JPS60101604A - プラントマネジメントシステム - 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、分散型ディジタルプロセス制御システムの分
野に関し、更に詳しくは、中規模から大規模にわたるプ
ラントに関連したプラントマネジメント機能とシステム
間通信機能とを含み、工業プラントや電力プラントを監
視し、制御するためのプラント全体にわたるシステムに
関する。

〔従来技術〕

ディジタルプロセス制御ならびにデータ収集システム、
ＮＪ、ｔハ、ハネウェル・インコーホレーテッド社のＴ
ＤＯ２０００プロセス制御システムのようなシステムは
、多様な製造プロセスや公益事業設備の動作を監視し、
制御するために広範囲なアルゴリズムと補助機器を含む
。ＴＤＯ２０００プロセス制御システムはループやユニ
ットレベルで広範なプロセスの要求を満すべく構成する
ことができる。ＴＤＯ２０００プロセス制御システムは
、データハイウェイで相互に結ばれた標準二ニットから
なる。かかるシステムの主要なユニットの各々は自分専
用のマイクロプロセッサとファームウェア及びデータベ
ースを持ち分散型制御システムを＃１威している。これ
までのかがる分散型ディジタルデータ収集・制御システ
ムは基本的に石油精製におけるプロセスの制御部分、例
えば、触媒反応クラッカ（０ｒａｃｋｅｒ　）や、電力
プラントにおけるゼイラー９発電機、原子炉などのプロ
セスの一部の制御に限られていた。

大規模で複数な工業設備や公益事業設備にょシ生産され
る生産物や効率を改善すべく、所定の設備によって、す
べてのプロセスをプラント全体にわたって制御し得る一
層広範な、または高度な制御がめられている。典型的に
は、従来技術でこれを行うためにはプロセスの一部また
は全体を実際に制御するＴ　Ｉ）　０２−０００プロセ
ス制御システム（以下［プロセス制御サブシステム」と
いう）が提供するような１つまたは複数の制御システム
の上に位置する一層高度な制御および情報収集能力を有
する大型の汎用または大型の専用ディジタルデータ処理
システムが必要である。典型的には、在庫管理を行った
り工程、スループット、品質を最適化するのに必要な分
析や特別な管理慢卵け、上述のプロセス制御サブシステ
ムと直接、すなわち実時間ペースで通信しないデータ処
理システムによって遂行されてきた。従って、実ｕ　間
ベースでプラント全体の制御ができるようにプラントの
種々のプロセス制御サブシステムの実行状卯を連続して
監視することによってプラント全体の動作に関するデー
タを収集できる一層ノ・イレペルのプラントマネジメン
トシステムに対する必要性がめられている。

かかるプラントマネジメントシステムに対する要求の１
つＦｉ１人または２Å以上のオペレータがプラントによ
り実行されているプロセスまたは原材料の入力から完成
品の出力までの大きなプラントの全体の動作を監視し、
制御できるようなハイＡ　７　オーマンスユニノ々−サ
ルオペレータステーションに対するものである。かかる
システムはまた信頼性があり、故障に強く望ましくけ十
分にモジニール化され、その結果、最小のコストで任意
の製造設備の特別な仕様を満足するプラントマネジメン
トシステムを＃Ｉｉ成すべく必要に応じて機能を追加す
ることができ、また、同時にそ８のような設備に課され
る仕様変更を満足し得るよう容易に変更可能な、高信頼
性のシステムをなし得るものでなけわばならない。

〔発明の要約〕

本発明はコンピュータ利用のプラントマネジメントシス
テムで、″′Ｐ＃種類（タイプ）のｍ”個までの電子モ
ジュールからなるトークンパスネットワークを提供する
ものである。かかる物理モジュールの各々−は、ネット
ワークの共通通信媒体、例えば、ノ々スに接続されると
、ノ々イナリーデータ、つ−！！シ、情報を、ネットワ
ークの他の物理モジュールに送信するとともに他の物理
モジュールから情報を受信する能力を有する。ネットワ
ークの物理モジュールは、それぞれ、他の物理モジュー
ルと等価すなわち同等のもので、それぞれにはｎビット
からなる。異った物理ネットワークアドレスが割り当て
られている。どのモ・クユールでもよいが“トークンを
持っている″′物理モジュールだけがネットワークノ々
スを使って信号を送信し、かつ次のモジュールにトーク
ンを渡す権利を有する。

各物理モジュールはノ々スインターフエースユニット（
、ＢＩＵ）、）ランシーツ々、モジュールノ々ス。

モジュール中央処理ユニット（ＯＰＵＪおよびモジュー
ルメモリを有する。所足のタイプのモジュールには必要
により梗能能力をイ」加すべく追加ユニットすなわち、
デバイスが設けられるが、そうするト追加ユニットもモ
ジュールパスにより他のユニットと通信を行う。プラン
ト制御ネットワークの物理モジュールの１つのタイプは
、ユニノ々−サルオペレータステーションモジュールで
ある。そして、このオペレータステーションモ、ジュー
ルは、プラント全体の動作を監視する責任を待つオペレ
ータがこの機能を遂行するのに必要な情報を得るのに使
用される。これを行うため、ユニノ々−サルオペレータ
ステーションは監視されるプロセスを最高のレベルで制
御すべく、プラントマネジメントシステムのプロセス制
御サブシスチムニ情報、あるいけ、コマンドを送信する
能力を有する。ユニノ々−サルオペレータモジュールと
ネットワークの他のモジュール間のすべての通信はネッ
トワーク補償媒体すなわち、プラント制御）々スを介し
て行われ、これによって、ユニノ々−サルオペレータス
テーションモジュールハフラントマネジメントシステム
の任意のディジタルプロセス制御・データ収集サブシス
テムのデータノーイウエイにアクセスでき、かかるデー
タフ１イウエイにより、プラントマネジメントシステム
の各プロセス制御サブシステムのユニットにアクセスで
きる。

゛　プラントマネジメントシステムのプラント制御ネッ
トワークを構成するのに使用される標準化されたタイプ
の物理モジュールには数種類ある。そのうちの１つはハ
イウェイゲートウェイモジュールで、その機能はネット
ワークのプラント制御ノ々スとディジタルプロセス制御
Φデータ収集サブシステムのデータノ・イウエイ間のデ
ータ通信と変換（ｔｒａｎｓｌａｔｉｏｎ　＋能力を提
供することである。かくして、ゲートウェイモジュール
により、プラント制御ネットワークの他のモジュールは
、必要に応じてプロセス制御・データ収集サブシステム
のユニットで得られるデータにアクセスできる。

プラント制御ネットワークの他のタイプの物理モジュー
ルはヒストリーモジュールと呼ば：ｈｂディスクディジ
タルデータ記憶ユニットのような太容欣記憶デノ々イス
、すなわち、大計データ記憶デノ々イスを含む。ヒスト
リーモジュールのディスク記憶ユニットにより大量の）
々イナリデータの保持や読み出しを行うことができる。

かかるユニットによって記憶されるデータのタイプはト
レンドヒストリー、ディスプレイおよびプラントマネジ
メントシステムのプロセス制御サブシステムのユニット
のプログラムのノ々ツク了ツプコぎ−などである。

更に、プラント制御ネットワークの他のタイプノ物理モ
ジュールはアプリケーションモジュールで、特に、プロ
セス制御サブシステムに関連して。

あるいけ、その支援の下に用いられる利カロ的な汎用デ
ータ処理能力を有する。典型的には、アプリケーション
モジュールは監視されるプラントのプロセスの最適化に
関する追加的の演算部力を提供するほか追加的のデータ
を収集したり、新しい、または、修正したプロセス制御
アルゴリズムを作ったり、パッチプロセスに関する情報
を収集したりするのに用いられる。

更に、また、他のタイプの物理モジュールはコンピュー
タモジュールで、プラントマネジメントシステムのプラ
ント制御ネットワークのモジュールと中規模ないし大規
模の汎用のデータ処理システムの間で情報を、リアルタ
イムで交換するだめのものである。典型的には、かかる
汎用コンピュータの機能により、あるプラントの環境に
おいては監視の最適化、汎用プログラムの作成ならびに
ハイレベルのプログラム言語で書かれたプログラムの実
行能力が得られる。このような様々なタイプのモジュー
ルにより、必要ならば、本発明の。

