JPS61225946A - ローカル・エリア・ネツトワークにおいて第１のノードから第２のノードを診断する方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 〔利用分野〕 本発明は、複数のノードを有するローカル・エリア・ネ
ットワークにおいて、第１のノードから第２のノードを
診断する方法に関するものである。

本発明は、本顯の出願人が米国における特許を受ける権
利を譲り受けた、１９８３年１０月７日付の米国特許出
願第５４０ρ６１号に開示されているような分散形デー
タ処理装置に採用できるものである。

〔発明の背景〕

現在使用されているもの、または現在開発中のもの、あ
るいは標準化されつつあるものなど多く＋２）［９のロ
ーカル・エリア・ネットワーク（Ｌにりがある。一般に
、ＬＡＮにおいては、バスと、このバスに取付けられた
複数の局（すなわちノード）がある。バスに取付けられ
た各局（す彦わちノード〕は他のどの局とも同じ状態を
有する。すなわち、それらの局の間には主従の関係は存
在しない。

したがって、あるＬＡＮの所定の局を他の任意の局が質
問できる機能が存在することは知られて訃らず、および
局の閣の質問／応答により診断および回復型機能が得ら
れるということは知られていない。

本発明は、ローカル−エリア中ネットワークに属するノ
ード（または遠隔ノード）を、オペレータ・インターフ
ェイス（すまわち、Ｘ１０　を許すインターフェイス、
ないしそのローカル−エリア・ネットワークの外部の実
体（すなわち、オペレータ）と相互作用することを許す
インターフェイス）を有するおる所定のノードから、診
断および取扱いができるようにするものである。したが
っテ、オペレータ・インターフェイスを有するその所定
のノード（ここではスーパーバイザΦノードと呼ぶ）は
、任意の遠隔ノードを制御し、診断し、かつ任意の遠隔
ノードの状態についての報告を受けることができる。遠
隔ノードのホストマイクロプロセッサとは独立に所定の
ノード（すなわちスーパーパイプ・ノード）と通信でき
るようにするインターフェイス装置がローカル・エリア
−ネットワークの各ノードに設けられる。

〔発明の概要〕

したがって、１１Ｑ連するノードのマイクロプロセッサ
の状態とは独立に、本発明の方法に従ってスーパーバイ
ザ・ノードと通信できる性能をローカル・エリア・ネッ
トワークの各ノードに持たせるインターフェイス装置が
本発明により提供される。

本発明は、複数のノードを有するローカル・エリア・ネ
ットワークであって、ノード間通信のためにトークン送
り計画を利用し、各ノードはそれに関連するプロセッサ
とは独立に動作するインターフェイス装置を有している
ローカル・エリア・ネットワークにて、第２のノードに
よ〕実施される、第１０ノードから第２のノードを診断
する方法において、第２のノードに対して宛てられたメ
ッセージ・フレームを受けるととを待つ過程を含むもの
である。それから、ｆｓ２のノードにより、メッセージ
・フレームが特殊な機能フレームであるかどうかが判定
される。そのメッセージ・フレームが特殊な機能フレー
ムであると判定されると、第２のメートは、そのノード
がオフラインモードにあるようにする。それから、その
特殊機能フレームの種類により指定された指令を実行す
るために、第２のノードは特殊機能フレームの種類を決
定する。最後に、第２のノードの動作が、第２のノード
に宛てられたメッセージ・フレームを受けることを待つ
過程へ戻る。

したがって、本発明の目的は、ローカル・エリア−ネッ
トワークの所定のノードと通信する装置を得ることであ
る。

本発明の別の目的は、所定の情報に対する要求に応答し
て、ローカル・エリア・ネットワークの所定のノードと
通信するための装置を得るととである。

本発明の更に別の目的は、ローカル・エリア・ネットワ
ークの所定のノードに関連するプロセッサの状態とは独
立の所定の情報に対する要求に応答して、その所定のノ
ードと通信する装置を得ることである。

〔実施例〕

以下、図面を参照して本発明の詳細な説明する。

本発明の詳細な説明する前に、本発明の装置を利用でき
るローカル・エリア・ネットワーク（ＬＡＮ）について
説明すると、本発明の装置の理解の助けとなろう。制御
装［５のシステム・ブロック図が示されている第１図を
参照する。制御！ｆｅ置５はプラント制御ネットワーク
（または単にネットワーク）１４と、トークンを送る分
散のローカル・エリア・ネットワーク（ＬＡＮ）とを含
む。ネットワーク１４の物理的なモジュール１６は、後
で述べるように、種々の特殊化された機能型である。物
理的な各モジュール１６は、ネットワーク１４の他のモ
ジュールへデータを送る目的で、ネットワークの通信媒
体をアクセスする権利の点においては他の物理的モジュ
ールと同等である。ハイウェイ・ケートウェイ・モジュ
ール１６−ＨＧは、プラント制御バス１Ｂと、プロセス
制御サブシステム２２に関連するデータ・ハイウェイ２
０の間の通信およびデータ翻訳機能を果す。前記プロセ
ス制御サブシステム２２は分散のデジタル・プロセス制
御およびデータ獲得サブシステムである。

ここで説明している実施例においては、プロセス制御サ
ブシステム２２はハネウニ社（Ｈｏｎｅ７ｗｅｌｌ　Ｉ
ｎｃ、）のＴＤＣ２０００プロセス制御装置である。こ
のプロセス制御装置についての説明が、１９８１年６月
に同社よシ発行された「ベーシック・システムズ・ティ
ー・ディー・シー・２０００システムａサマリー　５Ｙ
−０２−０２（Ｂａｓｉｃ　Ｓｙｓｔｅｍａ　ＴＤＣ２
０００ＳＳ７５ｔｅ　Ｓｕｍｍａｒｙ　５ｙ−ｏｚ−０
２」という標題の１２ページのパンフレットに記載され
ている。

