JPS63254501A - シ−ケンス制御装置 - 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】 〔産業上の利用分野〕 本発明はプログラマブルなシーケンス制御装置。

特に処理装置に異常が発生した時の処理を行うシーケン
ス制御装置に関する。

〔従来の技術〕

従来のプログラマブルコントローラでは、処理装置にパ
リティエラー等の異常が発生した時には（１）処理装置
を即時停止させる方法 （２）異常が発生した時に実行していた命令語を再度実
行し、それでも異常状態が継続すれば、この異常は恒常
的ソリッドエラーであるとして即時処理装置を停止する
。もし再実行して正常に動作すれば、これは単なる一過
性の誤動作として処理を続行する方法。

などが実施されている。尚シーケンスとしては、特開昭
６１−４０６０５号、特開昭６１−１１８０５号、特開
昭６１−１４５６０５号に記載がある。

〔発明を解決しようとする問題点〕

上記従来技術は、バッチ処理などを実行する汎用計算機
ではゆるされる事項であるが、オンライン、リアルタイ
ムで生産設備機器を制御している場合は異常発生時生産
設備運転が中断してしまうため運転再開に際しては多大
な再立上げの操作が必要となる。

そのためオンラインリアルタイムの制御用計算機ではデ
ュアルシステムを代表とする多重冗長系計算機システム
で運転し、異常発生時に即刻正常システムに運転を移し
替え、極力設備運転を中断しないようにシステム構築を
行う場合である。

しかしシーケンサの分野では低価格であることが要求さ
れ、上述のような冗長多重系システム化して系統の信頼
性を上げる方策は原則的にとられない、そのためシーケ
ンサの分野では製品価格を上げることなく、処理装置に
異常が発生しても運転中断を極力抑える手段が望まれる
。

本発明の目的は、シーケンサ処理装置に一過性の異常が
発生しても運転を継続できるようにすることは勿論、た
とえメモリー等にパリティエラーが恒常的なエラーとし
て発生したような場合でも。

異常発生部だけを局部的に動作中断し、システム全体の
運転を継続実行できるようにするシーケンス制御装置を
提供するものである。

〔問題点を解決するための手段〕

本発明は、シーケンスプログラムを互いに完結したブロ
ック毎に分けて格納してなるシーケンスプログラムメモ
リと、異常発生時にプログラムカウンタの内容を読取リ
レーケンスプログラムメモリをアクセスしてその該当命
令を読出し、該命令がブロックの先頭命令か否かチェッ
クし、先頭命令でなければアドレス更新を行わせる手段
と、より成る。

〔作用〕

本発明によれば、シーケンサの処理装置のプログラム実
行が全プログラムを総なめ的にサイクリックに単純逐次
実行している性格をとらえて、異常が発生した時実行し
ていたシーケンスプログラム部分のブロックだけをスキ
ップし、正常なメモリ一部はそのまま実行できる。

〔実施例〕

本発明の実施例を第１図、第２図、第３図をもちいて説
明する。シーケンサの処理装置１はプログラムメモリ２
に格納されているシーケンス命令３０１．３０２・・・
・・・を逐次演算実行していく。具体的には命令の実行
はプログラム先頭アドレス格納レジスタ４に格納されて
いるプログラム先頭アドレスをプログラムカウンタ５に
セット、そのプログラムカウンタ５の内容が示している
シーケンス命令を実行する。命令が正しく実行されると
プログラムカウンタ更新機構６が動作し、プログラムカ
ウンタ５の内容を１アドレス分だけ更新し、その結果数
のシーケンス命令が実行される。このようにしてシーケ
ンスプログラムはシーケンス命令３０１，３０２・・・
・・・という具合に逐次−命令語ずつ実行されていく。

そして処理装置がシーケンスプログラム終了を示すシー
ケンスプログラム終了命令３０９を実行するとプログラ
ム先頭アドレス格納レジスタ４の内容をプログラムカウ
ンタ５に転送し、再びシーケンスプログラムの先頭命令
３０１より演算が繰返し実行される。かくてシーケンス
プログラム先頭命令３０１より、シーケンスプログラム
最終命令（リレー回路に対応する命令としては最終のも
の）３０８とシーケンスプログラム終了命令（リレーシ
ーケンス命令に相当するものは全て終了したので、プロ
グラム先頭まで戻れという命令）３０９までのシーケン
スプログラムを繰り返し実行するわけである。