１つのプラント制御ネットワークと他のそのようなネッ
トワークとの間で通信することができる、本発明のプラ
ント制御システムは、高速ビットシリアルプラント制御
ノ々スにより互いに通信し合う多数のモジュールからな
る。各モジュールはモ・ジュールＯＰＵとモジュールメ
モリを含み、更に所定のタイプのモジュールの所望の機
能、例えばユニノ々−サルオペレータステーションモジ
ュールの機能の如き機能を備えるように付加されるコン
トローラやデノ々イスを有する。このアーキテクチャ（
機能構造）により分散型の処理環境を創ることができ、
集中型のシステムより信頼性と遂行能力が向上する。信
頼性は次の理由により改善される。すなわち、システム
内の１つのモジュールが故障しても、他のモジュールの
動作は維持され。

システムは全体としては、集中型のシステムの故障の場
合のようには、機能停止（ディスエーブル）にならない
からである。各物理モジュールにおいて得られる増大し
たコンピュータ処理リソースの結果としてまた、これら
のリソースによってデータが同時並行処理される結果と
して遂行明方は改善され、一層高速な応答時間が得られ
るからである。信頼性は、所望のシステムアベイラビリ
ティを達成するのに必要なだけシステムのプラント制御
ネットワークの物理モジュール番冗長化することによっ
て改善される。所定のタイプの任意のモジュールは、１
または２以上の同一タイプのスタンノ々イ、すなわち、
セカンダリすなわちノ々ツクアップモジュール（以下、
統一して「）々ツクアップモジュール」という】を持つ
ことができる。なお。

これらノ々ツクアップモジュールは、データの同時性は
維持するが、関連のプライマリモジュールとの動作の同
時性は維持しない。バックアップモジュールはプライマ
リモジュールが故障した場合、プライマリモジュールの
機能の遂行を引き継ぐ。この種の冗長性を持たせること
によりあるレベルまでの故障は許容できる。そして、こ
の故障の許容（フォールトトレランス］のレベルは所望
のレベルまで段階的に上げることができる。

〔本発明の目的〕

従って１本発明の目的は、システム内のＩｔたは２以上
のプロセス制御サブシステムと直接、がつ、実時間ペー
スで通信することによりプラント全体の効率的な操作に
必要な関連のあるデータをシステム内のすべてのデータ
処理リソースが利用できてプラント全体の制御・データ
収集機部を果し得るプラントマネジメントシステムを提
供することにある。

本発明の他の目的は、複数の異なるタイプの物理モ・ジ
ュール−少くとも各タイプのあるモジュールはプライマ
リモジュールとして指定され、そのうちの一部あるいけ
すべてのプライマリモジュールは１つまたは２つ以上の
バックアップモジュール（プライマリモジュールが故障
のときプライマリモジュールの仕事を引き継ぐ）を有す
る−から成るトークンパス四−カル制御ネットワークを
含む高信頼性のプラントマネジメントシステムを提供す
ることにある。

更に、本発明の他の目的は、追加的の機能を段階的に増
やすことができ、かつ、既存の能力をも段階的に増大し
得るプラント全体にわたるシステムを提供することにあ
る。

本発明の他の目的、特徴、利点は図面を用いて行う好適
な実施例についての下記の説明から容易に理解できよう
、なお、本発明内で種々の変形変更が可能ゆえ、本発明
は実施例に限定されるべきではない。

〔本発明の実施例〕

第１図は５本発明のプラントマネジメントシステムのブ
ロック図で、プラントマネジメントシステム１０の組織
すなわち、アーキテクチャが示されている。一点ｎ線１
２より上にあるものはプラント制御ネットワーク１４、
つまり、トークンパスの分散型ローカルエリアネットワ
ークを構成する。ネットワーク１４の物理モジュール１
６は下記に示す如く種々の専用擾能型のものである。各
物理モジュール１６はネットワーク１４の他のモジュー
ル１６にデータを送信する目的のためネットワークの通
信媒体、すなわち、プラント制御エクス１８にアクセス
する権利については、他のモジュールと同等のものであ
る。ノ・イウエイゲートウエイモジュール１６−ＨＧ−
１は、第１図に示すようにプラント制御エクス１８と分
散型ディジタ゛ルプロセス制御争データ収集サブシステ
ム２２−１のデータハイウェイ２０−１との間の通信な
らびにデータの変換を逆行する。／・イウエイゲートウ
エイモジュール１６−ＨＧ−２１ｄプライマ７１モ、ジ
ュール１６−ＨＧ−１の７々ツクアツプモジユールで、
モジュール１６−ＨＧ−１が故障のときその機能を引き
継ぐ。ノ・イウエイゲートウエイモジュール１６−ＨＧ
−３Ｈ，プラント制御エクス１８とプロセス制御サブシ
ステム２２−２のデータノ・イウエイとの間の通信なら
びにデータの変換を遂行する。このモジュール１６−Ｈ
Ｇ−３はプライマリモジュールで、パックアップモ・ジ
ュール１６−ＨＧ−４によりバックアップされている。

プロセス制御サブシステム２２−１および２２−２はそ
れぞれ、実施例においてはハネウェル・インコーポレー
テツＰ社のＴＤＯ２０００プロセス制御システムで、そ
の説明は１９８１年６月発行の［システムサマリー５Ｙ
−０２−０２Ｊという、刊行物に開示されている。

プロセス側副サブシステム２２−１ｔ、　７’　−１ハ
イウェイ２０−１のほか、ハイウェイトラフイツクデレ
クタ２４−１　、オペレータステーション２６−１　、
ベーシック、マルチファンク　ジョンまたは、エクステ
ンデッドコントローラのような幾つかの異ったタイプの
コントローラ２８−１およびプロセスインターフェース
ユニッ）　（ＰＩＵＪ３０−１の如きユニットを含む。

プロセス制御サブシステム２２−２の詳細はサブシステ
ム２２−１のそれとほとんど同様ゆえ省略する。プロセ
ス制御サブシステム２２の各々のデータハイウェイ２０
け２本の別個の同軸ケーブルから成る二重化冗長）々ス
である。ハイウェイトラフィックデレクタ２４はデータ
ハイウェイユニット、つまり、データハイウエイデノ々
イス、すなわち、ＰＩＵ３０゜コントローラ２８．オペ
レータステーション２６などを監視し、これらデノ々イ
ス間のすべての通信ノタメの回線制御を指揮する。コン
トローラ２８は、幾つかの従来のシングルループのプロ
セスコントローラの機能に加え、増強せしめられた機能
ヲモ有する。マルチファ二／クション、つまり、ノ々ツ
チコントローラ２８は、不連続すなわち、ノ々ツチ型の
プロセスを制御するように設計されている。

オペレータステーション２６け、プロセスのオペレータ
と例えば、プロセス制御サブシステム２２により制御さ
れるプロセスとの・間のインターフェースヲ果ス。プロ
セスインターフェースユニット３０け、その接続先の各
入力点を走査（スキャン）し、温度、圧力、流計などを
測定し、この情報を量子化し、要求あり次第サブシステ
ム２２の他のデノ々イスにとって利用できるような情報
にする。

プロセス制御サブシステム２２を構成する、あるいけそ
れに含捷れる、種々のタイプのデノ々イスのそれ以上の
詳細については、前述の刊行物゛システムサマリー″に
開示がある。