ネットワーク１４のユニバーサル・オペレータ・ステー
ション・モジュール（ＵＳ）１６−ＵＳは、１名または
それ以上のプラント・オペレータツタめのワークステー
ションである。このユニバーサル・オペレータ・ステー
ション・モジュール（υ５）１６−Ｕｆ９は、オペレー
タ・コンソールであって、プラントφオペレータと、そ
のプラント−オペレータが責任を負うプラントのプロセ
スとの間のインターフェイスである。谷ユニバーサル嗜
オペレータ・ステーション・モジュール（ＵＳ）１８−
ＵＳはプラント制御バス１８に接続され、ユニバーサル
・オペレーターステーション・モジュール（ＵＳ　）１
６−ＵＳとネットワーク１４の他の任意のモジュール１
６の間の全ての通信はプラント制御バス１８を介して行
われる。ユニバーサル・オペレータ・ステーション嗜モ
ジュール（ＵＳ）１Ｂ−０８ハ；’ラント制御バス１Ｂ
上のデータとリソースからのデータをアクセスし、およ
びネットワーク１４の他の任意のモジュール１６を介し
て、またはモジュール１６から、得ることができるデー
タをアクセスする。ユニバーサル・オペレータ・ステー
ション・モジュール（ＵＳ）１Ｂ−ＵＳは、映像表示発
生器を有する陰極線管（ＣＲＴ）１５と、オペＶ　−タ
・キーボード（ＫＢ）１７　と、プリンタ（ＰＲＴ）１
９とを含み、かつ図示していないが、たとえばフロッピ
ー・ディスク・データ格納器と、傾向ペン（ｔｒｅｎｄ
　ｐ・ｎ）記録器と、状態表示器とを含むこともできる
。

履歴モジュール（ＨＭ）１Ｂ−ＨＭ　はデータを大量に
格納する。この履歴モジュール１６−ＨＭ　ハ、ウィン
チェスタ−・ディスクのような少くと％１つの通常のデ
ィスク大容量格納装置を含む。このディスク大容量格納
装置は大量の２進データを持久格納する。そのような大
容量格納装置により格納されるデータの種類は、典型的
には、傾向履歴（トレンド・ヒストリー）、またはその
ような傾向を決定するために使用するデータ、あるいは
ＣＲＴ型表示映像を構成するデータ、モジュール１６の
ためのプログラムのコピー等である。ここで説明してい
る実施例においては、履歴モジュール１６−ＫＭのよう
な履歴モジュールのディスクデータ格納装置は３２．５
メガバイトまでのデータを格納できる。

アプリケーション−モジュール（ＡＭ）１８−ＡＭが、
プロセス制御サブシステムに関連する制御器により実行
されるデータ獲得、警報、バッチ履歴収集のようなプロ
セス制御機能をサポートする付加データ処理機能を有し
、必要がある時は連続制御処理機能を実行する。アプリ
ケーション・モジュールＣＡＭ）１Ｂ−ＡＭのデータ丸
環機能は、そのアプリケーション・モジュールに関連す
るプロセッサ（図示せず〕と記憶装置（図示せず）によ
り与えられる。

コンピュータ・モジュール（ＣＭ）１Ｂ−ＣＭは、媒体
から大容量汎用データ処理装置までが、ネットワーク１
４の他のモジュール１６とそれらの七ジュールのユニッ
トへプラント制御バス１Ｂを介して、およびプロセス制
御サブシステム２２のユニットとハイウェイ−ゲートウ
ェイ・モジュール１ｇ−ＫＧを介して、それぞれ通信で
きるようにするために全ての物理的モジュールの［４ユ
ニットすなわち共通ユニットを使用する。コンピュータ
・モジュール１Ｂ−ＣＭのデータ処理装置は、監視、最
適化、汎用化されたユーザー・プログラムの用意、高位
レベルのプログラム言語におけるそのようなプログラム
の実行を行うために便用される。典型的には、コンピュ
ータ・モジュール（ＣＭ）１６−ＣＭのデータ処理装置
は、通信プロセッサおよび通信線により他のそのような
データ処理装置と通信できる性能を有する。

プラント制御バス１８（または単にバス１８〕は、プラ
ント制御ネットワーク１４の全てのモジュール１６を相
互に接続するビット直列デュアル冗長通信バスである。

バス１８は、ハイウェイ・ゲートウェイ・モジュール１
＄−ＫＧ、　　アプリケーション・モジニール１６−Ａ
Ｍおよび８Ｍモジュール１Ｂ−ＨＭのような主データ・
ソースの間、およびユニバーサル・オペレータ・ステー
ション・モジュール１６−ＵＳ、コンピュータ・モジュ
ール１６−ＣＭ、　　アプリケーション・モジュール１
ｇ−ＡＭのようなそれらのデータの主なユーザーの間の
データ転送路だけを構成する。バス１８は、メモリ映像
のような大きなデータ・ブロックをモジュール１６の１
つ、たとえば履歴モジュールｌ　６−ＨＭカＣ）ｓ−ニ
バーサル・オペレータ・ステーション・モジュール１６
−ＵＳへ動力すために使用する通信媒体も構成する。バ
ス１Ｂは、それぞれ１秒間に５メガビツトの速度で２進
信号を直列伝送する２一本の同軸ケーブルで構成されて
いるためにデュアル冗長バスである。

