JPH0624372B2

JPH0624372B2 - 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

Info

Publication number: JPH0624372B2
Application number: JP61066127A
Authority: JP
Inventors: トニイ・ジエイ・コズリク; ブルース・ジエイ・ランデイーニ
Original assignee: Honeywell Inc
Current assignee: Honeywell Inc
Priority date: 1985-03-28
Filing date: 1986-03-26
Publication date: 1994-03-30
Anticipated expiration: 2009-03-30
Also published as: CN1010264B; AU5476986A; US4680581A; ZA861155B; NO170309B; CN86100934A; EP0196911A2; EP0196911A3; NO860309L; SG110091G; EP0196911B1; AU587606B2; CA1252574A; DE3681614D1; JPS61225946A; NO170309C

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
ツトワークにおいて、第１のノードから第２のノードを
診断する方法に関するものである。

本発明は、本願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
540,061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の種類のローカ
ル・エリア・ネツトワーク（LAN）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
（すなわちノード）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。したがつて、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おらず、お
よび局の間の質問／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・ネツ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
エイス（すなわち、Ｉ／Ｏを許すインターフエイス、な
いしそのローカル・エリア・ネツ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
ンターフエイス）を有するあ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。したがつ
て、オペレータ・インターフエ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・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スプロセツサとは独立に所定のノ
ード（すなわちスーパーバイザ・ノード）と通信できる
ようにするインターフエイス装置がローカル・エリア・
ネツトワークの各ノードに設けられる。

〔発明の概要〕

したがつて、関連するノードのマイクロプロセツサの状
態とは独立に、本発明の方法に従つてスーパーバイザ・
ノードと通信できる性能をローカル・エリア・ネツトワ
ークの各ノードに持たせるインターフエイス装置が本発
明により提供される。本発明は、ノード間通信のために
トークン・パス手法を利用するローカリ・エリア・ネツ
トワークの各ノードが、それに付随のプロセッサとは独
立に動作するインターフェイス装置を有していて、オン
ライン・モードおよびオフライン・モードで動作でき、
そして、ノードは、オフライン・モードにおいては、特
殊機能フレームとして特定されるメッセージ・フレーム
に応動するが、トークン・パスないし情報フレームの受
信を含む通常の通信に加わらず、上記の特殊機能フレー
ムは、スーパーバイザ・ノードに指定された第１のノー
ドにより前記ネツトワークを介して送られ、オフライン
・モードのノード(16)によつて実行される診断型コマン
ドを含められており、第１のノードからの診断の実施を
受ける第２のノードにおいて実行される診断方法であっ
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ち、(b)そのメッセージ・フ
レームが特殊機能フレームかどうかを判定し、そのメッ
セージ・フレームが特殊機能フレームであると判定され
ると、(c)オフライン・モードを確保し、(d)特殊機能フ
レームの指令フィールドを復号し、(e)この復号に応
じ、指令フィールドにより表されている指令を実行し、
(f)過程(a)へ戻る、過程を備えるものである。

したがつて、本発明の目的は、スーパーバイザ・ノード
に指定した所定のノード（第１のノード）から、他のノ
ードを診断することを可能とする有利な方法を提供する
ことである。

〔実施例〕

以下、図面を参照して本発明を詳しく説明する。

本発明の装置を説明する前に、本発明の装置を利用でき
るローカル・エリア・ネツトワーク（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
置５のシステム・ブロツク図が示されている第１図を参
照する。制御装置５はプラント制御ネツトワーク（また
は単にネツトワーク）１４と、トークンを送る分散のロ
ーカル・エリア・ネツトワーク（LAN）とを含む。ネツ
トワーク１４の物理的なモジユール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
モジユール１６は、ネツトワーク１４の他のモジユール
へデータを送る目的で、ネツ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ユールと同
等である。ハイウエイ・ゲートウエイ・モジユール１６
−ＨＧは、プラント制御バス１８と、プロセス制御サブ
システム２２に関連するデータ・ハイウエイ２０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はハネウエ社（Honey well Inc.）のＴ
ＤＣ２０００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月に同社より発行
された「ベーシツク・システムズ・テイー・デイー・シ
ー・２０００システム・サマリーＳＹ−０２−０２（Ba
sic Systems TDS 2000 System Summary SY-02-02」とい
う表題の１２ページのパンフレツトに記載されている。