ネットワーク１４のユニノ々−サルオペレータステーシ
ョンモジュール１６−ＵＳ−１１ｄ１人ｔたは２Å以上
のプラントオペレータのためのワークステーションで、
プラントオペレータとオペレータが責任を持っているプ
ラントのプロセスとのインター７エースであるオペレー
タコンソールヲ含む。１６−ＵＳ−１の如きユニノ々−
サルオペＶ　−クステーションモジュールと、例えば、
それのノ々ツクアッゾモジュール１６−ＵＳ　−２、１
６−ＵＳ−３はそれぞれプラント制御パス１８に接続さ
れる。そして、前記１６−ＵＳ−１の如き、プライマリ
ュニノ々−サルオペレータステーションモジュールとネ
ットワーク１４の他の任意のモジュール１６（）々ツク
アップモジュール１６−ＵＳ−２お！び１６−ＵＳ−３
も含む】との間のすべての通信はプラント制御パス１８
によって行われる。ユニノ々−サルオペレータステーシ
ョンモジュール＋６−ＵＳ−１は、プラント制御パス１
８ならびにリソース上のデータにアクセスできると共に
、ネットワーク１４の他の任意のモジュール１６を介し
て得られるデータにもアクセスできる。各ユニノ々−サ
ルステーションモジュール１６−Ｕｎｉ。

例えば、映像表示発生器を含む陰極線管表示装置（ＯＦ
ＬＴ）、オペレータキーｌ−ドウフロッピーディスクデ
ータ記憶デノ々イス、トレンドペン記録計およびステー
タスディスプレイ゛を含む。

プラント制御ネットワーク１４に含まれ得る他のタイプ
の物理モジュールはヒストリーモジュール１６−ＨＭ−
１とそれのノ々ツクアップモジュール１６−ＨＭ−２で
、これらは大量データ記憶能力を有する。各モジュール
１６−ＨＭは少くともウィンチェスタ（Ｗ’１ｎｃｈｅ
ｓｔｅｒ　）ディスクの如き従来のディスク形の太歌記
憶デバイスを含み、このディスク形の記憶デノ々イスは
ノ々イナリーデータを記憶するだめの大容量の不揮発性
、非破壊型の記憶能力を有する。かかる大容量の記憶デ
ノ々イスによってストアされるデータのタイプは、典型
的には、トレンドヒストリー、つまり、データからトレ
ンドが調べ得るデータ、ＯＲＴの表示を構成するデータ
、制御サブシステム２２のユニットのためのプログラム
のコピーやモジュール１６のだめの、つまり、プラント
制御ネットワーク１４のモジュール１６のユニットのた
めのプログラムのコピーである。この実施例においては
、１６−ＨＭ−１の如きヒストリーモジュールのディス
ク形データ記憶ユニットは、３２．５メガバイトまでの
データを記憶することができる。

ネットワーク１４に編入し得る他のタイプのモジュール
内、アプリケーションモジュール１６−ＡＭ−１である
。プライマリアプリケーションモジュール１６−ＡＭ−
１のノ々ツクアップモジュールけ１６−ＡＭ−２として
第１図に示されている。

プライマリアプリケーションモジュール１６−ＡＭ−１
は、プラントマネジメントシステム１ｏのプロセス制御
サブシステム２２−１および２２−２ノコントローラ２
８によって遂行されるプロセス制御機能、を支援して、
追加的のデータ処理能力例えば、データの収集、アラー
ム、ノ々ツチヒストリー収集を提供し、必要なときには
連続制御の演算能力を提供する。アプリケーションモジ
ュール１６−ＡＭのデータ処理能力はモジュールの、プ
ロセッサと６ジユールのメモリによって与えられる。

コンピュータモジュール１６−０Ｍ−１はすべての物理
モジュールからなる標準ユニットすなゎち共通ユニット
を用い、これにより中規模から大規模までの汎用データ
処理システムは、エクス１８によりネットワーク１４の
仲のモジュール１６外らびにそれらモジュール内のユニ
ットト、更に、ハイウェイゲートウェイモジュール１６
−ＨＧを介して制御サブシステム２２のユニットと通信
することができる。コンピュータモジュール１６−ＣＭ
−１のデータ処理システムは監視、最適化、汎用のユー
ザープログラムの作成およびハイレベルのプログラム言
語によるかかるプログラムの実行のために用いられる。

典型的には、コンピュータモジュール１６−ＣＭ−１の
データ処理システムは従来の技術で周知め如く１通信用
プロセッサと通信ラインによって他のかかるシステムと
通信する能力を有する。ノ々ツクアップコンピューター
ｅ）ニールを設けることはできるが、現時点ではそうす
ることの利点に比し、コストの方が重要視される。

プラント制御エクス１８は高速のビットシフ；アルの２
重化冗長通信ノ々スでプラント制御ネットワーク１４の
すべてのモ・ジュール１６を相互接続する。

エクス１８けプライマリハイウェイゲートウェイモジュ
ール１６−Ｈ（）−１，１６−ＨＧ−３、プライマリア
シリク−ジョンモジ・ニール１６−ＡＭ−１のような主
たるデータ源とプライマ１）ヒストリーモジュール＋　
６−　［−Ｔ　Ｍ　−１との間ならびにゾライマリュニ
ノ々−サルオペレータステーションモジュール１６−Ｕ
Ｓ−１，コンピュータモジュール１６−０Ｍ−１のよう
なデータの主たる利用側とアプリケーションモジュール
１６−ＡＭ−１との間の唯一のデータ伝送路である。）
々スｔＳＩ／′ｉ、また、メモリイメージのような大き
なブロックのデータをヒストリーモジュール１６−ＨＭ
−１の如きモジュール１６からユニノ々−サルステーシ
ョンモジュール１６−ＵＳ−１へ伝送するための通信媒
体でもある。エクス１８は、２本の同軸ケーブル１８−
１と１８−２から成り、この両方のエクスにより秒当た
り５メガビツトの速さで、ノ々イナリー信号をシリアル
伝送できる点で２重化冗長エクスである。同軸ケーブル
１８−１と１８〜２の長さは実施例では３００　ｍ’ｉ
でと制限されている。モ・ジュール１６の最大数はプラ
イマリとノ々ツクアップモジュール１６を含み理論的に
エクス１８に接続し得るのけ１２８（２進法で２７）ま
でと制限されている。しかしながら後述する理由により
制御エクス１８に接続できるモジュールの辞は６４すな
わち２６までに制限されている。

物理モジュール１６の各々は第２図に示す必要な標準ユ
ニットを含む。各モジュール１６はモジュールノ々スイ
ンターフエースユニット（ＢＩｔｊ１３２を待ちこれは
一対のトランシーツ々３４−１と３４−２によってプラ
ント制御）々ス１８の２本の同軸ケーブル１８−１．１
８−２に接続される。

各モジュール１６はまた。実施例において１６ビツトの
データを並列送信できるモジュールパス３６と、モ・ジ
ュール０ＰＵ３８およびモジュールメモリ４０を具備す
る。

モジュールＢＩＵ３２の詳細は本願と同日出願の発明の
名称「トークンノξツシングローカルエリアネットワー
クの初期化方法Ｊ（１９８３年１０月７日米国特許出願
第５４０２１６号）および発明の名称「ローカルエリア
ネットワークにおけるトークンノぞツシング方式Ｊ　（
１９８３年１０　月７日米国特許出願第５４００６２号
〕に詳細に開示されているが、その構成を示せば第８図
のとおりである。第８図においては、説明の便宜上モジ
ュール３２−０５として示す。パスインターフェースユ
ニット（ＢＩＵ）３２−０５は、高速のマイクロエンジ
ン（ｍｉｃｒｏｅｎｇｉｎｅ）　６２−０５を有してい
る。その機能の１つは、第４図に示すトークン４２が自
分宛、すなわち、モジュール１６−０５にアドレスされ
たことを識別すること、および。

第７図に示す論理リング６０の中の自己の後続モモジュ
ール１ｆｉ−０６にトークン４２′ｆＸ：送信すること
である。論理リング６０は、パス１８に接続された正常
に機能するモジュール１６の全てからなる。実施例では
、マイクロエンジン６２−０５は、ピットスライス素子
（ｂｉｔ　５ｌｉｃｅ　ｃｏｍｐｏｎｅｎｔｓ）からな
る８ビツト演算装＃（８−ｂｉｔ−ｗｉｄｅ　ａｒｉ−
ｔｈｍｅｔｒｉｃ　ａｎｄ　ｌｏｇｉｃ　ｕｎｉｔ）で
ある。マイクロエンジン６２−０５は、プログラマブル
リードオンリーメモリー（ＰＩｔＯＭ）６３−０５から
の１つの２４ピツトマイクロ命令を２００ナノセコンド
内で実行することができる。マイクロエンジン６２−０
５は、５メガヘルツ［ＭＨｚ］のクロック信号を発生す
る水晶制御クロックを含む。