各物理的モジュール１６は、ある標準ユニットまたは要
求された標準ユニットを有する。それらの標準ユニット
が第２図に示されている。谷モジュ　ｚｌＢはバス・イ
ンターフェイス・ユニット（ＢＩυ）３２を有する。こ
のバス・インターフェイス・ユニットハ送受器（トラン
シーバ）３４によりブラント制御バス１８に接続される
。各七ジュール１６にハ、モジュール・バス３６と、モ
ジュールＣＰＯ３８と、モジュール・メモ！７４０　Ｓ
設けられる。ここで説明している実施例においては、モ
ジュール・バス３６はデータの１６ビツトを並列に伝送
できる。６穏のモジュール１６を、それの機能に対する
諸要求を満すために、それらの七ジュールを調整する他
のユニットがモジュール・バス３６に作動的に接続され
て、それらの他の各ユニットカモジュール・バス３Ｂを
介してモジュール１８の他のユニットと通信できるより
にする。

任意の与えられた時刻にトークンを有するモジュール１
６のＢＩＵ３２は、バス１８を介してデータを伝送する
ことを可能にされる。ここで説明している実施例におい
ては、ＢＩＵ３２　による全ての伝送は、バス１８を構
成している同軸ケーブルを介して同時に、すなわち、並
列に行われる。制御装置５についてのよシ詳しい説明が
１９８３年Ｎ。

カフ日付の前記米国特許出願第５４０，０６１号明細書
に記載されている。

情報は２′ｓ類のフレームによりネットワーク１４の七
ジュールの間で伝送される。２糧類のフレームのうちの
一方は、第４図に示されているようなトークン・バス・
フレーム（いわゆるトークン）４２ｆ６る。トークン−
バス・フレーム４２は、８〜１０バイトのプリアンプル
４６を含む。このプリアンプル４６は、論理「１」のよ
うな同じ種類の信号で構成される。プリアンプル４６の
後に１バイトのフレームの始シデリミツタ（ＳＦＤ、す
なわち５ｔａｒｔ　−ｏｆ−Ｆｒａｍｅ　Ｄｅｌｉｍｉ
ｔｅｒ）４８と、２バイトの宛先アドレス・フレーム５
０と、２バイトのソース・アドレス・フレーム５２と、
２バイトのフレーム検査シーケンス５４（！：、１バイ
トのフレームの終シデリミツタ（ＥＦＤ、　　すなわち
、Ｅｎｄ−ｏｆ−Ｆｒａｍｅ　Ｄｅｌｉｍｉｔｅｒ）５
６とが続く。フレーム検査シーケンス５４は、フレーム
４２中の誤シを検査するために使用される。

第３図に、フレームの始シデリミツタ（ＳＦＤ）４Ｂの
波形と、フレームの終シデリミツタＩＦＤ）５６の波形
が示されている。

トークンを有するモジュール１６のＢＩＵ３２の送信回
路によりバス１Ｂ上へ送られる情報は、受信クロックを
も受信のＢＩＵ３２により受信信号からとシ出すことが
できるように、マンチェスター符号化された２進信号で
構成される。論理「０」は、ビットの前半分が低レベル
で後半分が高レベル、すなわちビットの中間で低レベル
−高レベル移行を示す信号により送られる。論１１ｒｌ
Ｊは、ビットの前半分が高レベルで後半分が低レベルで
あって、ビットの中間で高ソペルー低レベル移行を示す
信号により送られる。マンチェスター符号化は、各ビッ
トセルの中間で常に移行が行われることを要する。その
ような移行が行われないとすると、符号違反（ＣＶ、す
なわちｃｏｄｅ　ｖｉｏｌａｔｉｏｎ）　　が起こる。

フレームの始シデリミツタ４８とフレームの終シデリミ
ツタ５６は符号違反（ＣＶ）を含む。各デリミツタに４
個のＣＶがある。このようにしてＣＶを便用することに
より、妥当外デーｐｔフレーム・デリミツタに変更する
ためには４ビツトの誤りを生じさせねばならない。パス
１８において反射が生ずると、伝送が停止された後で、
与えられた任意の時刻にトークンを有するモジュール１
６によりその反射が伝送として解釈されるから、フレー
ムの終りデリミツタ５６がパス１８においてわざわざ使
用されるのである。各１１ＩＵ３２のアンチジャバー（
ａｎｔｉｊａｂｂｅｒ）タイマが、最大の情報フレーム
４４を送信するために必要な時間よシも十分に長い所定
の時間以上にわたって信号がＢＩＵ３２　により連続し
て送信されることを禁止する。ＢＩＵ３２が送信を停止
するたびにそのタイマはリセットされる。

情報フレーム４４の書式（フォーマット）ハ、情報フィ
ールド５Ｂを含んでいる点だけが、トー／　ｙ　ｅパス
−フレーム４２の書式と異なることが第４図および第５
図かられかるであろう。ここで説明している実施例にお
いては、フィールド５８は１００〜４０８８バイトの２
進データを含むことに限定される。情報フレーム４４の
他の全てのフィール）’ハトークン・パス・フレーム４
２のフィールドと同じである。