ネツトワーク１４のユニバーサル・オペレータ・ステー
シヨン・モジユール（ＵＳ）１６−ＵＳは、１名または
それ以上のプラント・オペレータのためのワークステー
シヨンである。このユニバーサル・オペレータ・ステー
シヨン・モジユール（ＵＳ）１６−ＵＳは、オペレータ
・コンソールであつて、メラント・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エイスである。各ユニバーサル・オ
ペレータ・ステーシヨン・モジユール（ＵＳ）１６−Ｕ
Ｓ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・ステーシヨン・モジユール（ＵＳ）１６−
ＵＳとネツトワーク１４の他の任意のモジユール１６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・ステーシヨン・モジユ
ール（ＵＳ）１６−ＵＳはプラント制御バス１８上のデ
ータとリソースからのデータをアクセスし、およびネツ
トワーク１４の他の任意のモジユール１６を介して、ま
たはモジユール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・ステーシヨン
・モジユール（ＵＳ）１６−ＵＳは、映像表示発生器を
有する陰極線管（ＣＲＴ）１５と、オペレータ・キーボ
ード（ＫＢ）１７と、プリンタ（ＰＲＴ）１９とを含
み、かつ図示していないが、たとえばフロツピー・デイ
スク・データ格納器と、傾向ペン（trend pen）記録器
と、状態表示器とを含むこともできる。

履歴モジユール（ＨＭ）１６−ＨＭはデータを大量に格
納する。この履歴モジユール１６−ＨＭは、ウインチエ
スター・デイスクのような少くとも１つの通常のデイス
ク大容量格納装置を含む。このデイ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Ｃ
ＲＴ型表示映像を構成するデータ、モジユール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、履歴モジユール１６−ＨＭのような
履歴モジユールのデイ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。

アプリケーシヨン・モジユール（ＡＭ）１６−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、バツ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
リケーシヨン・モジユール（ＡＭ）１６−ＡＭのデータ
処理機能は、そのアプリケーシヨン・モジユールに関連
するプロセツサ（図示せず）と記憶装置（図示せず）に
より与えられる。

コンピユータ・モジユール（ＣＭ）１６−ＣＭは、媒体
から大容量汎用データ処理装置までが、ネツトワーク１
４の他のモジユール１６とそれらのモジユールのユニツ
トへプラント制御バス１８を介して、およびプロセス制
御サブシステム２２のユニツトとハイウエイ・ゲートウ
エイ・モジユール１６−ＨＧ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ユールの標準ユ
ニツトすなわち共通ユニツトを使用する。コンピユータ
・モジユール１６−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使用される。典型的には、コンピユ
ータ・モジユール（ＣＭ）１６−ＣＭのデータ処理装置
は、通信プロセツ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
ント制御ネツトワーク１４の全てのモジユール１６を相
互に接続するビツト直列デユアル冗長通信バスである。
バス１８は、ハイウエイ・ゲートウエイ・モジユール１
６−ＨＧ、アプリケーシヨン・モジユール１６−ＡＭお
よび履歴モジユール１６−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・ステーシヨ
ン・モジユール１６−ＵＳ、コンピユータ・モジユール
１６−ＣＭ、アプリケーシヨン・モジユール１６−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・ブロツクをモジユール１６の１つ、たと
えば履歴モジユール１６−ＨＭからユニバーサル・オペ
レータ・ステーシヨン・モジユール１６−ＵＳへ動かす
ために使用する通信媒体も構成する。バス１８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本の同軸ケーブルで構成されているためにデユア
ル冗長バスである。