り、！：　、ｔ　ｉｄ’　、パスインターフェースユニ
ット３２−〇５よりパス１８から受信されるデータは、
ノマストランシーパ３４−０５および受信回路６４−０
５によって、受信ＦＩＦＯレジスタ６６−０５に送られ
る。この受信ＦＩＦＯレジスタは、実施例では３２バイ
トデータと、バイト当り１ノξリテイビツトをストアす
るものである。マイク日エンジン６２−０５は、ＦＩＦ
Ｏレジスタ６６−０５に受信されストアされているデー
タ情報フレーム４４とトークンノぐスフレーム４２の宛
先アドレスフィールドをチェノ２りして受信した各フレ
ームが自分宛のものであるか、および、自分宛のフレー
ムの場合、それは情報フレーム４４なのか、トークンフ
レーム４２なのかを判断する。もしも受信したデータが
情報フレームならば、受信したデータはダイレクトメモ
リアクセス（ＤＭＡ）書込回路６８−０５によってモジ
ュールドロー３６−０５を介してモジュール１６−０５
のＯＰＵのメモリサブシステムに送られる。このモジュ
ールドロー３６−０５を介して、メモリサブシステムと
モジュール０ＰｔＪ＆−１：直接、パスインターフェー
スユニット（ＢＩＵ）３２−０５と通信する。モジュー
ルパス３６−０５は、・実施例では、ノ々ラレルに１６
のデータビットと２のノぐリテイビットを送信できるも
のである。

もしも、受信したフレームがエクスインターフェースユ
ニツ）（ＢＩＵ）にアドレスしたトークンパスフレーム
４２ならば、すなわち、トークンの宛先アドレスフィー
ルド５０が、ノ（スインターラエースユニット（ＢＩＵ
）３２−０５の自己アドレスを含んでいるならば、マイ
クロエンジン６２−０５は、このトークンの宛先アドレ
スフィールド５０と自己アドレスを比較した後このトー
クンを受け入れる。トークンパスフレーム４２．すなわ
ち、モジュールドロー０５すなわちツマスインターフエ
ースユニット（ＢＩＵ）３２−０５の物理アドレスであ
る宛先アドレスフィールド５０を有するトークンを受け
入れると、ツマスインターフエースユニット（ＢＩＵ）
３２−０５は、情報フレームがあるならば、情報フレー
ムをトークンの受信後所定時間内に論理リング６０の他
のモジュールまたは全てのモジュール１６へ送信する。

このようにする場合、マイクロエンジン６２−０５は。

ダイレクトメモリアクセス（ＤＭＡ）読込回路７２−０
５に、この情報をなすデータをモジュー＃１６−０１；
０ＯＰＵのメモリサブシステム力１ら読込データＦＩＦ
Ｏレジスタ７４−０５に移させるようにする。マイクロ
エンジン６２−０５は。

読込データＦ’ＩＦＯレジスタ７４−０５からのデュー
タを、マイクロエンジン６２−０５の８つの命令サイク
ル毎、すなわち、クロック時間に１回。

１度に８ピツトずつ伝送回路７６−０５へ送るようにし
ている。ＤＭＡ書込回路６８−０５または１）　Ｍ　Ａ
読込回路７２−０５によって、データがモ・ジュールパ
ス３６−０５を介シテモシュール１６一０５０ＰＵのメ
モリサブシステムに書き込まれたり、またはメモリサブ
システムから得られたりするのだが、そのデータの伝送
１度は受信ＦＩＦＯレジスタ６Ｆｌ−０５よりパス１８
からデータを受ける速度または、伝送回路７６−０５と
トランシーバ３４−０５を介してパス１８へデータを送
る速度の１６倍に達する。このことを保証するために＋
Ｇパｘインター７エースユニツ）ＢＩＵ３２は、そのモ
ジュール１６のＯＰＵのメモリサブシステムへのダイレ
クトメモリアクセスに関して最も高い優先度が割り当て
られている。

モジュール１６−０５のＯＰ　（１１，共有レジスタ７
８−０５にコマンドを書き込むことによってパスインタ
ーフエースユニツ）ＢＩＵ３２−０５へコマ／）”＆！
する。マイクロエンジン６２−０５は、フレーム間間隙
（ｉｎｔｅｒｆｒａｍｅ　ｇａｐｓ）の間−または、自
分にアドレスされていないフレームラ受けているときに
、このようなコマンドを処理する。

共有レジスタ７８−０５は、また、モジュール１６−０
５のＯＰＵによって読込可能な状態情報も含んでいる。

パスインターフェースユニット３２−０５は、ランダム
アクセスメモリＲＡＭ８Ｏ−０５を有している。ランダ
ムアクセスメモリ几ＡＭ８０−０５には、ネットワーク
リング６０内のモジュール１６−０５の物理アドレス、
すなわち、自己アドレスがストアされている。

各タイプのモジュール１６の機能要件を満足させるべく
他のユニットはモジュールパス３６に接続され１．動作
しその結果、各ユニットはモジュールパス３６を介シて
モジュール１６の他のユニットと通イ言することができ
る。

任意の時点でトークンを有するモジュール１６のＢＩＵ
３２はパス１８上にデータを伝送することが可能である
。実施例においてはＢＩＵ３２によるすべての伝送は同
軸ケーブル１８−１と１８−２で同時に、つまり並行に
伝＆ｉれる。

しかしながら、モジュール１６のＢＩＵ３２がＮ軸ケー
ブル１８−１と１８−２を通して他のモジュールが送信
した情報を受信するときには、このモジュール１６のＢ
ＩＵ３２が指定した２つのトランシーバ３４の片方のみ
がバイナリ信号を受信し、ＢＩＵ３２に伝える。トラン
シーバ３４−１ま７（ｉ：３４−２のどちらが任意α時
点でケーブル１８−Ｉｔたは１８−２からの信号を受け
るのかは情況に応じてモジュール０Ｐ０３８若しくはＢ
ＩＵ３２により、すなわち従来技術において周知のとお
り、各モジュールがいかに機能するようにプログジムさ
れているかにより決定される。また、各ＢＩＵ３２は２
つの受信チャンネル（図示しないンを有［７，各受信チ
ャンネルは、一つなぎの受信バッファレジスタを含む。

情報の短かいフレームはすべて一方のかかる受信チャン
ネルに入り、長いフレームはすべて他方の受信チャンネ
ルに入るように各ＢＩＵ３２をプログラムすることがで
きる。代って、すべての高優先度フレームは一方の受信
チャンネルに、すべての低優先度フレームは他方の受信
チャンネルに入るようにすることもできる。

ネットワーク１４は次に説明する初期化の方法を用いる
。この初期化の方法は０本願と同日出願の前記発明の名
称［トークンノぐツシングローカルエリアネットワーク
の初期化方法Ｊ（１９８３年１０月７日米国特許出願第
５４０２１６号）に詳細に開示されているが、そのフロ
ーチャートを示すと第９図のとおりである。

モジュール１６−０５が付勢され、パス１８に接続され
て作動すると、モジュー゛ル１６−０５のＯＰＵより発
行された最初のコマンドの１つは。

リング初期化コマンドで、このコマンドは、共有レジス
タに書き込まれ、そこからマイクロエンジン６２−０５
はそのコマンドを受ける。リング初期化コマンドを受け
ると、モジュールのＢＩＵ３２−０５は初期化の手順、
すなわち方法を実行し始める。

付勢されてパス１８に接続されると、各モジュールのＯ
ＰＵによるリング初期化コマンドの発行に応答して、各
モジュールは、パス１８に送信されている信号があるか
どうか、別ば言いかたをすれば、媒体は死んでいるかど
うかを判断する。予め決められた時間、実施例では、２
５．６マイクロ秒の間に信号が受信されると、媒体は死
んでおらず、論理リング６０が形成されて機能している
かまたは形成されつつある状態にあることになる。