フレームの宛先アドレス・フィールド５０のピット位置
の意味が第６図に示されている。トークン・パス・フレ
ーム４２まタハｆｌｌ報ｙｖ−ｂ４４は、プラント制御
パス１Ｂを介して伝送するために書式化されたメツセー
ジのパケットとして定義される。ここで説明している実
施例においては、物理的アドレスと論理アドレスの２つ
の基本的な種類のアドレスがある。物理的アドレスは所
定の物理的モジュール１６のアドレスであシ、最上位の
ビット（すなわち、フィールド５０のビット位置１５０
ビツト〕が論理「０」の時に、フィールド５０は物理的
モジュール１６のアドレスであるとして識別すなわち復
号される。各物理的モジュール１６は独自の７ビツトの
物理的アドレスを育する。典型的には、物理的モジュー
ル１６の物理的アドレスは、多ビツトスイッチにより、
まタハ一連の機械的に作られている回路相互接続要素（
ここで説明している実施例においては、それの送受器３
４の１つを含んでいるプリント回路板に装着されている
）により決定される。トークン・パス・フレーム４２は
論理ｒＯＪである上位３つのビット位置１５，１４．１
３のビットにより識別される。下位７つのピット位置０
６〜００のビットは、たとえばトークン４２がそれに対
してアドレスされる物理的モジュール１６の物理的アド
レスである。ビット位置１５．１４のビットが論理「０
」で、ピット位置１３におけるビットが論理「１」であ
ると、フＶ−ムは診断フレームであって、その診断フレ
ームは、フィールド５０の下位７ビツト位置中のビット
のアドレスに対応する物理的アドレス、またはフィール
ド５０の下位７ビツト位置中のビットにより定められる
アドレスに等しい物理的アドレスを有する物理的モジュ
ール１６に宛てられるものである。特殊機能フレームハ
情報フレーム４４の態様であり、アドレスされたモジュ
ール中に与えられた問題が存在するかどうかを決定する
ために使用できる。ピット位置１５．１４におけるビッ
トが論理「１」であると、アドレスされたモジュールの
ＢＩＵ３２　の２つの受信チャネルの何れが、フレーム
を受けてそのフレームを処理す憫ット位置１３のビット
が指定する。

ピット位置１２のビットがセットされ、アドレスが物理
的アドレスではあるが、トークンまたは診断フレ二ムで
はないとすると、そのフレームは受信されるべきで、す
なわちネットワーク１４の全ての物理的モジュール１６
ヘアドレスさせられる。

ビット位置１５における論理ｒｌＪは、下位ビット位置
１２〜０００ビツトにより定められるアドレスが、論理
実体（ｅｎｔｉｔ７）すなわち論理モジュールのアドレ
スであることを示す。その論理実体すなわち論理モジュ
ールは、プログラム・モジュールまたはデータのセット
である。そのような状況の下において、ビット位置１４
のビットが論理「０」であるとすると、アドレスされた
ＢＩＵのどの受信チャネルがそのフレームを受信または
処理するかをビット位ｆ１３のビットが指定する。

ビット位置１５と１４のビットがともに論理ｒｌＪであ
ると、そのフレームは割込み、すなわち、高優先項位の
メツセージであって、ＢＩＵ３２の受信チャネルがその
割込みを受けることをビット位置１３のビットが指定す
る。

あるモジュールのＢＩＵ３２　は、バス１８を通じて伝
送された論理的にアドレスされたフレームのどれが、そ
れに対、してアドレスされているかを決定する。ここで
説明している実施例においては、８Ｋ（Ｋ＝２１０）１
での種類の論理アドレスが存在し得る。ある論理アドレ
スを有する情報フレームなり　ＩＵ３２が受けるべきか
どうかを、ＢＩＵ３２は論理アドレス・フィルス表によ
り決定する。アドレスフレームの下位１０ビツトは、各
ＢＩＵ３２のフィルタ・メモリ内のアドレス可能な各場
所に格納されているデータのバイト、すなわち、フィル
タｅバイトのアドレスである。論理アドレスの上位３つ
のビット位置１２〜１０のビットがアドレスされるフィ
ルタ語のビット位置を指定する。

そのビットが論理ｒｌＪであると、そのビットがある論
理モジュールまたはそのモジュールのメモリに格納され
ているプログラムにアドレスされているから、そのフレ
ームはそのモジュールにより受けられる。

ここで説明している実施例においては、モジュール１６
に穴長モジュール１６に冗長モジュールすなわちバック
アップ・モジュールが設けられるが、図示および説明を
簡単にするために省いた。

各種のモジュール１６は、物理的に一緒ニパッケージさ
れて、特定の機能セットをサポートするために設計され
ているハードウェア装置で構成される。ネットワーク１
４内の冗長ユニットは物理的モジュール１６である。冗
長モジュール１６と、それの主モジュールがハードウェ
ア装置を同様に補充するように、冗長モジュール１６は
それの主モジュールと同じ種類のものでなければならな
い。

ネットワーク１４の各種のモジュール１６は１つまたは
それ以上のバックアップ−モジュールすなわち冗長モジ
ュールを持つことができることが当業者なられかるであ
ろう。

各モジュール１６は、モジュールＣＰＶ３Ｂと、モジュ
ール・メモリ（ランダムアクセス・メモリ〕４０と、そ
の種のモジュール、すなわち、たとえばオペレータのス
テーション１６−ＵＳのモジュールの希望の機能性を持
たせるように構成されている付加制御器とを含む。各モ
ジュールのＣＰＵ３８とモジュール・メモリ４０のデー
タ処理性能により、ネットワーク１４とプラント管理装
置５との信頼度および性能を向上させる分散形の処理環
境を形成する。ネットワーク１４とプラント管理装置５
との信頼度が高くなる理由は、ネットワーク１４の１つ
のモジュールが故障しても他のモジュール１６が機能す
るからである。その結果、集中化したシステムの場合に
起とるような故障の発生によりネシトワーク１４全体が
不能状態となることはなくなる。性能はこの分散された
環境により向上し、コンピュータの処理リソースの増加
と、装置のデータ処理が同時に並列に行われるために、
スループット時間とオペレータ応答時間の高速化が達成
される。

