JP2000004243A - プログラマブルコントローラのデータ通信方法およびプログラマブルコントローラ - Google Patents
プログラマブルコントローラのデータ通信方法およびプログラマブルコントローラInfo
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- JP2000004243A JP2000004243A JP10166924A JP16692498A JP2000004243A JP 2000004243 A JP2000004243 A JP 2000004243A JP 10166924 A JP10166924 A JP 10166924A JP 16692498 A JP16692498 A JP 16692498A JP 2000004243 A JP2000004243 A JP 2000004243A
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 データリンクスキャンタイムを短縮すること
により、他局に対して自局のデータを伝える時間を短縮
すること。 【解決手段】 現在、前回シーケンススキャン回数、現
在、前回データリンクスキャン回数を格納するエリアを
2ポートRAM20eに設ける。シーケンス制御部30
は、1シーケンススキャン終了毎に、現在シーケンスス
キャン回数をインクリメントし、1シーケンススキャン
終了後に(現在データリンクスキャン回数)>(前回デ
ータリンクスキャン回数)のときにのみ、リンクリフレ
ッシュを行い、前回データリンクスキャン回数を更新す
る。データ通信制御部20は、1データリンクスキャン
終了毎に、現在データリンクスキャン回数をインクリメ
ントし、1データリンクスキャン終了後に(現在シーケ
ンススキャン回数)>(前回シーケンススキャン回数)
のときにのみ、他ステーションに対して自ステーション
のデータを送信し、前回シーケンススキャン回数に更新
する。
により、他局に対して自局のデータを伝える時間を短縮
すること。 【解決手段】 現在、前回シーケンススキャン回数、現
在、前回データリンクスキャン回数を格納するエリアを
2ポートRAM20eに設ける。シーケンス制御部30
は、1シーケンススキャン終了毎に、現在シーケンスス
キャン回数をインクリメントし、1シーケンススキャン
終了後に(現在データリンクスキャン回数)>(前回デ
ータリンクスキャン回数)のときにのみ、リンクリフレ
ッシュを行い、前回データリンクスキャン回数を更新す
る。データ通信制御部20は、1データリンクスキャン
終了毎に、現在データリンクスキャン回数をインクリメ
ントし、1データリンクスキャン終了後に(現在シーケ
ンススキャン回数)>(前回シーケンススキャン回数)
のときにのみ、他ステーションに対して自ステーション
のデータを送信し、前回シーケンススキャン回数に更新
する。
Description
【0001】
【発明の属する技術分野】この発明は、プログラマブル
コントローラのデータ通信方法およびプログラマブルコ
ントローラに関し、特に、各種制御に用いられるプログ
ラマブルコントローラによるライン制御やプラント制御
といった分散制御を実現するためのプログラマブルコン
トローラのデータ通信方法およびプログラマブルコント
ローラに関するものである。
コントローラのデータ通信方法およびプログラマブルコ
ントローラに関し、特に、各種制御に用いられるプログ
ラマブルコントローラによるライン制御やプラント制御
といった分散制御を実現するためのプログラマブルコン
トローラのデータ通信方法およびプログラマブルコント
ローラに関するものである。
【0002】
【従来の技術】図6は、データ通信機能を持つプログラ
マブルコントローラ(以下、PCと略称することがあ
る)のハードウェア構成を示している。
マブルコントローラ(以下、PCと略称することがあ
る)のハードウェア構成を示している。
【0003】PC1局〜PCn局は各PC間の通信を実
行するための通信ケーブル50によって接続されてい
る。各PC(PC1、PC2………PCn)100は、
データリンクを制御するデータ通信制御部110と、シ
ーケンスプログラムの実行および接続される制御機器へ
の入出力部(図示省略)を制御するシーケンス制御部1
20とを有している。
行するための通信ケーブル50によって接続されてい
る。各PC(PC1、PC2………PCn)100は、
データリンクを制御するデータ通信制御部110と、シ
ーケンスプログラムの実行および接続される制御機器へ
の入出力部(図示省略)を制御するシーケンス制御部1
20とを有している。
【0004】データ通信制御部110は、通信制御を行
うためのCPU110aと、通信を実行するためのバス
を制御するシリアルコントロールバス110bと、通信
制御用のシステムプログラム等のソフトウェアを格納す
るROM110cと、通信制御により回線から受信した
リンクデータや回線へ送信するリンクデータ等を格納す
るRAM110dと、シーケンス制御部120とのイン
タフェースのための2ポートRAM110eとから構成
される。
うためのCPU110aと、通信を実行するためのバス
を制御するシリアルコントロールバス110bと、通信
制御用のシステムプログラム等のソフトウェアを格納す
るROM110cと、通信制御により回線から受信した
リンクデータや回線へ送信するリンクデータ等を格納す
るRAM110dと、シーケンス制御部120とのイン
タフェースのための2ポートRAM110eとから構成
される。
【0005】シーケンス制御部120は、シーケンス制
御用のCPU120aと、シーケンス制御用のシステム
プログラム等のソフトウェアを格納するROM120b
と、シーケンスプログラムでの演算結果やその他の情報
を一時的に格納するRAM120cと、入出力のON/
OFF情報を交換するための入出力インターフェース1
20dと、シーケンスプログラムを格納するメモリ12
0eとから構成される。
御用のCPU120aと、シーケンス制御用のシステム
プログラム等のソフトウェアを格納するROM120b
と、シーケンスプログラムでの演算結果やその他の情報
を一時的に格納するRAM120cと、入出力のON/
OFF情報を交換するための入出力インターフェース1
20dと、シーケンスプログラムを格納するメモリ12
0eとから構成される。
【0006】図7は、図6に示されているように、PC
(PC1、PC2………PCn)を複数台接続すること
によってシステム構成され、トークンパッシング方式を
利用したローカルエリアネットワークにおいて、各ステ
ーション(各局のPC)のデータ通信制御部110が行
う送信処理フローを示している。
(PC1、PC2………PCn)を複数台接続すること
によってシステム構成され、トークンパッシング方式を
利用したローカルエリアネットワークにおいて、各ステ
ーション(各局のPC)のデータ通信制御部110が行
う送信処理フローを示している。
【0007】まず各ステーションは、シーケンスプログ
ラムのシーケンススキャンが終了したか否か判断する
(ステップS100)。シーケンススキャン処理が終了
している場合には(ステップS100肯定)、リフレッ
シュ要求により、2ポートRAM110e経由で各ステ
ーションから受信したデータの2ポートRAM110e
からの読み出しと、シーケンスプログラムに基づいた各
ステーションのデータと他ステーションに送信するデー
タをシーケンス制御部120から2ポートRAM110
eに書き込むというリンクリフレッシュ処理を行う(ス
テップS101)。なお、リフレッシュ要求とは、シー
ケンス制御部120のCPU120aがRAM120c
内のデータを他のステーションから受信したデータに書
き換えることを要求する命令のことである。
ラムのシーケンススキャンが終了したか否か判断する
(ステップS100)。シーケンススキャン処理が終了
している場合には(ステップS100肯定)、リフレッ
シュ要求により、2ポートRAM110e経由で各ステ
ーションから受信したデータの2ポートRAM110e
からの読み出しと、シーケンスプログラムに基づいた各
ステーションのデータと他ステーションに送信するデー
タをシーケンス制御部120から2ポートRAM110
eに書き込むというリンクリフレッシュ処理を行う(ス
テップS101)。なお、リフレッシュ要求とは、シー
ケンス制御部120のCPU120aがRAM120c
内のデータを他のステーションから受信したデータに書
き換えることを要求する命令のことである。
【0008】リンクリフレッシュ処理が完了すると、つ
ぎに、自ステーションが他ステーションからトークンを
