(Х)'= X» +■ X +■ 1 и 1г ЧХ) - X» + X"-* у 1 .:

¿f

3. Paaraeoiatiu ьариаити схемотехнической реализации гуц>-и.ч 1 оров ПОП, описываемых полиномами h(X) = Х" + X -t 1 и 1 :■х(X) : X" ^ лп~5 + 1 , на проверяемых ЗУЛВ.

4. Разработан алгоритм тестирования ЗУПВ, включающий а i>.c.i участки моделирования i'ciK-рдторсв ПСП, описивас-м.ш полиномами h(X) = X" + X -< 1 и ii"1CX) = X" +■ X"-1 + 1 , и позволяющий тестировать ЗУИВ с восстановлс-нием первоначально запнсэнний информации. И с от с-д свана достоверность контроля и показана /меокая эффективность использования этого алгоритма к а к ' для автономного контроля 'ЗУИВ, так и для внешнего контроля ГНС ЗУПВ.

5. Рдпаботацц программные и аппаратные- средочьа автономного и функционального псевдослучайного тестирования ЗУПВ с использованием полиномов U(X) = X" + X + 1 и h_1(X) - X1' +■ X'1"1 4 1 . Разработано и реализовано ЗУПВ с йьтоиотшм контролем, система, электротермо-гренировги ЕИС памяти с контролем, тестер ЗУПВ.

Публикации

Основные результант диссертационной работы опуРлнковаиь ь следующих работах:

1. Ни хале в b.c., Скалабан с. л. Установка д»н Функционального контроля БИС З'.'ПВ. - Обили производственно-техническим опитом. Bun. 11, 1986г., с.с.44-46.

2. Скалаб?и С. Л., Ярмолик В.Н. Запоминающее устройство с самоконтролем. - а,с. СССР В 1472952.

3. Скалабан С. Л., Итолик B.C. Устройство для адресации контролируемого блока памяти. - а.с. СССР ¡5 15010S8.

•1. Скалабан С.Л., Итолик B.C. Запсмкнаюцее устройство с автономным контролен: - а. с. СССР 15 1S10013.

5. Скалабан С.Л. Запоминающее- устройство с автономным кошрочем. - а, с. СССР IS 1667153.

6. Скалабан С.Л,, Михалев B.C. Установка функционально-параметрического контроля микросхем "Град". -7-я научно-техническая конференция МПОВТ "ЕС ЭВМ'136". Сборник тезисов и докладов. Октябрь 1885г.

I. Скалабан С.Л., Михалса B.C. Установка Фуикпиоиая.ьно- пагпметрического контроля микросхем. - ос леп произво'дегненмо-техннческии огпггон. Бып. 4, l!;87t .

гг

с.с.46-48.

8. Скалабан С.Л, Метод параллельной проверки матрицы .;'!№. - Материалы I научно-технической конференции молодых

уч-.-мх и специалистов АПО "Электрон". Издательство "Айастан", Ереван, 1988г., с.с. 02-63.

9. Скалабан С.Д. Метод параллельной проверки матрицы ЗУПВ. - Микроэлектроника, том 17, вып. Ч, 1988г., с.с.

10. Скалабан С.Л. Метод контроля памяти, позволяющий

международного симпозиума ШРО-ВЭ. Минск. 1989г. , с. с. 352-359

11. Скалабан С.Л. Запоминающее устройстро произвольно!'! выборки с возможностью автономной проверки. - Вопроси радиоэлектроники. Серил "Электронная ьмчнсли гельнач техника" (ЭВТ), пып. 13, 1989г., с.с. 87-96

387-394

повысить отказоустойчивость системы.

Мл гериалы