各モジュール１６はそれ自身の動作が完全に行われるこ
とに責任を負う。モジュール１６の故障はそのモジュー
ル自身により検出され、故障を発見したモジュール１６
は動作を停止し、可能であれば終了状態メツセージを送
る。ある状況の下においては、たとえばモジュールのバ
ス・インターフェイス・ユニット３２のウォッチドッグ
・タイマにより設定された時間が経過した時に、そのバ
ス−インターフェイス・ユニット３２が故に状態メツセ
ージを送出する。モジュール全体が故障状態メツセージ
を送出すことができないとすると、それのバックアップ
・モジュール（図示せス〕カ、それの主モジュールから
周期的に送られていた状態メツセージが送られなくなっ
たことにより、その主モジュールの故障を検出する。バ
ックアップ・モジュール１６は、終了状態メツセージす
なわち故障状態メツセージを受けた時、またはそのバッ
クアップ−モジュールに関連する主モジュールの同期的
な状態メツセージを受けなくなった時に、主モジュール
としての動作を開始する。各物理的モジュールにより実
行される機能はそれのプログラミングにより制御され、
各プログラム実体、またはプログラム・モジュールに論
理アドレス（時には論理上ジュールと呼ばれる〕が割当
てられる。

物理的バックアップ・モジュールは、それの主モジュー
ルが有するのと同じ論理機能セットを有する。１つの種
類の主物理的モジュールのためのバックアップ拳モジュ
ールは、主モジュールと同じ種類のものでなければなら
ないことに注意すべきである。

モジュール１６は通信媒体すなわちバス１８を介して相
互に通信する。上記のように、ネットワーク１４におい
ては、各モジュール１６は他のモジュールと同等である
。したがって、ネットワーク１４においてはどのモジュ
ール１６も生モジュールではなく、バス１８を介して情
報を送るために各モジュールは等しいアクセス権を有す
る。全テｃｏ−ｒ＝ジュール１６は、他の任意のモジュ
ールからバス１８を介して送られた全ての信号を受ける
ことに注意すべきである。各モジュール１６には物理的
アドレスが割当てられる。モジュール１６の最小の物理
的アドレスはＯＯであシ、最大の物理的アドレスは２ｎ
である。ここで説明している実施例においては、ｎ＝７
であるから、ネットワーク１４を構成するモジュールの
最大数は１２８である。２進データを送信および受信す
るように、ネットワーク１４の全ての七ジュールはバス
１８に接続されるが、各モジュール１６がよシ大きい物
理的アドレスを有する後続のモジュールへ送ルような、
論理リングが形成される。

後続の千ジュール１６は、それが後続のモジュールであ
ることを認めること、またはそれに先行するモジュール
により自己にアドレスされたトークンを受けることを、
そのトークンを受けてから所定の時間が経過する前に送
ることにより行う。

そうすることにより、後続のモジュール１６はトークン
ｔ−有し、またはトークンを受ける。それにアドレスさ
れたトークンを受けると、情報をバス１８を介して他の
モジュール１６へ送る［ｌＫついて受信モジュール１６
において協議する。トークンを受けるには、それを受け
たモジュール１６が、トークンを構成している信号がそ
のようなものであり、そのトークンがそのモジュールに
対してアドレスされたものであることが必要とされる。

先行するモジュールからのそのようなトークンが後続す
るモジュール１６により受けられると、そ）後続のモジ
ュールに接続されている任意のモジュールまたは全ての
モジュール１６へ、情報フレームをバス１８を介して所
定の時間内に送る権利と、トークン４２をその後続する
モジュールの次に後続するモジュールへ送る必要性とが
移転される。先に述べ九ように、後続するモジュール１
６は、与えられた任意の時刻におけるトークンを有する
モジエールの物理的アドレスの次に大きい物理的アドレ
スを有するモジュールである。任意のそのような論理リ
ングにおいては、２７の次に小さいアドレスすなわち１
２７が論理アドレスＯＯとして定義される。ある論理リ
ング中のモジュールの最大数は１２８であるが、最小数
は２であることに注意すべきである。各モジュール１Ｂ
は、オペレーターステーション、大容量記憶サブシステ
ム、または他のローカル・エリア・ネットワークを含む
他の装置がネットワーク１４等と通信できるようにする
アクセス制御器であるというような与えられた機能を有
する。

次に、代表的なモジュール１６の部分的な機能ブロック
図が示されている第７図を参照する。モジュール１６は
バスインターフェイス会ユニット（ＢＩＵ）３２と送受
器３４を含む。この送受器はＢＩＵ３２をバス１８に接
続するものであって、データをバス１８を通じて送るこ
とができ、かつバス１８を介してデータを受けることが
できる。ここで説明している実施例においては、送受器
３４はバス１８に結合されるトランスである。ＢＩＵ３
２に非常に高速のマイクαエンジ／２２２が設けらレル
。このマイクロエンジンの機能の１つはそれにアドレス
された、またはそれのモジュール１６にアドレスされた
トークン４２を識別し、トークン４２を後続するモジュ
ールへ送ることである。

ここで説明している実施例においては、マイクロエンジ
ン２２２は、ビット・スライス・コンポーネントで作ら
れた８ビツト幅の算術論理装置であって、それのプログ
ラマブル読出し専用メモリ（ＦＲＯＭ）２２３　からの
２４ビツト・マイクロ命令を２００ナノ秒で実行できる
。マイクロエンジン２２２は、５ＭＨｚのクロック信号
を発生する水晶制御クロックも含む。