取得したか判断する(ステップS102)。なお、シー
ケンススキャン処理が終了していない場合には(ステッ
プS100否定)、リンクリフレッシュ処理を行わず、
直ちにトークン取得の判断(ステップS102)を行
う。
ぎに、自ステーションが他ステーションからトークンを
取得したか判断する(ステップS102)。なお、シー
ケンススキャン処理が終了していない場合には(ステッ
プS100否定)、リンクリフレッシュ処理を行わず、
直ちにトークン取得の判断(ステップS102)を行
う。
【0009】トークンを取得していない場合には(ステ
ップS102否定)、ステップS100に戻り、リフレ
ッシュ要求があるかのチェックを行う処理をする。これ
に対し、トークンを取得している場合には(ステップS
102肯定)、他ステーションに送信するデータを2ポ
ートRAM110eから、シリアルコントロールバス1
10bの送信バッファに転送し(ステップS103)、
他ステーションにデータとトークンを送信する(ステッ
プS104)。送信が完了すれば、ステップS100に
戻り、上述の処理を繰り返す。
ップS102否定)、ステップS100に戻り、リフレ
ッシュ要求があるかのチェックを行う処理をする。これ
に対し、トークンを取得している場合には(ステップS
102肯定)、他ステーションに送信するデータを2ポ
ートRAM110eから、シリアルコントロールバス1
10bの送信バッファに転送し(ステップS103)、
他ステーションにデータとトークンを送信する(ステッ
プS104)。送信が完了すれば、ステップS100に
戻り、上述の処理を繰り返す。
【0010】この種の伝送方式に関しては、図7に示さ
れているように、シーケンス制御部120がシーケンス
スキャン毎に、2ポートRAM110eとRAM120
cのデータの授受を行い、データリンクスキャン毎に自
ステーションの2ポートRAM110eの格納データを
他ステーションに対して送信する方式以外に、特開平5
−14365号公報に示されているようなものがある。
この公報に示されているスキャン伝送方法では、格納デ
ータをブロックに区切り、ブロック毎に特定ビットを設
け、特定ビットが格納データの書き換えなどによって変
化が生じた場合にのみ格納データを他ステーションに対
して送信するものである。
れているように、シーケンス制御部120がシーケンス
スキャン毎に、2ポートRAM110eとRAM120
cのデータの授受を行い、データリンクスキャン毎に自
ステーションの2ポートRAM110eの格納データを
他ステーションに対して送信する方式以外に、特開平5
−14365号公報に示されているようなものがある。
この公報に示されているスキャン伝送方法では、格納デ
ータをブロックに区切り、ブロック毎に特定ビットを設
け、特定ビットが格納データの書き換えなどによって変
化が生じた場合にのみ格納データを他ステーションに対
して送信するものである。
【0011】
【発明が解決しようとする課題】図7に示されているデ
ータ通信方法では、シーケンススキャン終了後のエンド
処理時にデータリンクリフレッシュを行い、シーケンス
スキャン中にトークンを受信して、自ステーションの格
納データを他ステーションに対して送信しているため、
データに変化がなかった場合でも定期的にデータをリフ
レッシュしてデータを送信することになり、CPUの負
担、回線の負荷が増え、効率のよいデータ通信を行うこ
とができない。
ータ通信方法では、シーケンススキャン終了後のエンド
処理時にデータリンクリフレッシュを行い、シーケンス
スキャン中にトークンを受信して、自ステーションの格
納データを他ステーションに対して送信しているため、
データに変化がなかった場合でも定期的にデータをリフ
レッシュしてデータを送信することになり、CPUの負
担、回線の負荷が増え、効率のよいデータ通信を行うこ
とができない。
【0012】特開平5−14365号公報に示されてい
るスキャン伝送方法では、自ステーションの格納データ
の各ブロック毎に設けられた特定ビットがデータの変化
を示した場合にのみ、すなわち自ステーション情報に変
化が生じた場合にのみ、自ステーション情報を他ステー
ションに対して送信しているが、シーケンス制御部はデ
ータ通信制御部が他ステーション情報を更新したか否か
を判別することなく、他ステーション情報をシーケンス
スキャン終了毎にリフレッシュしている。すなわち、シ
ーケンス制御部とデータ通信制御部との間のリフレッシ
ュはデータの変化が無くても定期的にリフレッシュを行
うことになり、その分CPUに負荷がかかるという問題
点がある。
るスキャン伝送方法では、自ステーションの格納データ
の各ブロック毎に設けられた特定ビットがデータの変化
を示した場合にのみ、すなわち自ステーション情報に変
化が生じた場合にのみ、自ステーション情報を他ステー
ションに対して送信しているが、シーケンス制御部はデ
ータ通信制御部が他ステーション情報を更新したか否か
を判別することなく、他ステーション情報をシーケンス
スキャン終了毎にリフレッシュしている。すなわち、シ
ーケンス制御部とデータ通信制御部との間のリフレッシ
ュはデータの変化が無くても定期的にリフレッシュを行
うことになり、その分CPUに負荷がかかるという問題
点がある。
【0013】この発明は、上述の如き問題点を解消する
ためになされたもので、データ伝送のためのCPU負荷
を軽減すると共に通信時間を短縮し、効率的なデータ伝
送を可能にするプログラマブルコントローラのデータ通
信方法およびプログラマブルコントローラを得ることを
目的としている。
ためになされたもので、データ伝送のためのCPU負荷
を軽減すると共に通信時間を短縮し、効率的なデータ伝
送を可能にするプログラマブルコントローラのデータ通
信方法およびプログラマブルコントローラを得ることを
目的としている。
【0014】
【課題を解決するための手段】上述の目的を達成するた
めに、この発明によるプログラマブルコントローラのデ
ータ通信方法は、複数のステーションから構成され、ト
ークンパッシング方式を利用したローカルエリアネット
ワークにおけるプログラマブルコントローラのデータ通
信方法において、現在シーケンススキャン回数と前回シ
ーケンススキャン回数、および現在データリンクスキャ
ン回数と前回データリンクスキャン回数を格納するエリ
アを各データ通信制御部とシーケンス制御部とが共有す
る2ポートRAMに設ける。シーケンス制御部は、1シ
ーケンススキャン終了毎に、現在シーケンススキャン回
数をインクリメントし、1シーケンススキャン終了後に
現在データリンクスキャン回数と前回データリンクスキ
ャン回数を比較し、(現在データリンクスキャン回数)
>(前回データリンクスキャン回数)の場合のみ、シー
ケンス制御部は2ポートRAM経由で各ステーションか
ら受信したデータの読み出しと他ステーションに送信す
るデータを書き込むリンクリフレッシュ処理を行って現
在データリンクスキャン回数を前回データリンクスキャ
ン回数に格納する。データ通信制御部は、トークンを取
得し、1データリンクスキャン終了毎に、現在データリ
ンクスキャン回数をインクリメントし、1データリンク
スキャン終了後に現在シーケンススキャン回数と前回シ
ーケンススキャン回数を比較し、(現在シーケンススキ
ャン回数)>(前回シーケンススキャン回数)の場合の
み、他ステーションに対して自ステーションのデータを
送信し、現在シーケンススキャン回数を前回シーケンス
スキャン回数に格納するものである。
めに、この発明によるプログラマブルコントローラのデ
ータ通信方法は、複数のステーションから構成され、ト
ークンパッシング方式を利用したローカルエリアネット
ワークにおけるプログラマブルコントローラのデータ通
信方法において、現在シーケンススキャン回数と前回シ
ーケンススキャン回数、および現在データリンクスキャ
ン回数と前回データリンクスキャン回数を格納するエリ
アを各データ通信制御部とシーケンス制御部とが共有す
る2ポートRAMに設ける。シーケンス制御部は、1シ
ーケンススキャン終了毎に、現在シーケンススキャン回
数をインクリメントし、1シーケンススキャン終了後に
現在データリンクスキャン回数と前回データリンクスキ
ャン回数を比較し、(現在データリンクスキャン回数)
>(前回データリンクスキャン回数)の場合のみ、シー
ケンス制御部は2ポートRAM経由で各ステーションか
ら受信したデータの読み出しと他ステーションに送信す
るデータを書き込むリンクリフレッシュ処理を行って現
在データリンクスキャン回数を前回データリンクスキャ
ン回数に格納する。データ通信制御部は、トークンを取
得し、1データリンクスキャン終了毎に、現在データリ