次にプログラム実行中にメモリパリティエラーなどの処
理装置異常が発生した場合について考えてみる。

シーケンサのように電気的ノイズレベルが極めて高い現
場で使用されるものについては一過性の電気的ノイズに
よる誤動作が起きやすい。ただしこのような一過性ノイ
ズであれば、異常動作を起した命令語の再試行を行ない
再試行の結果が正常であれば、そのまま処理続行するこ
とによってダランの回避をはかることができる。

ところが問題となるのは異常が処理装置等の内部構成素
子の恒久的破壊によって生じた場合、一般的には処理内
容が保証できないとして処理中止、システムダウンとす
る。しかし本発明では異常が起きたら、その異常部だけ
を処理からはずし極力生かして継続運転しようとするも
のである。

そこでシーケンスプログラムの演算実行中に処理装置エ
ラーが発生したとき、シーケンス演算の結果が不定の状
態となるのはどの範囲におよぶのかについて考えてみる
。シーケンス回路は第３図に示すごとく一般的には電圧
印加側のコモン線とアース側コモン線があり、その両コ
モン線の間に各種入出力接点や出力コイルを論理和、論
理積接続により適宜組み合せることによって所望のシー
ケンス制御ロジックを構築していく。この時第３図で破
線で囲んだ回路部分のように、各種接点／出力コイルの
シンボル間を接続する接続線が２本のコモン線以外には
なく、かつ最小であるものをシーケンス回路ブロックと
呼ぶことにする。このシーケンスブロックでは、第１命
令は必ず新たにコモン線より発生する命令であり、最終
命令は必ず演算結果を出力する出力コイル命令で完結し
他のシーケンス回路ブロックとの配線結合はない。

よって、このシーケンス回路ブロックごとにシーケンス
演算は完結しており、各ブロックの演算をはじめるたび
にシーケンス演算処理はイニシャライズされていると言
うことができる。

シーケンス回路ブロック例を第３図に示す。ブロックＢ
ｌ、Ｂ２．Ｂ３がシーケンスブロックである。各ブロッ
クは電圧印加側コモン線とアース側コモン線とでそれぞ
れ独立接続をなす。第２図は上記各ブロックＢｌ、Ｂ２
．Ｂ３でのシーケンス命令の内容を示す。

このことを言いかえるならば、あるシーケンス回路ブロ
ック内でパリティエラー等のハード異常が発生した場合
、演算結果が不定となるのはハード異常の発生した該当
シーケンス回路ブロックだけに限定され、その次のシー
ケンス回路ブロックでは再び正常演算にもどることがで
きる。

尚、シーケンサでは、シーケンスプログラムを一定周期
（シーケンスサイクル）が繰返し実行している。従って
１シーケンスサイクルのプログラム実行が終了して次の
シーケンスサイクルに移行すると、先のシーケンスサイ
クルではスキップしてしまった命令語を何の条件もつけ
ずに再び実行することになる。もし、先のシーケンスサ
イクルで発生したトラブルが一過性のものであれば、今
回のプログラム実行は正常に実行される（これは従来の
事実上の再試行処理とみてよい）。また、恒久的なトラ
ベルであれば、先のシーケンスサイクルで異常部のプロ
グラムをスキップしたようにスキップ処理し、問題のな
いプログラムだけを実行することになる。

更に詳細に説明する。もしプログラム中にメモリパリテ
ィエラーなどの処理装置異常が発生したとする。エラー
発生と同時に処理装置１は次シーケンス回路ブロック先
頭アドレス検出機構７に異常発生を伝える。次シーケン
ス回路ブロック先頭アドレス検出機構７は異常発生アド
レスをプログラムカウンタ５より知り、さらにそのアド
レス以降に格納されているシーケンスプログラムを順次
読み出し、その命令語が次のシーケンス回路ブロックの
先頭命令であるか否かをチェックする。そして次シーケ
ンス回路ブロックの先頭命令であれば、そのアドレスを
プログラムカウンタ４にセットし処理装置１の実行を再
開してやる。このような異常処理法により不具合部分に
関わる局所的処理スキップを行なうだけでシステムの大
半は正常に継続運転を行なうことが可能となる。

つぎにシーケンス回路ブロック先頭アドレス検出機構の
具体的構成例とその動作について述べる。

それに先だち本発明を適用したシーケンスラダー回路図
法によるプログラム作成法について説明する。プログラ
ミング装置によりシーケンスラダープログラムを作成し
ていく場合、後々のことを考えるとシーケンス回路ブロ
ックの切れ目が簡単に判別できるようにしておく。本発
明の実施例では１シ一ケンス回路ブロックの先頭命命語
シーケンス終了命令の中の最上位ビットＭＳＢを１とし
。