各物理的モジユール１６は、ある標準ユニツトまたは要
求された標準ユニツトを有する。それらの標準ユニツト
が第２図に示されている。各モジユール１６はバス・イ
ンターフエイス・ユニツト（ＢＩＵ）３２を有する。こ
のバス・インターフエイス・ユニツトは送受器（トラン
シーバ）３４によりプラント制御バス１８に接続され
る。各モジユール１６には、モジユール・バス３６と、
モジユールＣＰＵ３８と、モジユール・メモリ４０も設
けられる。ここで説明している実施例においては、モジ
ユール・バス３６はデータの１６ビツトを並列に伝送で
きる。各種のモジユール１６を、それの機能に対する諸
要求を満すために、それらのモジユールを調整する他の
ユニツトがモジユール・バス３６に作動的に接続され
て、それらの他の各ユニツトがモジユール・バス３６を
介してモジユール１６の他のユニツトと通信できるよう
にする。任意の与えられた時刻にトークンを有するモジ
ユール１６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１
８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についてのより詳しい
説明が1983年１０月７日付の前記米国特許出願第540,06
1号明細書に記載されている。

情報は２種類のフレームによりネツトワーク１４のモジ
ユールの間で伝送される。２種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・パス・フ
レーム（いわゆるトークン）４２である。トークン・パ
ス・フレーム４２は、８〜１０バイトのプリアンブル４
６を含む。このプリアンブル４６は、論理「１」のよう
な同じ種類の信号で構成される。プリアンブル４６の後
に１バイトのフレームの始りデリミツタ（ＳＦＤ、すな
わちStart-of-Frame Delimiter）４８と、２バイトの宛
先アドレス・フレーム５０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と、１バイトのフレームの終りデリミツタ（Ｅ
ＦＤ、すなわち、End-of-Frame Delimiter）５６とが続
く。フレーム検査シーケンス５４は、フレーム４２中の
誤りを検査するために使用される。第３図に、フレーム
の始りデリミツタ（ＳＦＤ）４８の波形と、フレームの
終りデリミツタ（ＥＦＤ）５６の波形が示されている。

トークンを有するモジユール１６のＢＩＵ３２の送信回
路によりバス１８上へ送られる情報は、受信クロツクを
各受信のＢＩＵ３２により受信信号からとり出すことが
できるように、マンチエスター符号化された２進信号で
構成される。論理「０」は、ビツトの前半分が低レベル
で後半分が高レベル、すなわちビツ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。論理「１」
は、ビツトの前半分が高レベルで後半分が低レベルであ
つて、ビツトの中間で高レベル−低レベル移行を示す信
号により送られる。マンチエスター符号化は、各ビツト
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。フレームの始りデリミ
ツタ４８とフレームの終りデリミツタ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を使用することにより、妥当なデータ
をフレーム・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。バス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ユール１６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がバス１８においてわざわざ使用されるのである。
各ＢＩＵ３２のアンチジヤバー（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
間よりも十分に長い所定の時間以上にわたつて信号がＢ
ＩＵ３２により連続して送信されることを禁止する。Ｂ
ＩＵ３２が送信を停止するたびにそのタイマはリセツト
される。

情報フレーム４４の書式（フオーマツト）は、情報フイ
ールド５８を含んでいる点だけが、トークン・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
らわかるであろう。ここで説明している実施例において
は、フイールド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
フイールドはトークン・パス・フレーム４２のフイール
ドと同じである。

フレームの宛先アドレス・フイールド５０のビツト位置
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または情報フレーム４４は、プラント制御バス
１８を介して伝送するために書式化されたメツセージの
パケツ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
物理的モジユール１６のアドレスであり、最上位のビツ
ト（すなわち、フイールド５０のビツト位置１５のビツ
ト）が論理「０」の時に、フイールド５０は物理的モジ
ユール１６のアドレスであるとして識別すなわち復号さ
れる。各物理的モジユール１６は独自の７ビツトの物理
的アドレスを有する。典型的には、物理的モジユール１
６の物理的アドレスは、多ビツトスイツトにより、また
は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３４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
「０」である上位３つのビツト位置１５，１４，１３の
ビツトにより識別される。下位７つのビツト位置０６〜
００のビツトは、たとえばトークン４２の宛先の物理的
モジユール１６の物理的アドレスである。ビツト位置１
５，１４のビツトが論理「０」で、ビツト位置１３にお
けるビツトが論理「１」であると、フレームは診断フレ
ームであつて、その診断フレームは、フイールド５０の
下位７ビツト位置中のビツトのアドレスに対応する物理
的アドレス、またはフイールド５０の下位７ビツト位置
中のビツ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ユール１６に宛てられるもの
である。特殊機能フレームは情報フレーム４４の態様で
あり、アドレスされたモジユ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。ビツト
位置１５，１４におけるビツトが論理「１」であると、
アドレスされたモジユールのＢＩＵ３２の２つの受信チ
ヤネルの何れが、フレームを受けてそのフレームを処理
するかをビツト位置１３のビツトが指定する。ビツト位
置１２のビツトがセツトされ、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ームではないと
すると、そのフレームは受信されるべきで、すなわちネ
ツトワーク１４の全ての物理的モジユール１６へアドレ
スさせられる。