ンクスキャン回数をインクリメントし、1データリンク
スキャン終了後に現在シーケンススキャン回数と前回シ
ーケンススキャン回数を比較し、(現在シーケンススキ
ャン回数)>(前回シーケンススキャン回数)の場合の
み、他ステーションに対して自ステーションのデータを
送信し、現在シーケンススキャン回数を前回シーケンス
スキャン回数に格納するものである。
【0015】つぎの発明に係るプログラマブルコントロ
ーラは、複数のステーションから構成され、トークンパ
ッシング方式を利用したローカルエリアネットワークに
おけるプログラマブルコントローラにおいて、データ通
信制御部と、シーケンス制御部とを有し、前記データ通
信制御部と前記シーケンス制御部とが共有する2ポート
RAMを設け、当該2ポートRAMに現在シーケンスス
キャン回数と前回シーケンススキャン回数、および現在
データリンクスキャン回数と前回データリンクスキャン
回数を格納するエリアを画定し、前記シーケンス制御部
は、1シーケンススキャン終了毎に、現在シーケンスス
キャン回数をインクリメントし、1シーケンススキャン
終了後に現在データリンクスキャン回数と前回データリ
ンクスキャン回数を比較し、(現在データリンクスキャ
ン回数)>(前回データリンクスキャン回数)の場合の
み、シーケンス制御部は2ポートRAM経由で各ステー
ションから受信したデータの読み出しと他ステーション
に送信するデータを書き込むリンクリフレッシュ処理を
行って現在データリンクスキャン回数を前回データリン
クスキャン回数に格納し、前記データ通信制御部は、ト
ークンを取得し、1データリンクスキャン終了毎に、現
在データリンクスキャン回数をインクリメントし、1デ
ータリンクスキャン終了後に現在シーケンススキャン回
数と前回シーケンススキャン回数を比較し、(現在シー
ケンススキャン回数)>(前回シーケンススキャン回
数)の場合のみ、他ステーションに対して自ステーショ
ンのデータを送信し、現在シーケンススキャン回数を前
回シーケンススキャン回数に格納するものである。
ーラは、複数のステーションから構成され、トークンパ
ッシング方式を利用したローカルエリアネットワークに
おけるプログラマブルコントローラにおいて、データ通
信制御部と、シーケンス制御部とを有し、前記データ通
信制御部と前記シーケンス制御部とが共有する2ポート
RAMを設け、当該2ポートRAMに現在シーケンスス
キャン回数と前回シーケンススキャン回数、および現在
データリンクスキャン回数と前回データリンクスキャン
回数を格納するエリアを画定し、前記シーケンス制御部
は、1シーケンススキャン終了毎に、現在シーケンスス
キャン回数をインクリメントし、1シーケンススキャン
終了後に現在データリンクスキャン回数と前回データリ
ンクスキャン回数を比較し、(現在データリンクスキャ
ン回数)>(前回データリンクスキャン回数)の場合の
み、シーケンス制御部は2ポートRAM経由で各ステー
ションから受信したデータの読み出しと他ステーション
に送信するデータを書き込むリンクリフレッシュ処理を
行って現在データリンクスキャン回数を前回データリン
クスキャン回数に格納し、前記データ通信制御部は、ト
ークンを取得し、1データリンクスキャン終了毎に、現
在データリンクスキャン回数をインクリメントし、1デ
ータリンクスキャン終了後に現在シーケンススキャン回
数と前回シーケンススキャン回数を比較し、(現在シー
ケンススキャン回数)>(前回シーケンススキャン回
数)の場合のみ、他ステーションに対して自ステーショ
ンのデータを送信し、現在シーケンススキャン回数を前
回シーケンススキャン回数に格納するものである。
【0016】
【発明の実施の形態】以下に添付の図を参照して、この
発明に係るプログラマブルコントローラのデータ通信方
法およびプログラマブルコントローラの実施の形態を詳
細に説明する。
発明に係るプログラマブルコントローラのデータ通信方
法およびプログラマブルコントローラの実施の形態を詳
細に説明する。
【0017】図1は、この発明によるデータ通信方法を
実施するデータ通信機能を持つPCのハードウェア構成
を示している。PC1局〜PCn局は、従来のものと同
様に、通信ケーブル50によって接続され、各PC間で
トークンパッシング方式を利用したローカルエリアネッ
トワークの通信を行う。PC10は、データ通信制御部
20と、シーケンス制御部30とを有している。
実施するデータ通信機能を持つPCのハードウェア構成
を示している。PC1局〜PCn局は、従来のものと同
様に、通信ケーブル50によって接続され、各PC間で
トークンパッシング方式を利用したローカルエリアネッ
トワークの通信を行う。PC10は、データ通信制御部
20と、シーケンス制御部30とを有している。
【0018】データ通信制御部20は、データ通信制御
部20の各部を制御するCPU20aと、通信を実行す
るためのバスを制御するシリアルコントロールバス20
bと、通信制御用のシステムプログラム等のソフトウェ
アを格納するROM20cと、回線から受信したリンク
データや回線へ送信するリンクデータ等を格納するRA
M20dと、シーケンス制御部30とのインタフェース
のための2ポートRAM20eとから構成されている。
部20の各部を制御するCPU20aと、通信を実行す
るためのバスを制御するシリアルコントロールバス20
bと、通信制御用のシステムプログラム等のソフトウェ
アを格納するROM20cと、回線から受信したリンク
データや回線へ送信するリンクデータ等を格納するRA
M20dと、シーケンス制御部30とのインタフェース
のための2ポートRAM20eとから構成されている。
【0019】シーケンス制御部30は、シーケンスプロ
グラムを実行し、PC10の入出力部(図示省略)を制
御するシーケンス制御部であり、シーケンス制御部30
の各部を制御するCPU30aと、シーケンス制御用の
システムプログラム等のソフトウェアを格納するROM
30bと、シーケンスプログラムでの演算結果やその他
の情報を一時的に格納するRAM30cと、入出力のO
N/OFF情報を交換するための入出力インターフェー
ス30dと、シーケンスプログラムを格納するメモリ3
0eとから構成されている。
グラムを実行し、PC10の入出力部(図示省略)を制
御するシーケンス制御部であり、シーケンス制御部30
の各部を制御するCPU30aと、シーケンス制御用の
システムプログラム等のソフトウェアを格納するROM
30bと、シーケンスプログラムでの演算結果やその他
の情報を一時的に格納するRAM30cと、入出力のO
N/OFF情報を交換するための入出力インターフェー
ス30dと、シーケンスプログラムを格納するメモリ3
0eとから構成されている。
【0020】また、2ポートRAM20eは、データ通
信制御部20とシーケンス制御部30とが共有してお
り、現在シーケンススキャン回数と、前回シーケンスス
キャン回数と、現在データリンクスキャン回数と、前回
データリンクスキャン回数とを格納する4メモリエリア
によるスキャン回数格納エリア20fを画定している。
信制御部20とシーケンス制御部30とが共有してお
り、現在シーケンススキャン回数と、前回シーケンスス
キャン回数と、現在データリンクスキャン回数と、前回
データリンクスキャン回数とを格納する4メモリエリア
によるスキャン回数格納エリア20fを画定している。
【0021】データ通信制御部20は、1データリンク
スキャン終了毎に、スキャン回数格納エリア20fの現
在データリンクスキャン回数をインクリメントする。シ
ーケンス制御部30は、1シーケンススキャン終了毎
に、スキャン回数格納エリア20fの現在シーケンスス
キャン回数をインクリメントする。
スキャン終了毎に、スキャン回数格納エリア20fの現
在データリンクスキャン回数をインクリメントする。シ
ーケンス制御部30は、1シーケンススキャン終了毎
に、スキャン回数格納エリア20fの現在シーケンスス
キャン回数をインクリメントする。
【0022】データ通信制御部20は、トークンを取得
して1データリンクスキャン終了後に2ポートRAM2
0eのスキャン回数格納エリア20fに格納されている
現在データリンクスキャン回数をインクリメントした後
に、現在シーケンススキャン回数と前回シーケンススキ
ャン回数を比較し、 (現在シーケンススキャン回数)>(前回シーケンスス
キャン回数) のときにのみ、自ステーションのデータを他ステーショ
ンへ送信し、現在シーケンススキャン回数を前回シーケ
ンススキャン回数のメモリエリアに格納する。これによ
り、前回シーケンススキャン回数が更新される。
して1データリンクスキャン終了後に2ポートRAM2