どちらにしても、この第１の傾聴期間（１！ｓｔｅｒｉ
ｎｇｐｅｒｉｏｄ）の間に送信されている信号を検知し
たモジュールは、リング初期化シーケンスの実行はそれ
以上せず、リングが初期化されたことを共有レジスタ７
８−０５を介してモジュールのＯＰＵに指示することに
よってリング初期化コマンドの処理を完了する。リング
初期化コマンドの終了後。

モジュールは自分にアドレスされ友トークンを受けるま
で待つ、すなわち傾聴する。

もしも、媒体が、前述の傾聴期間の間、サイレフト（信
号なし）、または死んでいるならば、阜ジュールは、各
モジュールの物理アドレスすなわち自己アドレスの関数
、詳しくいえば、そのアドレスに逆比例するような関数
である期間、の間、一連の論理１を送信し始める。伝送
回路７６は、マイクロエンジン６２によって送信するよ
うに付勢されると、読込データＦＩＦＯレジスタ７４か
ら入るデータがないとき、それぞれ２００ナノ秒（ｎａ
ｎｏｓｅｃｏｎｄりの８クロック期間の間、パスに８つ
の論理１をシリアルに送信する。各モジュールがどれだ
けの長さ送信するかを決定するために。

８ビツトカウンタはゼロに初期化されて１次に７ビツト
の２進数、す々わちそのモジュール１２の自己アドレス
が四−ドされる。１２．８マイクロ秒（ｍｉｅｒｏｓｅ
ｃｏｎｄｓ）毎にカウンタの内容が１ずつインクリ、メ
ントされて、カウンタがキャリー信号を発生するまでイ
ンクリメントされる。このキャリー信号は、伝送回路の
送信を停止させる。この方法を用いることは、もしも２
つまたはそれ以上のモ・ジュールがほぼ同時にリング初
期化コマンドの実行を始めたとき、最も低い物理アドレ
スを有するモジュールが、他のモジュールよシ長い時間
の間論理１の信号を送信することを保証するものである
。なぜ表らば、ネットワーク１４内には同一の物理アド
レスを有するモジュールは２つとないからである。

プリアンプルすなわち一連の８つの論理１の送信後伝送
の反射が弱まる４マイクロ秒の遅延ののち、各モジュー
ルは、第２の期間１本実施例では５．８マイクロ秒の間
、聴く、または、検出する。

この第２の傾聴期間の間に信号が受信回路６４−０５に
より受信されたならば、この期間に信号を受けたモジュ
ールは、他のモジュールが自分より低いアドレスを有し
ていることを知って、初期化の方法の実行をやめ、モジ
ュールのＯＰＵにリング初期化コマンドの終了によって
知らせる。

もしも、モジュールがこの第２の傾聴期間になんの信号
も検知、受信しないならば、自分が初期化モジュールで
あることを知シ、自分を含めて。

最小１つの他のモジュール、そして最大２ｎのモジュー
ルまでからなる論理リングの初期化を試みることになる
ことを知る。トークン４２を送る前に。

初期化モジュールは、そのＲＡＭメモリの中に最終成功
アドレスおよびトライアドレスとして自己アドレスプラ
ス１を書き込む。そして、その最終成功アドレスに等し
い物理アドレスにアドレスされたトークン４２を送信す
る。初期化モジュールは、４マイクロ秒の遅延の後５．
８マイクロ秒の間サイレントかどうか聴き、もしもトー
クンが、その宛先アドレスフィールド５０に含まれるア
ドレスのモジュールによって受けとられたならば、初期
化モジュールは、初期化コマンドの実行を完了して終了
する。

初期化モジュールによって送信された最初のトークンが
受けとられなかったときは、宛先アドレスフィールドを
変更しないで再びトークンを送信する。すなわち、その
アドレスは、自己アドレスプラス１である。もしもこの
第２回目の試みでトークンが受けとられたときは、初期
化モジュールは、初期化コマンドの実行を終了する。も
しも。

この第２回目の試みが失敗したときは、宛先アドレスは
インクリメントされて、そのインクリメントされた宛先
アドレスを用いてトークンを送信する。トークンがアド
レスされたモジュールによって受けとられたときはいつ
でも、初期化モジュールはリング初期化コマンドの終了
によってその方法を終了する。そうならない場合は、モ
ジュールは、それに続くトークンの送信に対してトーク
ンの宛先アドレスフィールドを１ずつインクリメントし
たトークンを送り続けるととＫなる。

インクリメントした宛先アドレスフィールドのトークン
を送信する前に、インクリメントした宛先アドレスと初
期化モジュールの自己アドレスとのチェック、すなわち
比較が行なわれる。送信すべきトークンのアドレスフィ
ールドが初期化モジュールの自己アドレスに等しいなら
ば、初期化手順は終了され、加えて、リング内で唯一で
あることを示す割込信号がモジュールのマイクロエンジ
ン６２によって発生される。この割込信号は、モジュー
ルのＯＰＵへ送うして、モジュールＯＰＨの適当な割込
処理プログラム（ｆａｕｌｔ−ｈａｎｄ目ｎｇｐｒｏｇ
ｒａｍ）に従って処理が行なわれる。以上が初期化の方
法である。パス１８に接続の各モジュール１６には実施
例では固有のアドレス（７ビツトアドレス）が割嶋てら
れている。

上述したように最大６４個のモジュール１６のみが制御
パス１８に接続される。その理由は、２本のプラント制
御パス１８が１個のゲートウェイモジュールによって接
続されると各モジュールが固有のアドレスを持った箪−
のネットワークが形成されるからである。これにより２
つのプラント制御ネットワーク】４のモジュール１６は
、相互に直接通信ができ、モジュール１６からなる単一
の論理リングが構成される。

情報は第４図に示すようなトークンノにスフレーム、す
なわちトークン４２と、第５図に示すような情報フレー
ム４４０２つのタイプのフレームによって、ネットワー
ク１４のモジュール間で伝送サレる。トークンノぞス７
レーム４２Ｕ８から１０バイトのプリアンプル４６を含
む。プリアンプル４６は論理１のような同一タイプの信
号からなる。

プリアンプル４６に続くものは１バイトからなるフレー
ム開始デリミタ（ＳＦＤ）４８．２バイトからなる宛先
アドレスフィールド５０．２バイトからなる発信元アド
レスフィールド５２．２バイトカラなるフレームチェッ
クシーケンス５４および１バイトからなるフレーム終了
デリミタ（ＥＦ’Ｄ）５６である。なお、フレームチェ
ックシーケンスはフレーム４２のエラーを検出するのに
用いられる。第３図にはフレーム開始デリミタ（８ＦＤ
）４８とフレーム終了デリミタ（ＥＦＤ）５６の波形が
示されている。

各モジュール１６のＲＩＵ３２によって送信される情報
はマンチェスタ符号化の施されたバイナリ−信号からな
っているため受信クロックはそれぞれのＢＩＵによって
受信される信号からつくられる。実施例においては論理
Ｏは最初は低で次に高の信号電圧レベル、すなわち、ビ
ットセルの期間の前半部で低、ビットセルの後半部で高
、ビットセルの中間で低から高に変わる信号電圧レベル
で送信される。

論理１はピットセルの期間の前半部で高、ビットセルの
後半部で低、ビットセルの中間で高から低に変わる信号
電圧レベルで送信される。マンチェスタ符号化では各ビ
ットセルの中間で常にレベルが変わる。

このような変化がない場会はコードバイオレーション０
■が発生する。フレーム開始デリミタおよびフレーム終
了デリミタ４８．５６はともにコードバイオレーション
、すなわち、それぞれ４つのコードバイオレーションを
含む。

このようにしてコードバイオレーションを用いることに
よって４−ビットエラーが起きない限シ。

正しいデータがフレームデリミタに化けてしまうことは
々い。

フレームの終了をパス１８のサイレンス（信号なし）で
はなくフレーム終了デリミタ５６としたのは、任意の時
点においてトークン４２を持つＢＩＵ３２による送信が
終了した後、パス１８上の信号の反射が信号の伝送とし
て解釈される可能性を避けるためである。各ＢＩＵ３２
のアンチジャパー（ａｎｔｉｊａｂｂｅｒンタイマ９４
により予め定められた期間より長い期間にわたるＦＩＩ
Ｕからの信号の連続発信は禁止される。そして上記予め
定められた期間は最長の情報フレーム４４を伝送するに
要する期間よりも、十分に長い。アンチジャパータイマ
はＢＩＵが発４Ｍをストップする度にリセットされる。