ビツト位置１５における論理「１」は、下位ビツト位置
１２〜００のビツトにより定められるアドレスが、論理
実体（entity）すなわち論理モジユ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ユール
は、プログラム・モジユールまたはデータのセツトであ
る。そのような状況の下において、ビツト位置１４のビ
ツトが論理「０」であるとすると、アドレスされたＢＩ
Ｕのどの受信チヤネルがそのフレームを受信または処理
するかをビツト位置１３のビツトが指定する。ビツト位
置１５と１４のビツトがともに論理「１」であると、そ
のフレームは割込み、すなわち、高優先順位のメツセー
ジであつて、ＢＩＵ３２の受信チヤネルがその割込みを
受けることをビツト位置１３のビツトが指定する。

あるモジユールの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）までの種
類の論理アドレスが存在し得る。ある論理アドレスを有
する情報フレームをＢＩＵ３２が受けるべきかどうか
を、ＢＩＵ３２は論理アドレス・フイルタ表により決定
する。アドレスフレームの下位１０ビツトは、各ＢＩＵ
３２のフイルタ・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、フイルタ・バ
イトのアドレスである。論理アドレスの上位３つのビツ
ト位置１２〜１０のビツトがアドレスされるフイルタ語
のビツト位置を指定する。そのビツトが論理「１」であ
ると、そのビツトがある論理モジユールまたはそのモジ
ユ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ユールにより
受けられる。

ここで説明している実施例においては、モジユール１６
に冗長モジユールすなわちバツクアツプ・モジユールが
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。

各種のモジユール１６は、物理的に一緒にパツケージさ
れて、特定の機能セツトをサポートするために設計され
ているハードウエア装置で構成される。ネツトワーク１
４内の冗長ユニツトは物理的モジユール１６である。冗
長モジユール１６と、それの主モジユールがハードウエ
ア装置を同様に補充するように、冗長モジユール１６は
それの主モジユールと同じ種類のものでなければならな
い。ネツトワーク１４の各種のモジユール１６は１つま
たはそれ以上のバツクアツプ・モジユールすなわち冗長
モジユールを持つことができることが当業者ならわかる
であろう。

各モジユール１６は、モジユールＣＵＰ３８と、モジユ
ール・メモリ（ランダムアクセス・メモリ）４０と、そ
の種のモジユール、すなわち、たとえばオペレータ・ス
テーシヨン１６−ＵＳのモジユ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
ジユールのＣＰＵ３８とモジユール・メモリ４０のデー
タ処理性能により、ネツトワーク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。ネツトワーク１４とプラント管理装置５
との信頼度が高くなる理由は、ネツトワーク１４の１つ
のモジユールが故障しても他のモジユール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
起こることがある、故障によるネットワーク１４全体の
運転不能状態を回避できる。性能はこの分散された環境
により向上し、コンピユ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
ープツト時間とオペレータ応答時間の高速化が達成され
る。