0eのスキャン回数格納エリア20fに格納されている
現在データリンクスキャン回数をインクリメントした後
に、現在シーケンススキャン回数と前回シーケンススキ
ャン回数を比較し、 (現在シーケンススキャン回数)>(前回シーケンスス
キャン回数) のときにのみ、自ステーションのデータを他ステーショ
ンへ送信し、現在シーケンススキャン回数を前回シーケ
ンススキャン回数のメモリエリアに格納する。これによ
り、前回シーケンススキャン回数が更新される。
【0023】シーケンス制御部30は、1シーケンスス
キャン終了後にデータ通信制御部20の2ポートRAM
20eのスキャン回数格納エリア20fに格納されてい
る現在シーケンススキャン回数をインクリメントした後
に、現在データリンクスキャン回数と前回データリンク
スキャン回数を比較し、 (現在データリンクスキャン回数)>(前回データリン
クスキャン回数) のときにのみ、2ポートRAM20e経由で、各ステー
ションから受信したデータの読み出しと、他ステーショ
ンに送信するデータを書き込むというリンクリフレッシ
ュを行い、現在データリンクスキャン回数を前回データ
リンクスキャン回数のメモリエリアに格納する。これに
より、前回データリンクスキャン回数が更新される。
キャン終了後にデータ通信制御部20の2ポートRAM
20eのスキャン回数格納エリア20fに格納されてい
る現在シーケンススキャン回数をインクリメントした後
に、現在データリンクスキャン回数と前回データリンク
スキャン回数を比較し、 (現在データリンクスキャン回数)>(前回データリン
クスキャン回数) のときにのみ、2ポートRAM20e経由で、各ステー
ションから受信したデータの読み出しと、他ステーショ
ンに送信するデータを書き込むというリンクリフレッシ
ュを行い、現在データリンクスキャン回数を前回データ
リンクスキャン回数のメモリエリアに格納する。これに
より、前回データリンクスキャン回数が更新される。
【0024】上述の一連の処理により、データ通信制御
部20は、シーケンス制御部30にて1シーケンススキ
ャンが終了して自ステーションのデータが更新されたと
きにのみ他ステーションに対して自ステーションのデー
タを送信し、シーケンス制御部30は、データ通信制御
部20にて1データリンクスキャンが終了して他ステー
ションのデータが更新されたときにのみ、他ステーショ
ンからのデータを取り込むことになる。このことによ
り、データ通信時間が短縮され、効率的なデータ伝送が
可能になる。
部20は、シーケンス制御部30にて1シーケンススキ
ャンが終了して自ステーションのデータが更新されたと
きにのみ他ステーションに対して自ステーションのデー
タを送信し、シーケンス制御部30は、データ通信制御
部20にて1データリンクスキャンが終了して他ステー
ションのデータが更新されたときにのみ、他ステーショ
ンからのデータを取り込むことになる。このことによ
り、データ通信時間が短縮され、効率的なデータ伝送が
可能になる。
【0025】図2は、ローカルエリアネットワークにお
いてのデータ通信制御処理フローを示している。最初
に、前回、現在のシーケンススキャン回数、データリン
クスキャン回数を0に初期化する(ステップS11)。
つぎに、トークンを取得したかチェックする(ステップ
S12)。トークンを取得していなければ(ステップS
12否定)、ステップS22へジャンプする。
いてのデータ通信制御処理フローを示している。最初
に、前回、現在のシーケンススキャン回数、データリン
クスキャン回数を0に初期化する(ステップS11)。
つぎに、トークンを取得したかチェックする(ステップ
S12)。トークンを取得していなければ(ステップS
12否定)、ステップS22へジャンプする。
【0026】トークンを取得していれば(ステップS1
2肯定)、1データリンクスキャンが終了したかをチェ
ックする(ステップS13)。1データリンクスキャン
が終了していなければ(ステップS13否定)、これは
他ステーションのデータをすべて受信していないことを
意味し、この場合には、現在データリンクスキャン回数
をインクリメントすることなくステップS21へジャン
プする。ステップS21では、他のステーションに対し
てトークンのみを送信する。
2肯定)、1データリンクスキャンが終了したかをチェ
ックする(ステップS13)。1データリンクスキャン
が終了していなければ(ステップS13否定)、これは
他ステーションのデータをすべて受信していないことを
意味し、この場合には、現在データリンクスキャン回数
をインクリメントすることなくステップS21へジャン
プする。ステップS21では、他のステーションに対し
てトークンのみを送信する。
【0027】1データリンクスキャンが終了していれば
(ステップS13肯定)、他ステーションのデータをす
べて受信したとして現在データリンクスキャン回数をイ
ンクリメントし(ステップS14)、そのデータを2ポ
ートRAM20eのスキャン回数格納エリア20fに格
納する(ステップS15)。
(ステップS13肯定)、他ステーションのデータをす
べて受信したとして現在データリンクスキャン回数をイ
ンクリメントし(ステップS14)、そのデータを2ポ
ートRAM20eのスキャン回数格納エリア20fに格
納する(ステップS15)。
【0028】続いて、データ通信制御部20の2ポート
RAM20eのスキャン回数格納エリア20fに格納さ
れている現在シーケンススキャン回数と前回シーケンス
スキャン回数とを比較する(ステップS16)。ここ
で、(現在シーケンススキャン回数)>(前回シーケン
ススキャン回数)でない場合は(ステップS16否
定)、シーケンススキャンを完了しておらず、送信する
データは古いものであることを意味し、この場合には、
ステップS21へジャンプして他のステーションに対し
てトークンのみを送信(ステップS21)する。
RAM20eのスキャン回数格納エリア20fに格納さ
れている現在シーケンススキャン回数と前回シーケンス
スキャン回数とを比較する(ステップS16)。ここ
で、(現在シーケンススキャン回数)>(前回シーケン
ススキャン回数)でない場合は(ステップS16否
定)、シーケンススキャンを完了しておらず、送信する
データは古いものであることを意味し、この場合には、
ステップS21へジャンプして他のステーションに対し
てトークンのみを送信(ステップS21)する。
【0029】これに対し、(現在シーケンススキャン回
数)>(前回シーケンススキャン回数)の場合(ステッ
プS16肯定)は、シーケンススキャンを完了してい
る、すなわち送信するデータが最新であることを意味
し、この場合には、続いて、他ステーションに送信する
データを2ポートRAM20eからシリアルコントロー
ルバス20bに転送し(ステップS17)、シリアルコ
ントロールバス20bから、他ステーションに対して自
ステーションのデータを送信する(ステップS18)。
数)>(前回シーケンススキャン回数)の場合(ステッ
プS16肯定)は、シーケンススキャンを完了してい
る、すなわち送信するデータが最新であることを意味
し、この場合には、続いて、他ステーションに送信する
データを2ポートRAM20eからシリアルコントロー
ルバス20bに転送し(ステップS17)、シリアルコ
ントロールバス20bから、他ステーションに対して自
ステーションのデータを送信する(ステップS18)。
【0030】データ送信完了後に、前回シーケンススキ
ャン回数を現在シーケンススキャン回数に更新し(ステ
ップS19)、更新した前回シーケンススキャン回数を
2ポートRAM20eのスキャン回数格納エリア20f
に格納する(ステップS20)。
ャン回数を現在シーケンススキャン回数に更新し(ステ
ップS19)、更新した前回シーケンススキャン回数を
2ポートRAM20eのスキャン回数格納エリア20f
に格納する(ステップS20)。
【0031】なお、ステップS22では、データ通信制
御部20にリセットがあったかをチェックしており、リ
セットされた場合にはステップS11に戻り、これに対
しリセットがない場合にはステップS12に戻る。
御部20にリセットがあったかをチェックしており、リ
セットされた場合にはステップS11に戻り、これに対
しリセットがない場合にはステップS12に戻る。
【0032】図3は、ローカルエリアネットワークにお
いてのシーケンス制御処理フローを示している。最初
に、前回、現在のシーケンススキャン回数、データリン
クスキャン回数を0に初期化する(ステップS31)。
いてのシーケンス制御処理フローを示している。最初
に、前回、現在のシーケンススキャン回数、データリン