第４図および第５図を参照するに、情報フレーム４４の
フォーマットハトークンノぐスフレーム４２のフォーマ
ットと情報フィールド５８を含む点においてのみ異なる
。実施例ではフィールド５８は１００から４０８８バイ
トの間のバイナリデータを含むように限定されている。

情報フレーム４４の他のすべてのフィールドはトークン
ノぞスフレーム４２のフィールドと同一である。

＠６図において、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を説明する。

フレームハ、トークンノぞスフレーム４２であロウと情
報フレーム４４であろうとプラント制御パス１８での伝
送のためにフォーマット化されたひとくくりのメツセー
ジとして定義される。実施例においては、２つの基本タ
イプのアドレスがある。

物理アドレスと論理アドレスである。物理アドレスは物
理モジュール１６のアドレスで、フィールド５０はその
最上位ピット、すなわち、フィールド５０のビット位［
１５が論理Ｏのとき、ある物理モジュール１６の物理ア
ドレスであるとして識別すなわちデコードされる。各モ
ジュール１６は固有の７−ピットの物理アドレスを持つ
。典型的には、物理モジュールの物理アドレスはマルチ
ピットスイッチまたは本実施例ではトランシーバ３４の
１つを含むモジュールのプリント回路基板上に取付けら
れた一連の機械的な回路の相互接続などによって決定さ
れる。

トークンパスフレーム４２は上位３つのビット位置、す
なわち、ピッ）１５．１４および１３がすべて論理０に
よって識別される。下位の７ビツト位置、すなわち、ピ
ット位置０６−００は例えば、トークン４２がアドレス
されるモジュール１６、の物理アドレスである。

ピット位置１５と１４が論理０でピット位置１３が論理
ｌの場合は、このフレームは診断フレームで、このフレ
ームがアドレスされる物理モジュール１６の物理アドレ
スはフィールド５０の下位の７ビツトで表わされるアド
レスに対応する。つまシ上記７ビツトで定義されるアド
レスに等しい。

診断フレームは情報フレーム４４の形をとシ、アドレス
されたモジュールに異常があるか否かを調べるのに用い
られる。

ビット１５と１４が論理１の場合は、ビット１３はアド
レスされたモジュールのＢＩＵ３２の２つの受信チャン
ネルのどちらがそのフレームを受け取り処理するかを指
定する。ビット１２がセットされ、かつ、物理アドレス
であるが、トークンとか診断フレームではない場合は、
そのフレームはネットワーク１４のすべての物理モジュ
ール１６にアドレスされる。すなわち、全てのモジュー
ルに受信される。

ピット位置１５の論理１は下位のピット位置１２からＯ
Ｏのビットによって定義されるアドレスが論理エンティ
チーあるいは論理モジュールのアドレスであることを示
す。ここで論理エンティチーあるいは論理モジュールと
はプログラムモジュールまたはデータの組である。

かかる状況下においてビット１４が論理Ｏであればビッ
ト１３はアドレスされたＢＩＵのどちらのチャンネルが
フレームを受け取シ、すなわち。

処理するのかを指定する。ビット１５と１４が共に論理
ｌの場合は・インターラブド、つまり、高優先度のメツ
セージで、ビット１３はインターラブドを受信するＢＩ
Ｕの受信チャンネルを指定する。

モジュールのＢＩＵ３２はどの７レーム（パス１８によ
り伝送され、論理的〜にアドレスされるフレーム〕が自
分にアドレスされたのかを決定する。

実施例においては、最大８に＝８Ｘ２１’＝２”の異な
った論理アドレスがある。ＢＩＵ３２は論理アドレスフ
ィルタテーブルによシある論理アドレスを、有する情報
フレームを受け取るべきか否かを決定する。

アドレスフィールドの下位の９ビツトは各ＢＩＵのフィ
ルタメモリの各アドレス可能な場所（胃ケーション）忙
ストアされている２バイトのデータすなわちフィルタワ
ードのアドレスである。論理アドレスの上位の４ピツト
、すなわち、ビット位置１２−０９はアドレスされるフ
ィルタワードのピット位置を特定する。前記１２ビツト
で指定されるビットが論理１のとき、このフレームはモ
ジュールによって受け取られる。なぜならばこのフレー
ムハ論理モジュールまたはモジュールのメモリ４０にス
トアされたプログラムにアドレスされているからである
。

モジュール１６の各タイプは互いに物理的にノぐツケー
ジ化され、かつ特定の組になった機能をサポートするよ
うに設計されたハードウェアデバイスからなる。ネット
ワ・−り１４の冗長ユニ、ットは物理モジュ一ル１６で
ある。冗長モジュールすなわちパックアップモジューＭ
６はプライマリモジュールと同一のタイプのものである
から１両者ともハードウェアユニットからなる同一の補
完となる。

ネットワーク１４の各タイプのモジュールは１または２
以上のバックアップモジュールを持つことができる。

各モジュール１６はモジュール中央処理装置３８とモジ
ュールメモリ４０（ＲＡＭ）ならびにコントローラデバ
イスを含む。すなわち、このコントローラデバイスは例
えば、オペレータステーション１６−ＵＳの機能の如き
所望の機能を提供するように構成される。

各モジュール０Ｐ０３８とモジュールメモリ４０のデー
タ処理能力により分散型の処理が実現できネットワーク
１４とプラントマネジメントシステム１０の信頼性と遂
行能力が向上する。

ネットワーク１４とプラントマネジメントシステム１０
の信頼性は、ネットワーク１４０１つのモジュール１６
が故障しても他のモジュール１６が動作状態を保つので
向上する。この結果ネットワーク１４は全体として、集
中型のシステムにおける如き故障の発生があっても機能
停止とならない。

遂行能力はこの分散型の処理によって次の点で改善され
る。すなわち、スループットと速いオペレータの応答時
間とが増大したコンピュータの処理リソースとシステム
のデータ処理能力の同時ならびに予行性から得られるか
らである。

ネットワーク１４は要求されるシステムのアベイラビリ
ティを達成すべくモジュール１６レベルで冗長化を図れ
る。所定のタイプの物理モジュール１６はそれぞれ、デ
′−夕の同期性は維持するがプライマリモジュールと動
作上の同期は維持しない１または２以上のパックアップ
モジュールヲ持ち得る。このバックアップモジュールは
プライマリモジュールが故障したときプライマリモジュ
ールの動作すなわち機能を引き継ぐ。各プライマリモジ
ュールのための１または２以上のバックアップモジュー
ルの存在はそのプライマリモジュールとインターフェー
スしているすべてのアプリケーションにとっては意識す
る必要はない。

プライマリモジュールだけが自己のバックアップモジュ
ールの存在を知っている。プラントを管理する上で必要
があればネットワーク１４は複数のプライマリモジュー
ルを持ち得る。唯一の宙１１限はパス１８に接続される
。あらゆるタイプのプライマリとバックアップのモ・ジ
ュールの総和が所定数。

実施例では６４．を越えないということである。

各モジュール１６はそれぞれ完全に動作する責任を持つ
。あるモジュール１６の故障はそのモジュール自身によ
って検出され、かかる故障を検出すると、動作を停止し
、ターミネートステータスメツセージを送信する。

ある情況下ではモジュールのツマスインターフエースユ
ニット３２は例えばアンチシャツ９−タイマがタイムア
ウトしたならばフエイルドステータスメッセージな送り
出す。

あるモジュールがモジュール自身でフエイルドステータ
スメッセージを送り出せない場合は、プライマリモジュ
ールがバックアップモジュールに周期的にステータスメ
ツセージを送信しないから。

