книги / Автоматизация конструкторского проектирования в радиоэлектронике и вычислительной технике. Автоматизация конструкторского проектирования вычислительной техники
.pdf[неупомянутых точек схемы, Крэме вычисления показателя те стируемости отдельных узлов, представляет интерес тестируе мость каждого первичного выхода схемы, которая определяет ся как суммарная тестируемость одномерных путей, покрываю щих рассматриваемую подсхему.
Таким образом, мы привели вычисление следующих показа телей контролепригодности: показателя управляемости ( U ) t максимального числа последовательно соединенных элементов памяти ( # * ) , общего числа элементов памяти в подсхеме (5*), показателя наблюдаемости (/У) и показателя тестируемости
(Г). В качестве единицы измерения показателей и, Н и Т использовалась одна операция обращения к таблицам истинно сти логических элементов, а единицей измерения показателей 6*ъ Gт являлся ог ин элемент памяти, В заключение коротко обсудим, какие показатели контролепригодности должна вычис лять система ана. нза контролепригодности логических схем, а также аспекты применения -получерных показателей в процессе генерации тестов,
1.Для каждого узла схемы должны быть определены по казатели управляемости, максимального числа последователь но соединенных элементов памяти от ^того узла до одного из входов схемы и общего числа элементов памяти в подсхеме рассматриваемого узла. Из этих трех показателей, по нашему мнению, наиболее важным показателем является показатель G*
Опираясь на приведенные показатели, можно управлять про цессом вычисления заданных в определенных узлах схемы ло гических значений, направляя процесс вычисления по ветвям наименьшей сложности. Причем показатели U j(*s и 6° целе сообразно использовать при любом методе построения тестов.
2.Для каждого первичного входа схемы, каждой точки обfbiBa контуров обратных связей и каждой точки разветвления должен быть определен показатель тестируемости. Опирпсь на данный показатель, можно управлять процессом активизации пути, а также судить о сложности построения теста для про верки того или иного узла. Особенно ценен показатель Т для методов, которые опираются на активизацию путей от в: оцэв схемы по направлению к выходам.
3. Для каждого выхода схемы должна быть определена суммарная тес-ируемэсть, это позволит управлять очередно стью построения тестов для отдельных подсхем, а также су-
1 4 1
цить D целесообразности автоматической генерации тестов для той или иной подсхемы. Показатель суммарной тестируемости следует применять в тех случаях, когда при генерации тестов используются методы, опирающиеся на активизацию путей от выходов схемы по направлению к входам.
Вычисленные значения управляемости, наблюдаемости или. тестируемости довольно объективно отражают трудоемкость установки заданного логического значения на том или ином узле схемы или трудоемкость активизации ‘Того или иного пу ти, однако полученные значения не позволяют судить о слож ности схемы. Одинаковые численные значения, допустим, уп равляемости могут быть получены как для узла, который яв ляется выходом большой комбинационной подсхемы, так и для узла, являющегося выходом сложной, содержащей мало логи ческих элементов последовательностной подсхемы. К тому же большие абсолютные значения этих показателей трудно обозри мы для человека. Поэтому ниже приведем два варианта норма лизации показателей управляемости, наблюдаемости и тестиру емости. Так как формулы нормализации для всех трех показа телей одинаковы, покажем только нормализацию значений уп равляемости. Первое нормализированное значение управляемости получаем следующим образом:
|
К |
" * |
- “Г |
' “7 |
|
|
|
Показатель И д |
характеризует степень |
разветвленности |
|||||
подсхемы, входом |
которой является узел у . |
Для* подсхем |
име |
||||
ющих структуру дерева, |
а чей больше подсхема содер |
||||||
жит разветвлений, тем ближе значение показателя |
к |
цудр, |
|||||
Значение второго нормализированного показателя вычисля |
|||||||
ется в два этапа. На |
первом этапе определяем управляем ость |
||||||
(лучше |
всего среднюю, т.е.#^* ) узла у по приведенным фор |
||||||
мулам, |
но таким |
образом, что как будто подсхема, выходом |
|||||
которой |
является |
узел |
у , |
является чисто комбинационной, т.е^ |
|||
все точки обрыва |
контуров |
обратных связей |
и фиктивные |
точ* |
ки памяти принимаются за первичные входы схемы. Получаем значение U™**. На втором этапе управляемость вычисляется кпк вь:ше описано. Получаем значение tty А второе нормали зированное значение управляемости вычисляем следующим об разом:
1 4 2
а |
л о с л |
|
|
Показатель # а*сл характеризует степень последовательно |
|||
сти, поцсхемы, выходом которой является узел д |
Для комби |
||
национных подсхем Uffoc\sfj а |
чем больше подсхема |
содержит |
|
элементов памяти |
и контуров |
обратных связей, тем |
ближе зна |
чение показателя |
и посл к нулю» |
|
Показатели контролепригодности можно улучшить, меняя структуру схемы или метод синтеза схем, а также вводом ап паратных средств, упрощающих проверку схемы.