クスキャン回数を0に初期化する(ステップS31)。
【0033】つぎに、1シーケンススキャンが終了した
かをチェックする(ステップS32)。終了していなけ
れば(ステップS32否定)、これは自ステーションの
データは古いということを意味し、現在シーケンススキ
ャン回数をインクリメントすることなくステップS39
へジャンプする。
かをチェックする(ステップS32)。終了していなけ
れば(ステップS32否定)、これは自ステーションの
データは古いということを意味し、現在シーケンススキ
ャン回数をインクリメントすることなくステップS39
へジャンプする。
【0034】これに対し、1シーケンススキャンが終了
していれば(ステップS32肯定)、これは自ステーシ
ョンのデータは最新ということを意味し、この場合には
現在シーケンススキャン回数をインクリメントし(ステ
ップS33)、そのデータを2ポートRAM20eのス
キャン回数格納エリア20fに格納する(ステップS3
4)。
していれば(ステップS32肯定)、これは自ステーシ
ョンのデータは最新ということを意味し、この場合には
現在シーケンススキャン回数をインクリメントし(ステ
ップS33)、そのデータを2ポートRAM20eのス
キャン回数格納エリア20fに格納する(ステップS3
4)。
【0035】続いて、データ通信制御部20の2ポート
RAM20eのスキャン回数格納エリア20fに格納さ
れている現在データリンクスキャン回数と前回データリ
ンクスキャン回数とを比較する(ステップS35)。こ
こで、(現在データリンクスキャン回数)>(前回デー
タリンクスキャン回数)でない場合は(ステップS27
否定)、データリンクスキャンが完了しておらず、デー
タをすべて受信していないことを意味し、この場合に
は、ステップS39にジャンプする。
RAM20eのスキャン回数格納エリア20fに格納さ
れている現在データリンクスキャン回数と前回データリ
ンクスキャン回数とを比較する(ステップS35)。こ
こで、(現在データリンクスキャン回数)>(前回デー
タリンクスキャン回数)でない場合は(ステップS27
否定)、データリンクスキャンが完了しておらず、デー
タをすべて受信していないことを意味し、この場合に
は、ステップS39にジャンプする。
【0036】これに対し、(現在データリンクスキャン
回数)>(前回データリンクスキャン回数)の場合は
(ステップS35肯定)、データリンクスキャンが完了
してデータをすべて受信したことを意味し、この場合に
は、2ポートRAM20e経由で、RAM30cに対し
てリンクリフレッシュ処理を行う(ステップS36)。
回数)>(前回データリンクスキャン回数)の場合は
(ステップS35肯定)、データリンクスキャンが完了
してデータをすべて受信したことを意味し、この場合に
は、2ポートRAM20e経由で、RAM30cに対し
てリンクリフレッシュ処理を行う(ステップS36)。
【0037】リンクリフレッシュ処理完了後に、前回デ
ータリンクスキャン回数を現在データリンクスキャン回
数に更新し(ステップS37)、更新した前回データリ
ンクスキャン回数を2ポートRAM20eのスキャン回
数格納エリア20fに格納する(ステップS38)。
ータリンクスキャン回数を現在データリンクスキャン回
数に更新し(ステップS37)、更新した前回データリ
ンクスキャン回数を2ポートRAM20eのスキャン回
数格納エリア20fに格納する(ステップS38)。
【0038】なお、ステップS39では、シーケンス制
御部30にリセットがあったかをチェックしており、リ
セットされた場合にはステップS23に戻り、これに対
しリセットがない場合にはステップS24に戻る。
御部30にリセットがあったかをチェックしており、リ
セットされた場合にはステップS23に戻り、これに対
しリセットがない場合にはステップS24に戻る。
【0039】図4(a)、(b)は、2台のステーショ
ンによって構成されたデータリンクシステムのステーシ
ョンNo.1とNo.2のシーケンススキャンとデータ
リンクスキャンを横軸にとったタイムチャートである。
尚、この例でのタイムチャートにおける条件は、シーケ
ンススキャン(PC1)<データリンクスキャン1<シ
ーケンススキャン(PC2)である。なお、(a)はこ
の発明による場合を、(b)は従来例を示している。
ンによって構成されたデータリンクシステムのステーシ
ョンNo.1とNo.2のシーケンススキャンとデータ
リンクスキャンを横軸にとったタイムチャートである。
尚、この例でのタイムチャートにおける条件は、シーケ
ンススキャン(PC1)<データリンクスキャン1<シ
ーケンススキャン(PC2)である。なお、(a)はこ
の発明による場合を、(b)は従来例を示している。
【0040】図4(a)、(b)において、“4A”は
PC1とPC2のトークンとデータを含んだ送受信の時
間、“4B”はPC1とPC2のトークンのみの送受信
の時間、“4C”はPC1のトークンとデータの送信時
間とPC2のトークンとデータの受信時間とPC2のト
ークンの送信時間とPC1のトークンの受信時間、“4
D”はPC1のトークンの送信時間とPC2のトークン
の受信時間とPC2のトークンとデータの送信時間とP
C1のトークンとデータの受信時間をそれぞれ示してい
る。また“4N”〜“4U”は、PC1がリフレッシュ
してから、どのようなタイミングでPC2にデータを送
信するかの流れを図示したものである。
PC1とPC2のトークンとデータを含んだ送受信の時
間、“4B”はPC1とPC2のトークンのみの送受信
の時間、“4C”はPC1のトークンとデータの送信時
間とPC2のトークンとデータの受信時間とPC2のト
ークンの送信時間とPC1のトークンの受信時間、“4
D”はPC1のトークンの送信時間とPC2のトークン
の受信時間とPC2のトークンとデータの送信時間とP
C1のトークンとデータの受信時間をそれぞれ示してい
る。また“4N”〜“4U”は、PC1がリフレッシュ
してから、どのようなタイミングでPC2にデータを送
信するかの流れを図示したものである。
【0041】従来のトークンパッシング方式の場合、ス
テーションNo.1、No.2はトークンを取得すると
必ず2ポートRAMに格納されているデータをすべて送
信するので、“4A”以外のパターンの送受信は行われ
ない。
テーションNo.1、No.2はトークンを取得すると
必ず2ポートRAMに格納されているデータをすべて送
信するので、“4A”以外のパターンの送受信は行われ
ない。
【0042】“4E”〜“4M”はシーケンス制御部か
らリンクリフレッシュを行うタイミングであり、従来の
PC1、PC2は“4E”から“4M”のタイミングで
リフレッシュされたデータを各ステーションへ送信す
る。
らリンクリフレッシュを行うタイミングであり、従来の
PC1、PC2は“4E”から“4M”のタイミングで
リフレッシュされたデータを各ステーションへ送信す
る。
【0043】PC1側を例に説明すると、“4F”でリ
フレッシュされたデータは“4A”#3のデータリンク
スキャンでPC2へデータが送信され、“4L”のリフ
レッシュでPC2にデータが反映される(“4O”がタ
イミングを図示した線である)。なお、“4E”でリフ
レッシュされたデータは“4A”#2のデータリンクス
キャンでPC2へ送信されるが、“4F”のタイミング
でリフレッシュされたデータで上書きされるのでPC2
には反映されることはない(“4N”がタイミングを図
示した線である)。
フレッシュされたデータは“4A”#3のデータリンク
スキャンでPC2へデータが送信され、“4L”のリフ
レッシュでPC2にデータが反映される(“4O”がタ
イミングを図示した線である)。なお、“4E”でリフ
レッシュされたデータは“4A”#2のデータリンクス
キャンでPC2へ送信されるが、“4F”のタイミング
でリフレッシュされたデータで上書きされるのでPC2
には反映されることはない(“4N”がタイミングを図
示した線である)。
【0044】同様に、“4H”でリフレッシュされたデ
ータは“4A”#5のデータリンクスキャンでPC2へ
データが送信され、“4M”のリフレッシュでPC2に
データが反映される(“4Q”がタイミングを図示した
線である)。なお、“4G”でリフレッシュされたデー
タは“4A”#4のデータリンクスキャンでPC2へ送
信されるが、“4H”のタイミングでリフレッシュされ
たデータで上書きされるのでPC2には反映されること
はない(“4P”がタイミングを図示した線である)。
ータは“4A”#5のデータリンクスキャンでPC2へ
データが送信され、“4M”のリフレッシュでPC2に
データが反映される(“4Q”がタイミングを図示した