たとえば、バス１８を通じて送られてきたデータはバス
送受器３４によυ受けられてＢＩＵ３２へ送られ、Ｂｒ
Ｕにおいてはそのデータは受信回路２２４により受けら
れてから、ＦＩＦＯレジスタ２２６へ与えられる。ここ
で説明している実施例においては、そのレジスタ２２６
は３２バイト（１バイトは８ビツト）のデータおよび１
バイトごとの１パリテイ・ビットを格納する。マイクロ
エンジン２２２は、受けられてレジスタ２２６に格納さ
れたデータ情報フレームの宛先アドレス・フレームＪ−
トー１ン・バス・フレーム４２ヲ１ｆｌｌべ、受けた各
フレームそれに宛てられたものであるかどうかを判定し
、そのフレームがそれに宛てられたものであれば、その
フレーム紘、情報フレームまたはトークン・バス・フレ
ーム４２である。受けたデータが情報フレームであると
すると、通常の直接メモリ・アクセス技術を用いて直接
メモリ・アクセス（ＤＭＡ）書込み回路２２Ｂにより、
モジュール・バス３６を介してモジュールφメモリ４０
へ転送される。そのモジュール・バス３６を介してモジ
ュール・メそり４０とモジュールＣＰＵ３８がＢＩＵ３
２　と直接通信する。ここで説明している実施例におい
ては、モジュール・バス３８は、データの１６ビツトに
加えて２つのパリティ・ビットを並列に送ることができ
る。（モジュールＣＰＵ３Ｂおよびモジュール・メモリ
４◎は第７図には示されてい危いが、第２図に示されて
いる。）受けたフレームがＢＩＵ３２　に宛てられたト
ークン・バス・フレー４４２であるとすると、すなわち
、トークンの宛先アドレス・フィールド５０がＢＩＵの
アドレス（ＭＹ　ＡＤＤＲＥＳＳと示されている）を含
んでいるとすると、マイクロエンジン２２２はモジュー
ルＣＰ０３Ｂの介在なしに動作するようにプログラムさ
れる。トークン・ノ（ス・フレーム４２、すなわち、ト
ークンの宛先アドレス・フィールド５０（これはモジュ
ール１６したがってＢＩＵ３２の物理的アドレスである
）を受けると、ＢＩＵ３２は、利用できる情報フレーム
を、バス１Ｂに取シつけられて、論理リングを構成して
いる別のモジュール１６または全てのモジュール１６へ
送る。そうすることによりマイクロエンジン２２２はＤ
ＭＡ読出し回路２３２に、その情報を構成するデータを
モジュール・メモリ４０から読出させて、そのデータを
ＦＩＦＯレジスタ２３４へ入れさせる。マイクロエンジ
ン２２２は、それの８命令サイクルすなわち８りａツク
期間ごとに１回、レジスタ２３４からのデータを１度に
８ピツトずつ送信回路２３６に転送させる。ＤＭＡ書込
み回路２２８によりデータをモジュール・バス３６を介
してモジュール・メモ＋３４０に１込む速度、またはＤ
ＭＡ読出し回路２３２　によりモジュールφバス３６を
介してモジュール・メモリ４０からデータを読出す速度
は、データがＦＩＦＯレジスタによりバス１８から受け
られる速度または送信回路２３６　とバスの送受器３４
によりデータがバス１８へ送出される速度の１６倍まで
である。これを確実に行うために、各ＢＩＵ３２　に、
モジュールΦメモリ４０の直接メモリ・アクセスに関し
て最高の優先権が割当てられる。

モジュールＣＰＵ３Ｂは共用レジスタ２３Ｂに指令を書
込むととによｊｉ）ＢＩＵ３２へ指令を発する。

フレーム間の間隙中に、またはマイクロエンジン２２２
に宛てられていないフレームを受けた時に、マイクロエ
ンジン２２２はそれらの指令を処理する。共用レジスタ
２３８は状態情報も含む。その状態情報はモジュールＣ
ＰＯ３８により読出すことができる。ＢＩＵ３２　には
ランダム・アクセス・メモリ（ＲＡＭ）２４Ｇ　　も設
けられる。この　ＲＡＭ２４０にはネットワーク１４内
のモジュール３２の物理的アドレス、たとえばＭＹ　Ａ
ＤＤＲＥ８Ｂ。

が格納される。ＢＩＵ３２　の物理的アドレスを表す信
号のソースは、ここで説明している実施例に訃いては、
送受器３４が設けられている回路板と同じ回路板におけ
る一連の相互接続である。

次に、特殊機能フレームの書式が示されている第８図を
参照する。その特殊機能フレームは、ネットワーク１４
の任意のモジュール１６かう任意のモジュール１６が受
けることができるが、ここで説明している実施例におい
ては、その特殊機能フレームハ「スーパーバイザ」ノー
ド、とくにユニバーサル・ステーション・モジュール１
Ｂ　−Ｕ８から受けられる。先に述べたように、マイク
ロエンジン２２２は、オフラインモードおよびオンライ
ンモードで動作できる。オフラインモードにおいては、
モジュールＣＰＵ　３８からの全ての指令が、開始指令
を除き、処理される。また、オフラインモードにおいて
は、七ジュール１６はトークンのパスまたは情報フレー
ムの受信に関与しない。

モジュール１６は受けた特殊機能フレームを処理する。

オンラインモードにおいては、モジュール１．６は篭ジ
ュールＣＰ０３Ｂから全ての指令を受けて、トークンの
パスに関与する。オフラインモードに入るフレームを除
き、特殊機能フレームはオンラインモードでは受けられ
たり、処理されたシするととはない。

モジュール１Ｂをオフラインモードに入らせる特殊機能
フレーム、またはモジュール１６が既にオフラインモー
ドにある時はその特殊機能フレームにより指定された機
能を実行させる特殊機能フレーム、を受けたモジュール
１６は、前記通常の伝送機構を用いて送られる。あるモ
ジュール１６がオフラインモードに入ると、そのモジュ
ールはモジュールＣＰＵ３８のウォッチドッグ機能を不
能状態にし、七ジュールＣＰＵ３Ｂがオフラインモード
に入っていることを合図し、かつ特殊な診断機能を実行
する。特殊機能フレームは下記のような機能を示すとと
ができる。