Ли т е р а т у р а
1.КИРКЛЭНД Т., ФЛОРЕС В. Программные средства ана лиза тестируемое! и автоматическая генерация тестов для
СБИС. |
Электроника, |
1983, |
Ne 5, с, 4 1 -4 8 . |
|
|
|||
2. |
S T E P H E N S O N |
J,, |
O R A S O N |
J. A |
T e s ta b ility |
|||
M e asu re for |
R e g is te r |
‘T ra n s Гег L e v e l |
D igital |
C i r |
||||
cu its. |
P ro c . |
6th |
FT C |
S ym posium , Ju n e 1 9 7 6 , |
pp . |
|||
1 0 1 -1 0 7 . |
|
|
|
|
|
|
|
|
3. |
KOVIJANIC |
P , |
Te s ta bi ll it v |
A n a ly s is . T e s t. |
||||
Conf. |
C h e r r y |
Hill, O c to b e r 1 979, |
pp . 3 1 0 - 3 1 6 . |
>'аЮ"'6 8 1 .3 2 5 .6
ПОДСИСТЕМА АНАЛИЗА ПОЛНОТЫ ПРОВЕРЯЮЩИХ ТЕСТОВ В САПР 'КАУИАС-З*
А.Э. Т э р г а м а ц з е , В,П. Юсас
Подсистема анализа предназначена для установления пол ноты проверки логической схемы на заданных входных воздей ствиях (проверяющем тесте). Проверяющий тест может быть построен вручную либо сгенерирован программой автоматизи рованного построения тестов, включенной в систему 'Каунас—3 V [l] . Ограничения иа объем схемы, число и сложность исполь зуемых логических элементов (ЛЭ) не накладываются, однако данные параметры влияют на необходимый для работы подси стемы объем оперативной памяти и время ее работы.
1 4 3
Входными данными подсистеме служит описание логиче ской схемы,* закодированное на входном языке, и проверяющий тест. Нели тест построен вручную, то он кодируется на вход ном языке и вводится в систему. Если тест строился автома тически, то кодировка не требуется. В любом случае проверя ющий тест должен быть промоделирован программой моделиро вания, содержащейся в системе "Каунас-3" £2].
Выходным результатом подсистемы является сообщение о полноте проверки схемы (относительно одиночных константных неисправностей) и списки непроверенных и непроверяемых не исправностей.
Алгоритм анализа полноты тестов базируется на програм ме моделирования [2 ]. Составляется список анализируемых неисправностей и они поочередно вводятся в схему. Схема с неисправностью моделируется на тестовой последовательности, анализируются выходные ее реакции. Если хотя бы на одном выходе схемы сигнал не совпадает с реакцией исправной схе мы, введенная неисправность отмечается как проверяемая и моделирование прекращается. Если несовпадение не получено на протяжении всей тестовой последовательности, введенная неисправность отмечается как непроверенная.
Лля ввода неисправности используются два фиктивных со единения с постоянными сигналами 1 и О. В точке неисправ ности подключенное соединение меняется на одно из фиктив ных соединений. При вводе неисправности на выходе ЛЭ либо на двунаправленной шине запись смоделированного сигнала в фиктивное соединение блокируется.
Проектируемые в настоящее время схемы отличаются боль шой сложностью, как структурной (большим объемом), так и функциональной. Для их проверки требуются длинны^ входные воздействия, Хранение описания схемы и всей тестовой после довательности требует много оперативной памяти. В подсисте ме анализа полноты предусмотрена возможность разбиения те стовой последовательности на фрагменты. Максимальную дли ну одного фрагмента тестовой последовательности можно под считать по формуле:
Г - S5000
где Q - число соединений в схеме, в том числе и фиктивных
1 4 4
(добавляемых для незадействованных контактов ЛЭ, а также для фиктивных выводов, использованных при составлении моде лей ЛЭ), Максимальная длина одного фрагмента обычно сооб щается системой "Каунас-3". Длина тестовой последовательно сти ограничена десятью такими фрагментами. Проводится по очередная загрузка фрагментов в оперативную память и их ана лиз.