線である)。なお、“4G”でリフレッシュされたデー
タは“4A”#4のデータリンクスキャンでPC2へ送
信されるが、“4H”のタイミングでリフレッシュされ
たデータで上書きされるのでPC2には反映されること
はない(“4P”がタイミングを図示した線である)。
【0045】これに対し、この発明によるデータリンク
スキャンにおいては、データ通信制御部20はトークン
を取得した時点でステーションNo.1、No.2のデ
ータの送信条件である1データリンクスキャン終了し
て、かつ(現在シーケンススキャン回数)>(前回シー
ケンススキャン回数)の条件を満たしていないと、デー
タの送信処理を行わない。
スキャンにおいては、データ通信制御部20はトークン
を取得した時点でステーションNo.1、No.2のデ
ータの送信条件である1データリンクスキャン終了し
て、かつ(現在シーケンススキャン回数)>(前回シー
ケンススキャン回数)の条件を満たしていないと、デー
タの送信処理を行わない。
【0046】この時の条件を満たすデータリンクスキャ
ンは、“4B”、“4C”#1、“4C”#2、“4
C”#3、“4C”#4、“4D”である。“4B“は
PC1、PC2共にデータを送信せず、“4C”#1〜
“4C”#4はPC2がデータを送信せず、“4D”は
PC1がデータを送信しない場合である。PC1側を例
に説明すると、“4E”でリフレッシュされたデータは
“4C”#1のデータリンクスキャンでPC2へデータ
が送信され、“4K”のリフレッシュでPC2にデータ
が反映される(“4R”がタイミングを図示した線であ
る)。
ンは、“4B”、“4C”#1、“4C”#2、“4
C”#3、“4C”#4、“4D”である。“4B“は
PC1、PC2共にデータを送信せず、“4C”#1〜
“4C”#4はPC2がデータを送信せず、“4D”は
PC1がデータを送信しない場合である。PC1側を例
に説明すると、“4E”でリフレッシュされたデータは
“4C”#1のデータリンクスキャンでPC2へデータ
が送信され、“4K”のリフレッシュでPC2にデータ
が反映される(“4R”がタイミングを図示した線であ
る)。
【0047】同様に、“4F”でリフレッシュされたデ
ータは“4C”#2のデータリンクスキャンでPC2へ
データが送信され、“4L”のリフレッシュでPC2に
データが反映される(“4S”がタイミングを図示した
線である)。なお、“4G”でリフレッシュされたデー
タは“4C”#3のデータリンクスキャンでPC2へ送
信されるが、“4H”のタイミングでリフレッシュされ
たデータで上書きされるのでPC2には反映されること
はない(“4T”、“4U”がタイミングを図示した線
である)。
ータは“4C”#2のデータリンクスキャンでPC2へ
データが送信され、“4L”のリフレッシュでPC2に
データが反映される(“4S”がタイミングを図示した
線である)。なお、“4G”でリフレッシュされたデー
タは“4C”#3のデータリンクスキャンでPC2へ送
信されるが、“4H”のタイミングでリフレッシュされ
たデータで上書きされるのでPC2には反映されること
はない(“4T”、“4U”がタイミングを図示した線
である)。
【0048】図5(a)、(b)は、2台のステーショ
ンによって構成されたデータリンクシステムのステーシ
ョンNo.1とNo.2のシーケンススキャンとデータ
リンクスキャンを横軸にとったタイムチャートである。
尚、この例での、タイムチャートにおける条件は、シー
ケンススキャン(PC1)>データリンクスキャン1<
シーケンススキャン(PC2)である。なお、図5で
も、(a)はこの発明による場合を、(b)は従来例を
示している。
ンによって構成されたデータリンクシステムのステーシ
ョンNo.1とNo.2のシーケンススキャンとデータ
リンクスキャンを横軸にとったタイムチャートである。
尚、この例での、タイムチャートにおける条件は、シー
ケンススキャン(PC1)>データリンクスキャン1<
シーケンススキャン(PC2)である。なお、図5で
も、(a)はこの発明による場合を、(b)は従来例を
示している。
【0049】図5(a)、(b)においても、“4A”
はPC1とPC2のトークンとデータを含んだ送受信の
時間、“4B”はPC1とPC2のトークンのみの送受
信の時間、“4C”はPC1のトークンとデータの送信
時間とPC2のトークンとデータの受信時間とPC2の
トークンの送信時間とPC1のトークンの受信時間、
“4D”はPC1のトークンの送信時間とPC2のトー
クンの受信時間とPC2のトークンとデータの送信時間
とPC1のトークンとデータの受信時間をそれぞれ示し
ている。また、“4N”から“4V”はPC1がリフレ
ッシュしてからどのようなタイミングでPC2にデータ
を送信するかの流れを図示したものである。
はPC1とPC2のトークンとデータを含んだ送受信の
時間、“4B”はPC1とPC2のトークンのみの送受
信の時間、“4C”はPC1のトークンとデータの送信
時間とPC2のトークンとデータの受信時間とPC2の
トークンの送信時間とPC1のトークンの受信時間、
“4D”はPC1のトークンの送信時間とPC2のトー
クンの受信時間とPC2のトークンとデータの送信時間
とPC1のトークンとデータの受信時間をそれぞれ示し
ている。また、“4N”から“4V”はPC1がリフレ
ッシュしてからどのようなタイミングでPC2にデータ
を送信するかの流れを図示したものである。
【0050】従来のトークンパッシング方式の場合、ス
テーションNo.1、No.2はトークンを取得すると
必ず2ポートRAMに格納されているデータをすべて送
信するので、“4A”以外のパターンの送受信は行われ
ない。
テーションNo.1、No.2はトークンを取得すると
必ず2ポートRAMに格納されているデータをすべて送
信するので、“4A”以外のパターンの送受信は行われ
ない。
【0051】“4E”から“4M”はシーケンス制御部
からリンクリフレッシュを行うタイミングである。
からリンクリフレッシュを行うタイミングである。
【0052】従来のPC1、PC2は、“4E”〜“4
M”のタイミングでリフレッシュされたデータを各ステ
ーションへ送信する。PC1側を例に説明すると、“4
K”でリフレッシュされるデータは“4A”#3のデー
タリンクスキャンでPC2へデータが送信された“4
E”のリフレッシュのデータが反映されている(4Nが
タイミングを図示した線である)。
M”のタイミングでリフレッシュされたデータを各ステ
ーションへ送信する。PC1側を例に説明すると、“4
K”でリフレッシュされるデータは“4A”#3のデー
タリンクスキャンでPC2へデータが送信された“4
E”のリフレッシュのデータが反映されている(4Nが
タイミングを図示した線である)。
【0053】“4L”でリフレッシュされるデータは
“4A”#6のデータリンクスキャンでPC2へデータ
が送信された“4F”のリフレッシュのデータが反映さ
れている(4Qがタイミングを図示した線である)。な
お、“4E”でリフレッシュされたデータは“4A”#
4のデータリンクスキャンでPC2へ送信されるが、
“4F”のタイミングでリフレッシュされたデータで上
書きされるので、PC2には反映されることはない(4
Oがタイミングを図示した線である)。
“4A”#6のデータリンクスキャンでPC2へデータ
が送信された“4F”のリフレッシュのデータが反映さ
れている(4Qがタイミングを図示した線である)。な
お、“4E”でリフレッシュされたデータは“4A”#
4のデータリンクスキャンでPC2へ送信されるが、
“4F”のタイミングでリフレッシュされたデータで上
書きされるので、PC2には反映されることはない(4
Oがタイミングを図示した線である)。
【0054】“4E”が“4P”のタイミングで送信し
たデータは“4Q”のタイミングで送信したデータと同
じであり、無駄な送信を行っている。“4G”でリフレ
ッシュされたデータは“4A”#7のデータリンクスキ
ャンでPC2へデータが送信され“4M”のリフレッシ
ュでPC2にデータが反映される(“4R”がタイミン
グを図示した線である)。
たデータは“4Q”のタイミングで送信したデータと同
じであり、無駄な送信を行っている。“4G”でリフレ
ッシュされたデータは“4A”#7のデータリンクスキ
ャンでPC2へデータが送信され“4M”のリフレッシ
ュでPC2にデータが反映される(“4R”がタイミン
グを図示した線である)。
【0055】この発明によるデータリンクスキャンにお
いては、データ通信制御部20はトークンを取得した時
点でステーションNo.1、No.2のデータの送信条
件である1データリンクスキャン終了して、かつ(現在