ａ、オフラインそ−ドに入る。

ｂ、モジュール！り七ットーーモジュール１６のリセッ
ト（ハードウェア・マスタのクリヤ）を実行する。

Ｃ，モジュールＣＰＵ３８のアポートーーこのアボート
は、外部から導かれた誤シ修正ルーチンにモジュールＣ
ＰＵ３８が入るように、停電割込み線（ｐｏｗｅｒ　ｆ
ａｉｌ　　１ｎｔｅｒｒｕｐｔ　　１ｉｎｅ　）にノ４
ルスを与え、適切な状態にセットすることによル行われ
る。モジュール１６がウオッチドックタイマの時間経過
フレームをモジュールＣＰｔ７３８へ送って、そのモジ
ュール内のモジュールＣＰ８３８が７ポートされたこと
をネットワーク１４に知らせる。

ｄ、１語読出しｍ−モジュールやメモリ４００１語の内
容またはＩ１０制御器のノンページ（ｎ。

ｎｐａｇａｄ　）状態をスーパーバイザ・ノードに送り
返えす。

ｅ、リターン構成状態（ｃｏｎｆｉｇｕｒａｔｉｏｎ　
５ｔａｔｕ８）−−モジュールＣＰＵ３８の状態ビット
とモジュール・メモリ４０の状態ビットを含むＢＩＵ３
２のモジュール１６の構成状態をスーパーバイザ・ノー
ドに送り返えす（ここで説明している実施例においては
、モジュールＣＰＵ　はモトローラ（Ｍｏｔｏｒｏｌａ
）６８０００である）。

リセット・モジュールの特殊機能フレームは、確認応答
を持たない。他の全てのフレームは戻される確認応答フ
レームを有する。その確認応答フレームの書式が第９図
に示されている。先行する特殊機能フレームの処理をモ
ジュール１６が終了する前にモジュール１６が特殊機能
フレームを受けると、最初の特殊機能フレームだけが処
理され、Ｊｌ！ｇ！応答フレームを送る。

次に、ＢＩＵ３２、具体的にはＢＩＵ３２　　のマイク
ロエンジン２２２により実行されるオヘレーションの流
れ図が示されている第１０Ａ図および第１０Ｂ図を参照
する。

吾モジュールのマイクロエンジン２２２は、モジュール
１６に最初に電力が供給された時に、モジュール１６が
正しく動作するかどうかを調べるために自己試験を行い
（ブロック１０１）、自己試験が終った時にそのモジュ
ールのインターフェイス動作を開始する（ブロック１０
５〕。各モジュール１６の谷ＢＩＵ３２はバス１Ｂへ送
られたあらゆるフレームを受け、そのフレームがそれに
宛てられたものか否かを判定する（ブロック１１０〕。

そのフレームがそのモジュールに宛てられたものでない
と、モジュール１６はフレーム１６に宛てられたフレー
ムを待つ待機ループにほぼあることにある。受けたフレ
ームがそのモジュールに宛てられたフレームであると、
そのフレームが特殊機能フレームであるか否かの判定を
行う検査が開始される（ブロック１１５）。そのフレー
ムが特殊機能フレームであると、そのフレームが、オフ
ラインモードに入れる指令であるかどうかを調べる検査
が行われる（ブロック１２０）。そのフレームがオフラ
インモードに入れるフレームであると、オフラインモー
ド・フラッグがセットされ（ブロック１２５）、特殊機
能確認応答フレーム（ことでは簡単に確認応答フレーム
と呼ぶ）が１列に並べらしくブロック１３０）、オペレ
ーションはブロック１１０の待機ループへ戻る。

ブロック１２０において、指令がオフラインモードに入
らなかったとすると、オフラインモードに既に入ったか
どうかを判定する検査が行われる（ブロック１３５）。

オフラインモードに入っていないとすると、オペレーシ
ョンはブロック１１０の待機ループへ戻る。というのは
、特殊機能フレームの処理はオフラインそ一ドにおいて
のみ実行できるからである。オフラインモードに入って
いるとすると、指令の種類を判定するために、すなわち
、１語読出し指令を受けたか否かを判定するために指令
が復号される（ブロック１４０）。１語読出し指令を受
けると、指定された語が読出され（ブロック１４５）、
モジュール１６がトークンを受けた時に送るために、読
出すととを指定された語の内容を含む確認応答フレーム
が１列に並べらしくブロック１３０）、オペレーション
はブロック１１０　の待機ループへ戻る。

ブロック１４０　において、指令が１語読出し指令でな
かったとすると、戻シ構成状態を受けたか否かを判定す
るためにその指令が復号される（１５０）。

その指令が戻シＳ成状態指令であると判定されると、構
成状態が読出され（ブロック１５５）、確認応答フレー
ムが１列に並べられ（ブロック１３０〕、オペレーショ
ンはブロック１１０の待機ループへ戻る。その指令が戻
シ構成状態指令でないと判定されると（ブロック１５０
）、その指令がモジュールＣＰＵをアポートする指令で
あるか否かについての判定が行われる（ブロック１６０
〕。その指令がモジュールＣＰＵ３１１を７ボートする
指令であると、レベルＴの割込みが発せられ、ウオッチ
ドツク・タイマの時間経過フレームが１列に並べられ（
ブロックｘ７０）、＊認応答フレームが１列に並べられ
（ブロック１３０）、オペレーションはブロック１１０
　の待機ループへ戻る。（レベルＴの割込みは、モジュ
ールＣＰＵ３８の現在の処理をアポートする前記モトロ
ーラ６８０００ＣＰＵの停電割込みである。） ブロック１６０において、その指令がＭＣＰＵをアポー
トする指令でないと判定されたとすると、モジュール・
リセット指令が発せられたか否かを判定するためにその
指令が復号される（ブロック１７５）。その指令がモジ
ュール−リセット指令でないと、定められた診断指令種
類のいずれもが発せられていないから、オペレーション
はブロック１１０　の待機ループへ戻る。モジュール・
リセット指令が発せられていると、マイクロエンジン２
２２がモジュール・リセット指令を発しくブロック１８
０）、所定の時間だけ待ち（ブロック１８５）、それに
よりリセット指令がモジュール全体に伝えられて、実行
されるようにする。その所定の時間カ経過すると、オペ
レーションはオペレーションの開始へ戻シ、自己試験を
行う（ブロック１０１）。