Процесс анализа полноты тестов проводится в следующем порядке. . Из списка анализируемых неисправностей выбирается очередная порция нерассмотренных неисправностей, в память загружается первый фрагмент тестовой последовательности. Неисправности из выбранной порции анализируются на первом фрагменте тестовой последовательности. Проверяемые неисправ ности отмечаются. Если некоторые неисправности„не проверя ются на первом фрагменте тестовой последовательности, то запоминаются состояния схемы с данными неисправностями на последнем наборе фрагмента.
По окончании анализа первого фрагмента тестовой после довательности, если в выбранной порции проверяются еще не все неисправности, загружается второй фрагмент тестовой по следовательности и т.д. На последующих фрагментах тестовой последовательности анализируются только непроверенные на предыдущих фрагментах неисправности. Каждый раз в качест ве начальной восстанавливается запомненное состояние схемы с данной неисправностью на предыдущем фрагменте тестовой последовательности. Непроверенные неисправности отмечаются только после рассмотрения всей тестовой последовательности. Если список неисправностей неисчерпан, выбирается следующая порция и анализ повторяется дэ тех пор, пока не будут рас смотрены все неисправности списка.
Преимуществом такого подхода является адекватность ре зультатов анализа. Так как используется мощный алгоритм мо делирования, то полученные реакции схемы соответствуют ис тинному ее поведению. Аналогичных результатов по адекватно сти нельзя получить ни при помощи параллельного, ни прй по мощи дедуктивного алгоритмов. Недостатком описанного подхо да является очень большое время анализа, В "первозданном виде" такой алгоритм для современных схем с БИС'ами и длин ными тестовыми последовательностями неприемлем.
Существенное влияние на время работы подсистемы ur.feeT
1 4 5
число анализируемых неисправностей. Поэтому проводится ми нимизация списка неисправностей как перец, так и во время работы подсистемы анализа. Рассмотрим вначале возможность начальной минимизации списка неисправностей.
Если тесты составляются автоматизированным способом, то программа построения тестов имеет информацию о провер ке некоторых неисправностей. Данная информация может ис пользоваться программой анализа тестов - проверенные неис правности из списка исключаются. Однако, с целью проверки правильности работы программы построения тестов, данную ин формацию можно игнорировать.
Во многих случаях о проверке выхода ЛЭ можно судить, имея информацию'о проверке входов настоящего ЛЭ и входов других ЛЭ, к которым подключен рассматриваемый выход. По этому в подсистеме анализа полноты тестов неисправности вво дятся лишь на входы ЛЭ, двунаправленные выводы и объеди ненные одним соединением выходы.
Некоторую информацию можно получить, анализируя резуль таты моделирования и схему. Например, если в соединении на протяжении всей тестовой последовательности отсутствует сиг нал О, то неисправности = 1 не проверяются на всех точках подключения данного соединения. Аналогично, если отсутству ет сигнал 1, то не проверяются неисправности г О. Не могут проверяться неисправности = 1 в соединениях питания, = О в соединениях земли и некоторые неисправности объединенных входов инвариантных групп ЛЭ.
В тестовой последовательности могут образоваться актив ные пути в виде перепадов сигналов 1 -*■ О или О-*" 1 на со седних наборах. Известно, что в одномерных участках таких путей проверяются как неисправности s i, так и неисправно сти =. О. Проводится поиск одномерных участков активных пу тей, их неисправности отмечаются как проверяемые.
Инвариантные группы входов ЛЭ имеют блокирующие неис правности. Для группы И блокирующей является неисправность = 0, а для группы ИЛИ - неисправность г 1. Если установлен признак проверяемости для блокирующей неисправности одного входа ЛЭ, то данный признак переносится на.все блокирующие неисправности данной инвариантной группы.
Рассмотрим возможность уменьшения трудоемкости точно го анализа, основанного на программе моделирования.
1 4 6
Неисправность не может проявиться на выходе ЛЭ, если сигнал входа с неисправностью повторяет неисправность. По этому можно пропустить, не моделируя все началыше тесто вые наборы, на которых сигнал соединения исправной схемы не противоречит сигналу неисправности. Если вследствие мо делирования схемы с неисправностью ее состояние на некото ром наборе повторит состояние исправной схемы, можно все последующие наборы также пропустить без моделирования до нового несовпадения сигнала неисправности и соединения. Не целесообразно моделировать ЛЭ, входы и внутренние состоя ния которых совпадают в исправной и неисправной схемах. Ре акции этих ЛЭ можно взять из матрицы состояний неправнЗй
схемы, ‘Последние два упомянутых обстоятельства резко сокра щают число моделируемых ЛЭ й повышают скорость моделиро вания.