各モジユール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。モジユール１６の故障はそのモジユー
ル自身により検出され、故障を発見したモジユール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、たとえばモジユールのバ
ス・インターフエイス・ユニツト３２のウオツチドツグ
・タイマにより設定された時間が経過した時に、そのバ
ス・インターフエイス・ユニツト３２が故障状態メツセ
ージを送出する。モジユール全体が故障状態メツセージ
を送出することができないとすると、それのバツクアツ
プ・モジユール（図示せず）が、それの主モジユールか
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、その主モジユールの故障を検出する。
バツクアツプ・モジユール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
ツクアツプ・モジユールに関連する主モジユールの周期
的な状態メツセージを受けなくなった時に、主モジユー
ルとしての動作を開始する。各物理的モジユールにより
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・モジユール
に論理アドレス（時には論理モジユールと呼ばれる）が
割当てられる。物理的バツクアツプ・モジユールは、そ
れの主モジユールが有するのと同じ論理機能セツトを有
する。１つの種類の主物理的モジユールのためのバツク
アツプ・モジユールは、主モジユ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。

モジユール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、ネツトワーク１４におい
ては、各モジユール１６は他のモジユールと同等であ
る。したがつて、ネツトワーク１４においてはどのモジ
ユール１６も主モジユールではなく、バス１８を介して
情報を送るために各モジユールは等しいアクセス権を有
する。全てのモジユール１６は、他の任意のモジユール
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。各モジユール１６には物理的アド
レスが割当てられる。モジユール１６の最小の物理的ア
ドレスは００であり、最大の物理的アドレスは２^ｎ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、ネツトワーク１４を構成するモジユールの最大
数は１２８である。２進データを送信および受信するよ
うに、ネツトワーク１４の全てのモジユールはバス１８
に接続されるが、各モジユール１６がより大きい物理的
アドレスを有する後続のモジユールへ送るような、論理
リングが形成される。

後続のモジユール１６は、それが後続のモジユールであ
ることを認めること、またはそれに先行するモジユール
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、後続のモジユ
ール１６はトークンを有し、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を介して他のモジユール１６へ送る権利について受
信モジユール１６において協議する。トークンを受ける
には、それを受けたモジユール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
そのモジユ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。先行するモジユールからのそのような
トークンが後続するモジユール１６により受けられる
と、その後続のモジユールに接続されている任意のモジ
ユールまたは全てのモジユール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ユールの次に後続するモジユー
ルへ送る必要性とが移転される。先に述べたように、後
続するモジユール１６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ユ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ユールである。任意
のそのような論理リングにおいては、２^７の次に小さい
アドレスすなわち１２７が論理アドレス００として定義
される。ある論理リング中のモジユールの最大数は１２
８であるが、最小数は２であることに注意すべきであ
る。各モジユール１６は、オペレータ・ステーシヨン、
大容量記憶サブシステム、または他のローカル・エリア
・ネツトワークを含む他の装置がネツトワーク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、代表的なモジユール１６の部分的な機能ブロツク
図が示されている第７図を参照する。モジユール１６は
バスインターフエイス・ユニツト（ＢＩＵ）３２と送受
器３４を含む。この送受器はＢＩＵ３２をバス１８に接
続するものであつて、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ロエンジン２２２が設けられ
る。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、またはそれのモジユール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
ユ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、ビツト・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
置であつて、それのプログラマブル読出し専用メモリ
（ＰＲＯＭ）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のクロツク信号を発生する水晶制御クロツク
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により受けられてＢＩＵ３２へ送られ、ＢＩ
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・ビツトを格納する。マイクロ
エンジン２２２は、受信してレジスタ２２６に格納され
たデータ情報フレームの宛先アドレス・フレームとトー
クン・パス・フレーム４２とを調べ、受けた各フレーム
が自分に宛てられたものであるかどうかを判定し、そし
て自分に宛てられたフレームが情報フレームであるのか
トークン・パス・フレーム４２であるのかを判定する。
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２２８により、モジユール・バス
３６を介してモジユール・メモリ４０へ転送される。そ
のモジユール・バス３６を介してモジユール・メモリ４
０とモジユールＣＰＵ３８がＢＩＵ３２と直接通信す
る。ここで説明している実施例においては、モジユール
・バス３６は、データの１６ビツトに加えて２つのパリ
テイ・ビツトを並列に送ることができる。（モジユール
ＣＰＵ３８およびモジユール・メモリ４０は第７図には
示されていないが、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・パ
ス・フレーム４２であるとすると、すなわち、トークン
の宛先アドレス・フイールド５０がＢＩＵのアドサス
（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はモジユールＣＰＵ３８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・パ
ス・フレーム４２、すなわち、トークンの宛先アドレス
・フイールド５０（これはモジユール１６したがつてＢ
ＩＵ３２の物理的アドレスである）を受けると、ＢＩＵ
３２は、利用できる情報フレームを、バス１８に取りつ
けられて、論理リングを構成している別のモジユール１
６または全てのモジユール１６へ送る。そうすることに
よりマイクロエンジン２２２は、ＤＭＡ読出し回路２３
２に、その情報を構成するデータをモジユール・メモリ
４０から読出させて、そのデータをＦＩＦＯレジスタ23
4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クロツク期間ごとに１回、レジ
スタ２３４からのデータを１度に８ビツトずつ送信回路
２３６に転送させる。ＤＭＡ書込み回路２２８によりデ
ータをモジユール・バス３６を介してモジユール・メモ
リ４０に書込む速度、またはＤＭＡ読出し回路２３２に
よりモジユール・バス３６を介してモジユール・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、モジユール・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。

