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

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。

Description

【発明の詳細な説明】

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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）。

【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。

【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）。

【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）。

【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。

【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）。

【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。

【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）。

【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。

【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）。

【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）。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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）。

【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）。

【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。

【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）。

【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）。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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）。

【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）。

【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）。

【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。

【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。

【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）。

【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）。

【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。

【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。

【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。

【図面の簡単な説明】

【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。

【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。

【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。

【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））

【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））

【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。

【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。

【符号の説明】

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。

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. 【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。
2. 【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。