Если во время моделирования установлено, что некоторая неисправность проверяется, T D , анализируя состояния исправ ной схемы и схемы с неисправностью, можно определить путь в схеме, по которому проверяется неисправность. В одномер ных участках этого пути неисправности, совпадающие с сигна лом неисправной схемы, можно отметить как проверяемые без отдельного их анализа. Поэтому в подсистеме анализа полно тытестов в первую очередь анализируются неисправности ЛЭ наименьшегог;ранга* Тем самым увеличивается вероятность то го, что больше неисправностей будут .отмечено без их анализа
путем моделирования. Запись признаков проверяемости неисправ ностей постоянно сопровождается расширением признаков бло кирующих неисправностей в инвариантных группах входов.
Общепринятым признаком проверяемости неисправности яв ляется изменение сигнала на выходе относительно исправной*
схемы |
либо t - ^ O . Однаков современных схемах на |
выходе схемы |
может появиться и сигнал третьего состояния |
(высокий импеданс, обозначим через Т ). Большинством аппа ратур контроля, если не предвидены специальные средства фик сации сигнала Т, он воспринимается как 1 [3 ], В подсистеме анализа полноты тестов существует возможность, путем изме нения режимов работы, менять.признаки обнаружения неисправ ностей. Возможны следующие режимы:
1.Неисправность проверяется только в случае изменения
сигналов О — 1 л,ибо l -^ О (стандартный режим).
2. |
Дополнительно фиксируются изменения 0 - » Т и Т -* О. |
3. |
Проверка неисправности фиксируется при любом несов |
падении сигналов исправной схемы и схемы с неисправностью. Если хотя бы один из сигналов является Jfj то несовпадение сигналов не фиксируется.
Для некоторых неисправностей нельзя установить их про верку. Например, при вводе неисправностей в цепи сброса на выходах схемы можем получить одни неопределенные значения Аналогично не можем установит^ проверку управляющих вхо
дов, устанавливающих выходы ЛЭ в состояние Т, в стандарт ном режиме работы. Дчя таких неисправностей можем лишь го ворить о вероятности из проверки. В подсистеме анализа пол ноты тестов для непроверенных неисправностей вычисляется вероятность их проверки.
Анализируются реакции исправной схемы и схемы с неис правностью и фиксируются события. В качестве события рас сматривается случай, когда выход исправной схемы принимает значение сигнала О либо I, а в неисправной схеме - X. Про должение данной ситуации на нискольких наборах пэдряц в ка честве отдельных событий не фиксируется. Для определения ве роятности проверки неисправности используется формула неза висимых событий.
Несмотря на все усовершенствования, время работы под системы анализа полноты тестов остается достаточно большим и для сложных схем измеряется часами. Например, для схем, содержащих около 200 СИС и БИС, анализ полноты теста, состоящего примерно из 5 0 0 наборов, может достигнуть или даже превысить 10 часов счета на ЕС -1033. Выделить столь ко времени на ЭВМ для непрерывной работы часто бывает труд но. Поэтому анализ нужно проводить по частям. Подсистеме указывается лимит времени. По окончании лимита результаты записываются на магнитный диск в базу данных. При повтор ном запуске подсистемы анализ продолжается дальше.
В ближайшее время намечается посредством новых усовер шенствований увеличить скорость анализа тестов. Также наме чается ввод в подсистему программы дедуктивного моделирова ния, работающей по принципу конкурсного моделирования.
Ли т е р а т у р а
1.;БАРЕЙША Э.В., ВАЙЧЮЛИС С.И., МОТЕЮНАС К./|. и
1 4 8
ар. Характеристика методов, использ^ эмых в системе автома тизированного технического проектирования 'Каунас-2 \ - Тезисы докладов межреспубликанской школы-семинара 1 9 8 3 г . 'Автоматизированный контроль параметров изделий электрон ной техники' (IX школа по технической диагностике), Каунас, 1984, стр. 3 4 -3 6 .