それ以外の命令語ではＭＳＢをＯとすることによってシ
ーケンス回路ブロックの切れ目を判別できるようにした
。それによって全シーケンスプログラムの中より、その
シーケンス回路ブロック中にある出力リレー名称で１シ
一ケンス回路ブロックだけを読み出して、これらのシー
ケンス命令をラダー回路図様式に変換し、これを表示装
置に表示し、プログラム修正を行なったり、回路の各接
点／出力ＯＮ１０　Ｆ　Ｆ状態を動作モニタしたりする
時にシーケンス回路ブロックの切れ目があれば便利であ
る。このシーケンス回路ブロック切れ目マークはＣＰＵ
本体にトラブルが発生した時、どこまでのシーケンス演
算が不定であるかを識別するのにも有効である。

次シーケンス回路ブロック先頭アドレス検出機構７を第
４図に示す。

第４図において、次シーケンス回路ブロック先頭アドレ
ス検出機構７は処理装置１．プログラムカウンタ５等と
バスで直結されたマイコンで作成されており、第４図に
示したプログラムがファームウェア化され格納されてい
る。そして処理装置１が異常を発見するとプログラムの
実行を停止し、異常割込を発して第４図のプログラムが
起動される。プログラムの実行が開始されると、まず第
１にプログラムカウンタ５の内容を取出す（ステップ７
０１）。これは異常が発生した命命の次のアドレスを示
しており、このアドレスの内容を読出して次命令語をシ
ーケンスプログラムメモリ２より取出す（ステップ７０
２）。次に取出した命令語の最上位ピットＭＳＢが１１
″′かどうかをチェックし、先頭アドレス命令かどうか
判定する（ステップ７０３）。ブロック先頭アドレス命
令及びシーケンスプログラム終了命令の場合、最上位ビ
ットは“１“であり、その他の場合は“０″である。判
定の結果先頭アドレス命令でない場合はステップ７０１
で取り込んだプログラムカウンタの内容を１命令分だけ
増加しステップ７０４次の命令語のアドレスを宗すよう
に更新した後ステップ７０２へ戻り再度、チェックを行
う。

先頭アドレスであれば、プログラムカウンタ書込みを行
い（ステップ７０５）、ステップ７０６でプログラム実
行再スタートを行い、終了する。

以上の様にステップ７０２，７０３，７０４を順次繰返
し次ブロックの先頭命令を検索し１次ブロックの先頭命
令が発見された場合、その先頭命令が格納されたシーケ
ンスプログラムメモリ２のアドレスをプログラムカウン
タ５ヘセツトした後、処理装置１を再度起動して処理を
終了する（ステップ７０５，７０６）。

第２図では、ブロックＢ２の途中で異常発生した例を示
す。この異常発生から数えて３ステツプまではＭＳＢは
０”であり、次々にスキップする。そして、４ステツプ
目でＭＳＢＩよ“１″となり、次の新しいブロックが現
われたことがわかる。

図では、この新しいブロックはブロックＢ３である。

〔発明の効果〕

本発明によれば、シーケンスプログラムの異常発生に対
して、システム全体をダウンさせることなく、その異常
発生した個所のみを切離して、残りの正常な部分のみを
そのまま実行できるようになった。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の実施例図、第２図は本発明のシーケン
スプログラムメモリの内容の一例を示す図、第３図は本
発明のシーケンスブロックを示す図、第４図は本発明の
次シーケンス回路ブロック先頭アドレス検出機構の処理
フロー図である。 １・・・処理装置、２・・・シーケンスプログラムメモ
リ。

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. １、シーケンスプログラムを互いに完結したブロック毎
   に分けて格納してなるシーケンスプログラムメモリと、
   該プログラムのアドレス指定を行うプログラムカウンタ
   と、シーケンスプログラム処理中に異常発生した場合、
   該プログラムカウンタの内容（アドレス）を読取る第１
   の手段と、該カウンタの指定する上記シーケンスプログ
   ラムメモリのアドレスをアクセスする第２の手段と、該
   アクセスによってメモリから得る該当命令語をみて該異
   常発生の際の命令語が前記分割したブロックの先頭命令
   か否かを判定する第３の手段と、該判定の結果、先頭命
   令でない時にはアクセスアドレスを更新して該更新後の
   アドレスをプログラムカウンタの内容に代って第２の手
   段内でシーケンスプログラムメモリのアドレスとして使
   用される第４の手段と、判定の結果先頭命令であるとき
   にはプログラムカウンタの書込み、プログラム実行再ス
   タートを行わせる第５の手段と、より成るシーケンス制
   御装置。