シーケンススキャン回数)>(前回シーケンススキャン
回数)の条件を満たしていないと、データの送信処理を
行わない。
いては、データ通信制御部20はトークンを取得した時
点でステーションNo.1、No.2のデータの送信条
件である1データリンクスキャン終了して、かつ(現在
シーケンススキャン回数)>(前回シーケンススキャン
回数)の条件を満たしていないと、データの送信処理を
行わない。
【0056】この時の条件を満たすデータリンクスキャ
ンは、“4B”、“4C”#1、“4C”#2、“4
C”#3、“4C”#4、“4D”である。“4B”は
PC1、PC2共にデータを送信せず、“4C”#1か
ら“4C”#4はPC2がデータを送信せず、“4D”
はPC1がデータを送信しない場合である。
ンは、“4B”、“4C”#1、“4C”#2、“4
C”#3、“4C”#4、“4D”である。“4B”は
PC1、PC2共にデータを送信せず、“4C”#1か
ら“4C”#4はPC2がデータを送信せず、“4D”
はPC1がデータを送信しない場合である。
【0057】PC1側を例に説明すると、“4E”でリ
フレッシュされたデータは、“4C”#1のデータリン
クスキャンでPC2へデータが送信され、“4K”のリ
フレッシュでPC2にデータが反映される(“4S”が
タイミングを図示した線である)。
フレッシュされたデータは、“4C”#1のデータリン
クスキャンでPC2へデータが送信され、“4K”のリ
フレッシュでPC2にデータが反映される(“4S”が
タイミングを図示した線である)。
【0058】同様に、“4F”でリフレッシュされたデ
ータは、“4C”#2のデータリンクスキャンでPC2
へデータが送信され、“4L”のリフレッシュでPC2
にデータが反映される(“4T”がタイミングを図示し
た線である)。なお、“4G”でリフレッシュされたデ
ータは、“4C”#3のデータリンクスキャンでPC2
へ送信されるが、“4H”のタイミングでリフレッシュ
されたデータで上書きされるのでPC2には反映される
ことはない(“4S”、“4T”がタイミングを図示し
た線である)。
ータは、“4C”#2のデータリンクスキャンでPC2
へデータが送信され、“4L”のリフレッシュでPC2
にデータが反映される(“4T”がタイミングを図示し
た線である)。なお、“4G”でリフレッシュされたデ
ータは、“4C”#3のデータリンクスキャンでPC2
へ送信されるが、“4H”のタイミングでリフレッシュ
されたデータで上書きされるのでPC2には反映される
ことはない(“4S”、“4T”がタイミングを図示し
た線である)。
【0059】このことにより、1データリンクスキャン
当たりの時間を短縮することができ、シーケンス制御部
30からリンクリフレッシュ要求があってから、自ステ
ーションのデータを各ステーションに送信するまでの時
間も短縮することができ、データ処理効率を向上させる
ことができる。
当たりの時間を短縮することができ、シーケンス制御部
30からリンクリフレッシュ要求があってから、自ステ
ーションのデータを各ステーションに送信するまでの時
間も短縮することができ、データ処理効率を向上させる
ことができる。
【0060】
【発明の効果】以上の説明から理解される如く、この発
明によるプログラマブルコントローラのデータ通信方法
によれば、シーケンス制御部は、1シーケンススキャン
終了毎に、現在シーケンススキャン回数をインクリメン
トし、(現在データリンクスキャン回数)>(前回デー
タリンクスキャン回数)のときにのみ、リンクリフレッ
シュを行い、現在データリンクスキャン回数を前回デー
タリンクスキャン回数のメモリエリアに格納し、データ
通信制御部は、トークンを取得し1データリンクスキャ
ン終了毎に、現在データリンクスキャン回数をインクリ
メントし、(現在シーケンススキャン回数)>(前回シ
ーケンススキャン回数)のときにのみ、他ステーション
に対して自ステーションのデータを送信し、現在シーケ
ンススキャン回数を前回シーケンススキャン回数のメモ
リエリアに格納するから、シーケンススキャンタイムお
よびデータリンクスキャンタイムを短縮することがで
き、他ステーションに対して自ステーションのデータを
伝える時間を短縮することができるという効果が得られ
る。
明によるプログラマブルコントローラのデータ通信方法
によれば、シーケンス制御部は、1シーケンススキャン
終了毎に、現在シーケンススキャン回数をインクリメン
トし、(現在データリンクスキャン回数)>(前回デー
タリンクスキャン回数)のときにのみ、リンクリフレッ
シュを行い、現在データリンクスキャン回数を前回デー
タリンクスキャン回数のメモリエリアに格納し、データ
通信制御部は、トークンを取得し1データリンクスキャ
ン終了毎に、現在データリンクスキャン回数をインクリ
メントし、(現在シーケンススキャン回数)>(前回シ
ーケンススキャン回数)のときにのみ、他ステーション
に対して自ステーションのデータを送信し、現在シーケ
ンススキャン回数を前回シーケンススキャン回数のメモ
リエリアに格納するから、シーケンススキャンタイムお
よびデータリンクスキャンタイムを短縮することがで
き、他ステーションに対して自ステーションのデータを
伝える時間を短縮することができるという効果が得られ
る。
【0061】つぎの発明によるプログラマブルコントロ
ーラによれば、データ通信制御部とシーケンス制御部と
が共有する2ポートRAMを設け、当該2ポートRAM
に現在シーケンススキャン回数と前回シーケンススキャ
ン回数、現在データリンクスキャン回数と前回データリ
ンクスキャン回数を格納するエリアを画定し、シーケン
ス制御部は、1シーケンススキャン終了毎に、現在シー
ケンススキャン回数をインクリメントし、(現在データ
リンクスキャン回数)>(前回データリンクスキャン回
数)のときにのみ、リンクリフレッシュを行い、現在デ
ータリンクスキャン回数を前回データリンクスキャン回
数のメモリエリアに格納し、データ通信制御部は、トー
クンを取得し、1データリンクスキャン終了毎に、現在
データリンクスキャン回数をインクリメントし、(現在
シーケンススキャン回数)>(前回シーケンススキャン
回数)のときにのみ、他ステーションに対して自ステー
ションのデータを送信し、現在シーケンススキャン回数
を前回シーケンススキャン回数のメモリエリアに格納す
るから、シーケンススキャンタイムおよびデータリンク
スキャンタイムを短縮することができ、他ステーション
に対して自ステーションのデータを伝える時間を短縮す
ることができるという効果が得られる。
ーラによれば、データ通信制御部とシーケンス制御部と
が共有する2ポートRAMを設け、当該2ポートRAM
に現在シーケンススキャン回数と前回シーケンススキャ
ン回数、現在データリンクスキャン回数と前回データリ
ンクスキャン回数を格納するエリアを画定し、シーケン
ス制御部は、1シーケンススキャン終了毎に、現在シー
ケンススキャン回数をインクリメントし、(現在データ
リンクスキャン回数)>(前回データリンクスキャン回
数)のときにのみ、リンクリフレッシュを行い、現在デ
ータリンクスキャン回数を前回データリンクスキャン回
数のメモリエリアに格納し、データ通信制御部は、トー
クンを取得し、1データリンクスキャン終了毎に、現在
データリンクスキャン回数をインクリメントし、(現在
シーケンススキャン回数)>(前回シーケンススキャン
回数)のときにのみ、他ステーションに対して自ステー
ションのデータを送信し、現在シーケンススキャン回数
を前回シーケンススキャン回数のメモリエリアに格納す
るから、シーケンススキャンタイムおよびデータリンク
スキャンタイムを短縮することができ、他ステーション
に対して自ステーションのデータを伝える時間を短縮す
ることができるという効果が得られる。
【図1】 この発明によるデータ通信方法を実施するデ
ータ通信機能を持つPCのハードウェア構成を示すブロ
ック線図である。
ータ通信機能を持つPCのハードウェア構成を示すブロ
ック線図である。
【図2】 この発明によるデータ通信方法におけるデー
タ通信制御処理を示すフローチャートである。
タ通信制御処理を示すフローチャートである。
【図3】 この発明によるデータ通信方法におけるシー
ケンス制御処理を示すフローチャートである。
ケンス制御処理を示すフローチャートである。
【図4】 シーケンススキャンとデータリンクスキャン
のタイミングを示すタイムチャートである。(タイムチ
ャートにおける条件はシーケンススキャン(PC1)<
データリンクスキャン1<シーケンススキャン(PC
2))
のタイミングを示すタイムチャートである。(タイムチ