2. ТАРГАМАДЗЕ А .З., БАРЕГТША Э.В, Пятизначное мо делирование, учитывающее порядок изменения сигналов на вхо дах логических элементов. - В межвузовском сб.: Автомати зация конструкторского проектирования в радиоэлектронике и
вычислительной технике. Вильнюс, 1982, |
стр. |
1 2 7 -1 3 2 . |
|
3. F U N A T S U S., T A K A H A S K I |
М., YAM ADA А . |
||
Digital fault sim u latio n |
in b id ire c tio n a l |
.bus cir cuit |
|
en v iro n m en ts. - I EEE |
T r a n s ., 1980, p. |
1 5 5 - 1 5 7 . |
УДК 6 8 1 ,3 2 5
О ВЫБОРЕ ПРОВЕРЯЮЩЕГО ВЕКТОРА В ВЕРОЯТНОСТНЫХ СИСТЕМАХ ДИАГНОСТИРОВАНИЯ ДИСКРЕТНЫХ УСТРОЙСТВ
А.А. Я р а м а й т и с
Для определенности введем ряд понятий и обозначений,,ко торые будут использоваться в настоящей работе.
Предположим, что в процессе проверки дискретного уст
ройства за |
/л тактов |
проверки на каждый его |
вход Xj |
|
( С = |
||||
1, 2, . . . , / 7 |
) поступают |
независимые |
стохастически тестовые |
||||||
воздействия |
(СТВ), |
соответствующие |
булевым векторам |
вица |
|||||
' |
£ Lm |
)» |
г а е |
|
|
СЛИ |
сигнал |
с |
от |
ветствует логической единице ( ' ! ' ) , |
и |
=О в |
противном слу |
||||||
чае. Аналогично [1] строчными буквами |
|
будем |
обозна |
||||||
чать вероятности того, что логические сигналы |
А, В, |
.... обо |
|||||||
значаемые прописными буквами, принимают значения '1 |
. Так, |
||||||||
строчной буквой |
XI |
обозначим вероятность того, что си г н а л на |
|||||||
входном полюсе |
|
дискретного устройства - |
Совокуп |
||||||
ность вероятностей |
Хс |
( / » 1, 2, |
|
обозначим />лт[х^хг> |
1 4 9
и назовем проверяющим вектором. Примем, что для заданного
числа СТВ вектор |
не меняется. Тогда в каждом внутрен |
||
нем. узле дискретного устройства У/ |
и выходном по |
||
люсе Zr (с* |
логическая "1" появится с определенными |
||
вероятностями |
которые могут |
быть вычислены f t , |
|
2]. Для краткости вероятности *i,yjj2r |
будем называть |
||
входными, внутренними и выходными соответственно. |
|
||
Мерой качества СТВ, описываемых вектором/^ |
выберем |
||
вероятность обнаружения заданных неисправностей. Вероят |
|||
ность обнаружения неисправности Sj |
/S/J из |
множест |
|
ва неисправностей |
S обозначим Pcs/).Примем, что PCs/J явля |
ется вероятностью того, что любой случайный набор из после довательности СТВ, заданных вектором р х , является набором, на котором обнаруживается неисправность Jy. Методы вычис ления вероятностей /^/^использующие идею активизации пути, различающей функции и булевой разницы, рассмотрены в рабо тах [3 , 4].
Итак, главными параметрами, задающими СТВ, являются п? и Рл Рассмотрим их влияние на эффективность проверки схемы, а также пути ее повышения.
Интуитивное представление о том, что большее количест во СТВ обеспечивает проверку большего числа неисправностей и большую их различимость, в общем случае верно. Однако увеличение № эффективно до определенного предела, выше ко торого проверка неисправностей становится неприемлемо доро гостоящей в отношении расхода машинного времени.
Влияние другого параметра очевидно. Та же неис правность может быть обнаружена с большей или меньшей ве роятностью в взависим ости .от выбранных значений . Теоре тически доказано [5],- что вектор p*j компонентами* которого являются величины, обратные различным числам Ферма, обес печивает различимость всех логически различных неисправно стей любой комбинационной схемы. Однако реализовать на прак
тике вектор вица рх** { ? j f ' r i '2s* ' I очень сложно. Для последовательных схем такого вектора1не существует.
Очевидно, что для практических целей необходимо |
подоб |
|
рать реализуемые более просто значения вектора |
|
причем |
обеспечивающие достаточно высокие вероятности |
P(S/J. |
|
Экспериментируя над комбинационными схемами с |
целью |
выбора вектора у!* ^ обеспечивающего достаточно большие ве-
1 5 0