バックアップモジュールがプライマリモジュールの故障
を検出する。ノ臀ツクアップモジュール１６はターミネ
ートステータスメツセージ又はフエイルドステータスメ
ッセージを受信した夛、あるいは関連のあるプライマリ
モジュールからのステータスメツセージの受信がない場
合、プライマリモジュールとして動作を開始する。各物
理モジュールによって遂行される機能はそのプログラミ
ングによって制御される。そして、各プログラムエンテ
ィチー、すなわち、プログラムモジュールには論理アド
レスが割肖てられ１時々論理モジュールと呼ばれる。冗
長つまシバツクアップの物理モジュールはプライマリモ
ジュールと同一の組になった論理機能すなわち論理モジ
ュールを含む。

プライ・マリの物理モジュールのためのバックアップモ
ジュールはそのプライマリモジュールと同タイプのもの
でなければならないことに注目されたい。

ネットワーク１４は前述の初期化方法により初期化され
る。既存の正常に機能する物理モジュール１６からなる
第７図に示す論理リング６０が初期化されると、トーク
ン４２が先行モジュール（ｐｒｅｄｅｃｅｓｓｏｒ）と
後続モジュール（ｓｕｃｃｅ’５ｓｏｒ）　ｆ！１で渡
される方法は次のとおシである。

この方法は本願と同日出願の前記発明の名称［ローカル
エリアネットワークにおけるトークンノソツシング方式
Ｊ（１９８３年１０月７日米国特許出願第５４００６２
号）に詳細に開示されているが、そのフローチャートラ
示すと第１０図のとおりである。

初期化後、　各ハスインターフェースユニットＢＩＵ３
２は、自己アドレスおよび最終成功アドレスを知ってお
り、トライアドレス′５ｒ、演、算し終えている。パス
インターフェースユニットＢ　Ｉ　Ｕ　３２が自分にア
ドレスされたトークンノξスフレーム４２を受けると、
すなわち、トークンノやスフレーム内の宛先アドレスフ
ィールドがＲＡＭ内の自己アドレスの内容と等しいとき
、アドレスされたノ）メインターフエースユニットＢＩ
Ｕ３２は他のノマスインターフェースユニツ）ＢＩＵヘ
ト−クン４２を渡さなければ々らなく彦る帥に他のツマ
スインターフエースユニットＢＩＵへ情報フレームを送
ることができる。トークン４２を有するモジュールは。

自己のアンチジャパータイマ９４がタイムアウトして、
送信の期限が切れるまでのほぼ８から２０ミリ秒（ｍｉ
　１目５ｅｃｏｎｄｓ）までの最長時間までの間。

連続的に伝送することが許されている。このアンチジャ
パータイマ９４は、情報またはトークンノぐスクレーム
の伝送が終了する毎にリセットされる。

もしも、このアンチジャパータイマ９４がタイムアウト
したら、マイクロエンジン６２は、そのモジュールのＯ
ＰＵに共有レジスタ７８に有る状態信号によってこの状
況を知らせる。トークンを持つパスインターフェースユ
ニットＢＩＵ３２Ｈ。

後続モジュールにトークンを渡す時間がきたならば、そ
の最終成功アドレスが８４Ｍ中のその自己アドレスの内
容プラス１に等しいときだけ、そのメモリ８０内の最終
成功アドレスとしてストアされたモジュールにアドレス
されるトークンノぞスフレーム４２を送信する。そうで
ない場合は、トライアドレスとして特定されたＲＡＭ中
のトライアドレスのアドレスを持つパスインターフェー
スユニットＢＩＵ３２にアドレスされるトークンパスフ
レーム４２七伝送する。アドレスされたモジュール１６
に、４を足の時間、ｆｃとえば災施例では。

３から６マイクロ秒のフレーム間間隙の間にパス１８ｔ
−介してデータの送信に開始することに工ってトークン
４２【受けとる。後続のモジュールヘト−クンを渡した
パスインターフェースユニット３２は、自分にアドレス
さｎ　ｆｃ　トークンノぞスフレーム４２の受信【待っ
ている間、他のことができる状態となる。トークンが送
信された後、はぼ１０ミリ秒間、パス上で伝送がなかっ
たときは、トークンは、うまく渡されなかつ之ことにな
る。災施例では、もしも送信モジュールの最終成功アド
レスのアドレスを有するモジュールヘト−クン會渡す場
合最初の試みが失敗したならば、他のモジュールヘト−
クンを送信する前にそのモジュールにトークンを渡すた
めの第２回目の試みがなされる。

そのモジュールのトライアドレスを用いて送信し友トー
クン４２が受信されなかったならば９、モー、’ニール
１６ｆｆ最終成功アドレスのアドレスを宛先アドレスフ
ィールドに持つトークンを送信する。

そして第２回目の試みが失′敗して、そのトークンが受
けとられなかったときは、トークンを有するパスインタ
ーフェースユニットＢＩＵＵ、ＢＡＭｌ’１３の最終成
功アドレスの内容ｔ１つだけインクリメントレ、宛先ア
ドレスフィールド５０にこのインクリメントしたアドレ
スを用いて１＠だけ、トークンパスフレーム４２ｔ−送
信する。そして、この手Ｎｉは、トークン４２が後続モ
ジュール１６へうまく渡されたか、または、メモリ８ｏ
のＲＡＭ中の最終成功アドレスの内容がＲＡＭ中の自己
アドレスの内容に等しくなるまで続けられる。もしも最
終成功アドレスの内容が自己アドレスに等しくなったと
＠　（ｌ　、　ハスインター７エースユニツトＢＩＵ３
２ｒＬ後続のモジュールヘト−クンを渡丁試みｔ止め、
モジュールの０ＰＵＫ、自分がネットワーク１４円で唯
一のモジュールでおることｔ共有レジスタ７８に一介し
て状態信号に工って知らせる。この工うな状態の下で、
トークン４２が後続モジニール１６へうまく渡されたと
きに、その８４Ｍ中のトライアドレスのメモリ位置には
”ＲＡＭ中の自己アドレスの内容プラス１”がロードさ
れる。

もしも、送信バスインターフェースユニツ）ＢＩＵのト
ライアドレスの内容が宛先アドレスで必るトークンパス
フレーム４２が送信されて、そのトークンがうまく渡さ
れｆｃならば、送信パスインターフェースユニットＢＩ
ＵのＲＡＭ中の最終成功アドレスのメそり位置にｔ４．
Ｒ，ＡＭ中のトライアドレスのメそり位置の内容がロー
ドされ、そのトライアドレスの同容ｉｆ、ＲＡＭ中の自
己アドレスのＶ′３餐プラプラス１更される。もしもそ
のトークンがうまく渡されなかったときに、ＲＡＭ中の
トライアドレスの内容がその最終成功アドレスの内容に
等しくならない限り、そのトライアドレスの内容は、１
だけインクリメントされる。トライアドレスの内容と最
終成功アドレスのＰ３Ｇが等しくなったときは、トライ
アドレスのＦＦ３答は、自己アドレスの内容プラスｌに
セットされる。そして、トークン４２に、上述の↓うに
、送信モジュールのＲＡＭ中の最終成功アドレスの物理
アドレスｔ持つモジュール１６へアドレスさｎて送信さ
ｎる。

これｉ、＊理すング６０円のモジュール１６のトライア
ドレスヘト−クンパスフレームを伝送する方法でめる。

論理リング６０のモジュール間には、リング６ｏ【形成
するモジュール１６の物理アドレスのシーケンスにおい
てギャップが必り。

それが、この方法の主要な利点ｒ与えるものでるる。新
しくノゼヮーアップされ、働くようになってハス１８　
Ｋ接！すれたパスインターフェースユニツ）ＢｉＵ３２
に、すぐにリング６ｏＶ３に含′まれるであろう。何故
ならば、トークンパスフレーム４２はトークンがリング
６ｏの回９【通る数サイクル後にそのパスインターフェ
ースユニン）ＢＩＵがリング６ｏに付カロされるように
アドレス括れるからである。もしも、モジュール１６が
リング６０からｖＢ埋的にはずされ７’Ｃ夛、電源が切
られたり、まｆｃは１機能しなくなったときは、そのモ
ジュール１６［、！Ｊング６ｏの１サイクル動作後。