ャートにおける条件はシーケンススキャン(PC1)<
データリンクスキャン1<シーケンススキャン(PC
2))
【図5】 シーケンススキャンとデータリンクスキャン
のタイミングを示すタイムチャートである。(タイムチ
ャートにおける条件はシーケンススキャン(PC1)>
データリンクスキャン1<シーケンススキャン(PC
2))
のタイミングを示すタイムチャートである。(タイムチ
ャートにおける条件はシーケンススキャン(PC1)>
データリンクスキャン1<シーケンススキャン(PC
2))
【図6】 従来におけるPCのハードウェア構成を示す
ブロック線図である。
ブロック線図である。
【図7】 従来におけるPCにおけるデータ通信制御処
理を示すフローチャートである。
理を示すフローチャートである。
10 PC、20 データ通信制御部、20a CP
U、20b シリアルコントロールバス、20c RO
M、20d RAM、20e 2ポートRAM、20f
スキャン回数格納エリア、30 シーケンス制御部、
30a CPU、30b ROM、30c RAM、3
0d 入出力インターフェース 30eメモリ。
U、20b シリアルコントロールバス、20c RO
M、20d RAM、20e 2ポートRAM、20f
スキャン回数格納エリア、30 シーケンス制御部、
30a CPU、30b ROM、30c RAM、3
0d 入出力インターフェース 30eメモリ。
Claims (2)
- 【請求項1】 複数のステーションから構成され、トー
クンパッシング方式を利用したローカルエリアネットワ
ークにおけるプログラマブルコントローラのデータ通信
方法において、 現在シーケンススキャン回数と前回シーケンススキャン
回数、および現在データリンクスキャン回数と前回デー
タリンクスキャン回数を格納するエリアをデータ通信制
御部とシーケンス制御部とが共有する2ポートRAMに
設け、 シーケンス制御部は、1シーケンススキャン終了毎に、
現在シーケンススキャン回数をインクリメントし、1シ
ーケンススキャン終了後に現在データリンクスキャン回
数と前回データリンクスキャン回数を比較し、 (現在データリンクスキャン回数)>(前回データリン
クスキャン回数) の場合のみ、シーケンス制御部は前記2ポートRAM経
由で各ステーションから受信したデータの読み出しと他
ステーションに送信するデータを書き込むリンクリフレ
ッシュ処理を行って現在データリンクスキャン回数を前
回データリンクスキャン回数に格納し、 データ通信制御部は、トークンを取得し、1データリン
クスキャン終了毎に、現在データリンクスキャン回数を
インクリメントし、1データリンクスキャン終了後に現
在シーケンススキャン回数と前回シーケンススキャン回
数を比較し、 (現在シーケンススキャン回数)>(前回シーケンスス
キャン回数) の場合のみ、他ステーションに対して自ステーションの
データを送信し、現在シーケンススキャン回数を前回シ
ーケンススキャン回数に格納することを特徴とするプロ
グラマブルコントローラのデータ通信方法。 - 【請求項2】 複数のステーションから構成され、トー
クンパッシング方式を利用したローカルエリアネットワ
ークにおけるプログラマブルコントローラにおいて、 データ通信制御部と、シーケンス制御部とを有し、 前記データ通信制御部と前記シーケンス制御部とが共有
する2ポートRAMを設け、当該2ポートRAMに現在
シーケンススキャン回数と前回シーケンススキャン回
数、および現在データリンクスキャン回数と前回データ
リンクスキャン回数を格納するエリアを画定し、 前記シーケンス制御部は、1シーケンススキャン終了毎
に、現在シーケンススキャン回数をインクリメントし、
1シーケンススキャン終了後に現在データリンクスキャ
ン回数と前回データリンクスキャン回数を比較し、 (現在データリンクスキャン回数)>(前回データリン
クスキャン回数) の場合のみ、シーケンス制御部は前記2ポートRAM経
由で各ステーションから受信したデータの読み出しと他
ステーションに送信するデータを書き込むリンクリフレ
ッシュ処理を行って現在データリンクスキャン回数を前
回データリンクスキャン回数に格納し、 前記データ通信制御部は、トークンを取得し、1データ
リンクスキャン終了毎に、現在データリンクスキャン回
数をインクリメントし、1データリンクスキャン終了後
に現在シーケンススキャン回数と前回シーケンススキャ
ン回数を比較し、 (現在シーケンススキャン回数)>(前回シーケンスス
キャン回数) の場合のみ、他ステーションに対して自ステーションの
データを送信し、現在シーケンススキャン回数を前回シ
ーケンススキャン回数に格納する、ことを特徴とするプ
ログラマブルコントローラ。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP10166924A JP2000004243A (ja) | 1998-06-15 | 1998-06-15 | プログラマブルコントローラのデータ通信方法およびプログラマブルコントローラ |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP10166924A JP2000004243A (ja) | 1998-06-15 | 1998-06-15 | プログラマブルコントローラのデータ通信方法およびプログラマブルコントローラ |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JP2000004243A true JP2000004243A (ja) | 2000-01-07 |
Family
ID=15840191
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP10166924A Pending JP2000004243A (ja) | 1998-06-15 | 1998-06-15 | プログラマブルコントローラのデータ通信方法およびプログラマブルコントローラ |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JP2000004243A (ja) |
Cited By (4)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JP2002251207A (ja) * | 2001-02-21 | 2002-09-06 | Mitsubishi Electric Corp | プログラマブルコントローラ及び周辺装置並びにデバッグ方法 |
JP2008299581A (ja) * | 2007-05-31 | 2008-12-11 | Mitsubishi Electric Corp | データ転送制御装置 |
JP2010061458A (ja) * | 2008-09-04 | 2010-03-18 | Yaskawa Electric Corp | マシンコントローラシステムおよびマシンコントローラ間同期方法 |
JP2018092207A (ja) * | 2016-11-30 | 2018-06-14 | 三菱電機株式会社 | 駆動機器および駆動機器システム |
-
1998
- 1998-06-15 JP JP10166924A patent/JP2000004243A/ja active Pending
Cited By (5)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JP2002251207A (ja) * | 2001-02-21 | 2002-09-06 | Mitsubishi Electric Corp | プログラマブルコントローラ及び周辺装置並びにデバッグ方法 |
JP4569011B2 (ja) * | 2001-02-21 | 2010-10-27 | 三菱電機株式会社 | プログラマブルコントローラ及びその周辺装置 |
JP2008299581A (ja) * | 2007-05-31 | 2008-12-11 | Mitsubishi Electric Corp | データ転送制御装置 |
JP2010061458A (ja) * | 2008-09-04 | 2010-03-18 | Yaskawa Electric Corp | マシンコントローラシステムおよびマシンコントローラ間同期方法 |
JP2018092207A (ja) * | 2016-11-30 | 2018-06-14 | 三菱電機株式会社 | 駆動機器および駆動機器システム |
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