モジュール１６が「スーパーバイザ」ノードとインター
フェイスでキ、モジュールＣＰＵ３８の動作とは独立に
特殊機能フレームを処理できるのは上記のようにしてで
ある、すなわち、マイクロエンジン２２２の動作によっ
てである。

あるフレームが受けられ、このモジュールへ宛てられ（
ブロック１１０）、そのフレームが％殊機能フレームで
ないことが判定された（ブロック１１５）後で、そのフ
レームカド−クン嚇パス拳フレームであるか否かについ
ての判定が行われる（ブロック２８２）（第１０Ｂ図）
。そのフレームがトークン・バス・フレームであると、
特殊機能フレームを送信モジュールへ戻すために特殊機
能フレームが１列に並べられたか否かについての判定が
行われる（ブロック２８４〕。特殊機能フレームが１列
に並べられると、その特殊機能フレームは送られる（ブ
ロック２８６）。その特殊機能フレームはクオツテドッ
ク・タイマ時間経過フレームまたは特殊機能８ｉ認応答
フレームである。特殊機能フレームが送られた後で、ト
ークンは後続モジュール１６へ送られ（ブロック２８８
）、オペレーションはブロック１１０　の待機ループへ
戻る。特殊機能フレームが１列に並べられなかったとす
ると（２８４）、オフラインモードに入ったか否かにつ
いての判定が行われる（ブロック２９０）。オフライン
モードに入ったとすると、オペレーションはブロック１
１０　の待機ループへ戻る。オフラインモードに入ら表
かったとすると、初期の送信／指令から求められた情報
を利用できる々らば、その情報が情報フレームを介して
送られる（ブロック２９２）。それから、トークンが後
続モジュール１６へ送うレ、オペレーションはブロック
１１０の待機ループへ戻る。

７”ｏツク２８２において、受けたフレームカド−／ン
・バス−フレームでないとすると、モジュールがオフラ
インモードに入っているか否かについての判定が行われ
る（ブロック２９４）。（この分岐は、トークンを送る
こと以外の、モジュールの間の「正常な」送信を形成す
る。）オフラインモードにおいては情報を受けることが
できないから、この点においてはフレームは情報フレー
ムでなければならない。モジュールがオフラインモード
に入っていると、オペレーションはブロック１１０　　
の待機ループへ戻る。モジュールがオフラインモードに
入っていないと、情報フレームが受けられて処理される
。その処理はモジュールＣＰＵ３Ｂにより行われる。情
報フレームの指令はマイクロエンジン２２２　からモジ
ュールｃＰＵ３８　へ送られる。処理の結果（もしあれ
ば）は１列に並べられ、トークンが受けられてバス１８
へ送ることを許された時に、その並べられた結果が送ら
れる（ブロック２９６）。それから、オペレーションは
ブロック１１０の待機ループへ戻る。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の装置を含ませることがで亀る制御装置
のシステムブロック図、第２図はシステムのプラント制
御ネットワークの各物理的モジュールの共通素子を示す
概略ブロック図、第３図はフレームの始シデリミツタと
フレームの終シデリミツタとの波形図、第４図はトーク
ン・バス・フレームの書式図、第５図は情報フレームの
書式図、ｔｓｍｈフレームの宛先アドレス・フレームの
各種のビット構成の説明図、第７図はローカル・エリア
会ネットワークの各バス・インターフェイス・ユニット
の論理ブロック図、第８図は特殊機能フレームの書式図
、第９図は特殊機能Ｎ認応答フレームの書式図、第１０
Ａ図および第１０Ｂ図はバス・インターフェイス・ユニ
ットノオペレーションの流れ図である。 １６・−−−物ａ的モジュール、１８・・・・プラント
制御バス、２２・φ・−７’ロセス制御サブシステム、
３２・・・・バス・インターフェイス・ユニット、３４
・・φ・送受！、２２２・・・・マイクロエンジン、２
２３　　・・・・ＰＲＯＭ。 ２２４　・・・・受信回路、２２６・・・−ＦＩ　ＦＯ
レジスタ、２２Ｂ　・・・・ＤＭＡ書込み回路、２３６
　・・・・送信回路、２３Ｂ・・−・共用レジスタ。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 複数のノードを有するとともに、ノード間通信のために
   トークン送り計画を利用し、各ノードはそれに関連する
   プロセッサとは独立に動作するインターフェイス装置を
   有するローカル・エリア・ネットワークにおいて、第２
   のノードにより実現される、第１のノードから第２のノ
   ードを診断する方法において、 ａ）第２のノードに対して宛てられたメッセージ・フレ
   ームを受けることを待つ過程と、 ｂ）そのメッセージ・フレームがある特殊機能フレーム
   かどうかを判定する過程と、 そのフレームが特殊機能フレームであると判定されると
   、 ｃ）そのノードがオフライン・モードであることを保証
   する過程と、 ｄ）特殊機能フレームの種類を判定して、その特殊機能
   フレームの種類により指定された指令を実行する過程と
   、 ｅ）待つ過程（ａ）へ戻る過程と を備えることを特徴とするローカル・エリア・ネットワ
   ークにおいて第１のノードから第２のノードを診断する
   方法。