先行モジュールの最終成功アドレスでるることｒ止める
でろろう。存在しないモジュールへトークンパスフレー
ムを送信するのに要求される時間は。

パス１８に接続できるモジュールの最大数の中での合理
的な最大値に制限すること、お工び、リング６（ｌ形ｇ
するパスインターフェースユニットＢＩＵへの物理アド
レスを可能な範囲での７−ケンスの順序で割り当てるこ
とに工って、減少される。リング６０’？？形成するモ
ジュール１６の数が最大数に近くなるにつれ存在しない
、まｆｃは機能しないモジュールヘト−クンを渡すのに
かかる時間の〕ぞ−セントは、情報フレームを送信する
のに　・かかる時間に比べれば小さくなる。

以上がトークンの／ぞ久方法である。トークンを受け取
ると谷物理モジュール１６はトークン４２を受け取つ次
後所定時間内に情報フレーム４４【めれば送信し、次に
トークン４２’（ｒｖｋ続の物理モジュール１６宛てに
送信する。情報フレーム４４は情報を与えｆｔｐ、情報
？！″要求したりめるいは１ｔたは２以上の物理モジュ
ール１６までに論理モジュールに指示を出丁ことができ
る。ネットワーク１４ｔ−簡単にするため、各モジュー
ル１６は自分にアドレスされたトーク７４２に受けるた
び、すなわち、トークンを持っている量情報フレーム４
２ｔ１つだけしか送信できない。

トークンフレーム４２以外のフレームを受信する各モジ
ュール１６が遂行しなければならない機能の１つはその
フレーム２発信しり物理モジュール１６に、そのアドレ
スされたモジュールがそのフレームを受信したというこ
とｔ送信するっまシ知らせることである。バックアップ
モジュールはプライマリモジュールにアドレスされ次論
理的にアドレスされた情報フレームを受信する＝うには
プログラムされていない。周期的に１例えば、ｌ／！秒
毎に各プライマリモジュールにバックアップモジュール
を更新しているので、パックアップモジュ−”ｌ−ｒ、
、を小の遅れ時間でプライマリモジュールの機能を引き
継げる状態にある。プライマリモジュールが割当てられ
友時間円にパラファツジモジ：Ｌ　−Ａ／　ｆ更新しな
い　と、バックアッーＪ’モジュールはプライマリモジ
ュールとな９１プライマリモジユールの機能を遂行する
。これはバックアップモジュールのデコーデングキーの
内容を対応すするプライマリモジュールのそれに変更す
ることに工つて行われる。

プラント制御システムの予期しない故障は生命やプラン
トそのものや製品の品質に対して重大な影響を与えるの
で、デペンダビリテーはそのようなシステムにとって基
本的な要件である。

申しぶんのない完全さｔ有した高いアベイ２ビリチーに
兄事な故障特性ともども本発明のゾ２ントマネジメント
システムのアーキテクチャの結果で６る。

本発明のシステムの他の機能はプラント全体へのマンマ
シンインターフェースｒ提供することでろる。プラント
マネジメントシステム１０へのアクセスを必要とする人
的カテゴリーの甲で、プラントオペレータはプラントの
安全と動作に責任がるるため最も重要でるる。

従ってプラントマネジメントシステムＩＯＵ主としてそ
のタスクの援助に向けられる。

これｔ達成する友めにネットワーク１４の二二パーサル
オペレータステーションモジュール１６−ＵＳｌｄプラ
ントプロセス全体に対する単一の窓を提供する。すなわ
ち、モジュール１６−Ｕ８はシステム１０のすべてのデ
ータへのアクセスｖ与え、オペレータの理解に最も適し
た形で要求されるいかなるデータにも例えば、アラーム
パターン。

トレンドなど全線の工うに表示し、かつ、要すればある
場所に最小の遅延でプリントしメツセージや警報で出す
。

プラント制御ネットワーク１４の制御機能はプロセス制
御サブシステム２２の制御機能と矛盾することなく、連
続プロセス訃工び非連続プロセス□ にも適応する。システム１０は与えられたプラントの要
求に適合するようにし得るし、容易に拡張。

変更がプラントの拡張、変更に応じて大幅なシステム１
０の再構成會伴うことなくできる・これは、限られた数
のタイプの物理モジュール（プラント制御バスで相互に
通信するモジュールである）を用いて達成できる。

【図面の簡単な説明】

第１因は本発明のプラントマネジメントシステムの実施
例を示すブロック図、第２図は第１図のシステムのプラ
ント制御ネットワークの各物理モジュールの共通要素に
示すブロック図、第３図はフレーム開始デリミタとフレ
ーム終了デリミタの波形１ａ、　第４１１はトークンノ
ぞスフレームのフォーマント、第５図は情報フレームの
フォーマント、第６因はフレームの宛先アドレスフィー
ルドの種々のビット構成の意義を示し、第７図にプラン
ト制御ネットワークのモジュールによって構成される論
理リングｔ″示しｆｃものである。 ｉｓ図ｕバスインターフェースユニットのブロック図、
第９図は初期化方法の７０−図、第１０図はトークンの
パス方法の７０−図でろる。 １０ニア’ラントマネジメントシステム１４ニブラント
制御ネツトワーク １６：＊理モジュール 五８ニブラント制御パス ２２：プロセス制御サブシステム ４２　：　ｌ−−クンノぞスフレーム ４４：情報フレーム ６０：論理リング 特許出願人　ハネウェル０インコーポレーテッド代理人
　弁理士　松　下　義　治

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 （＋）　プロセスコントローラとプロセスインターフェ
   ースユニットを含むディジタルプロセス制能１・データ
   収集サブシステムと、 トークンパスプラント制御ネットワークとからなるプラ
   ントマネジメントシステムであって、 前１［Ｅ　Ｆ−クンノξスプラント制郁１ネットワーク
   は、 通信パス手段と、この通信パス手段を介して・々イナリ
   ー信号を送受信することによって互いに通信する異った
   タイプからなる検数のモ、ジュール手段からなりそれら
   のモジュール手段の１つのタイプは前記トークンパスプ
   ラント制作１ネットワークのモジュール手段と、前ｉＩ
   〕ディ・ジタルプロセス制御・データ収集サブシステム
   のユニットとの間の通信を司どるモジュール手段であり
   、 他のタイプの１つけプラント全体のオ被レーク制御ステ
   ーションとして轡能するタイプのモ、ジュール手段であ
   ることを特徴とする、プラントマネジメントシステム。 （２）テイジタルプロセスｆｒｉｌｌ　１１・データ収
   集サブシステムはデータノ・イウエイを含み、このデー
   タハイウェイを介してプロセスコントローラとプロセス
   インターフェースユニットは通信し、 トークンパスプラント制御ネットワークの異ったタイプ
   からなる複数のモジュール手段甑 ”ｐ”Ｊｌ固の異ったタイプからなる°−ｍＩ＋　（固
   のモジュール手段であって　ＩＩ　ＰＨＩおよびｍ”は
   零より大きい整数で、′”ｍ”はＴＩ　Ｉ）ＩＩより太
   であり、更に、モジュール手段の各々は、モジニー１１
   フ９フ手段と、モジュール中央処理手Ｈｉらびにモジュ
   ールメモリ手段とを含み、 通信を司どるモジュール手段は１通信ノ々ス手段と前記
   ディジタルプロセス制御・データ収集サブシステムの、
   データハイウェイトノ間の通信を司どるハイウェイゲー
   トゥ宛イタイブのモジュール手段であり、 オ被レーク制御ステーションとして機能するタイプのモ
   ジュール手段はプラントマネジメントシステムと操作員
   との開のインターフェーストナルユニノ々−サルオペレ
   ータステーションタイプのモジュール手段であることを
   特徴とする特許請求の範囲第１項に記載のプラントマネ
   ジメントシステム。 （３）　異ったタイプからなる複数のモジュール手段の
   あるタイプのモ・ジュール手段は、所定の機能を遂行す
   るプライマリモジュール手段と、該プライマリモジュー
   ル手段と同−ｐイブのモジュール手段からなりプライマ
   リモジュール手段が故障のとき、その機能を引き継ぐ１
   寸たけ２以上のノ々ツクアップモジュール手段とからな
   ることを特徴とする特許請求の範囲第１項または第２項
   に記載のプラントマネジメントシステム。