モジユールＣＰＵ３８は共用レジスタ２３８に指令を書
込むことにより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２２
２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ユールＣＰＵ３８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）２４０も設けられる。このＲ
ＡＭ２４０にはネツトワーク１４内のモジユール３２の
物理的アドレス、たとえばMY ADDRESS、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おいては、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、ネツトワーク１４
の任意のモジユール１６から任意のモジユール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は「スーパーバイザ」ノー
ド、とくにユニバーサル・ステーシヨン・モジユール１
６−ＵＳ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
ジユールＣＰＵ３８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、
モジユール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。モジユール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
ユール１６はモジユールＣＰＵ３８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、処理されたりすることはない。

モジユール１６をオフラインモードに入らせる特殊機能
フレーム、またはモジユール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、を受けたモジユール
１６は、前記通常の伝送機構を用いて送られる。あるモ
ジユール１６はオフラインモードに入ると、そのモジユ
ールはモジユールＣＰＵ３８のウオツチドツグ機能を不
能状態にし、モジユールＣＰＵ３８がオフラインモード
に入つ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こと
ができる。

ａ．オフラインモードに入る。

ｂ．モジユール・リセツト−−モジユール１６のリセツ
ト（ハードウエア・マスタのクリヤ）を実行する。

ｃ．モジユールＣＰＵ３８のアボート−−このアボート
は、外部から導かれた誤り修正ルーチンにモジユールＣ
ＰＵ３８が入るように、停電割込み線（power fail int
errupt line）にパルスを与え、適切な状態にセツトす
ることにより行われる。モジユール１６がウオツチドツ
クタイマの時間経過フレームをモジユールＣＰＵ３８へ
送つて、そのモジユール内のモジユールＣＰＵ３８がア
ボートされたことをネツトワーク１４に知らせる。

ｄ．１語読出し−−モジユール・メモリ４０の１語の内
容またはＩ／Ｏ制御器のノンページ（nonpaged）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 status）−−モ
ジユールＣＰＵ３８の状態ビツトとモジユール・メモリ
４０の状態ビツトを含むＢＩＵ３２のモジユール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、モジユールＣＰＵは
モトローラ（Motorola)68000である）。

リセツト・モジユ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
ジユール１６が終了する前にモジユール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、確認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ペレーシヨンの流れ図
が示されている第１０Ａ図および第１０Ｂ図を参照す
る。

各モジユールのマイクロエンジン２２２は、モジユール
１６に最初に電力が供給された時に、モジユール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
（ブロツク１０１）、自己試験が終つた時にそのモジユ
ールのインターフエイス動作を開始する（ブロツク１０
５）。各モジユール１６の各ＢＩＵ３２はバス１８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（ブロツク１１０）。
そのフレームがそのモジユールに宛てられたものでない
と、モジュール１６は、待機ループに入って自己に宛て
られたフレームを待つ。受けたフレームがそのモジユー
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（ブロツク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（ブロツ
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・フラツグがセツ
トされ（ブロツク１２５）、特殊機能確認応答フレーム
（ここでは簡単に確認応答フレームと呼ぶ）が１列に並
べられ）ブロツク１３０）、オペレーシヨンはブロツク
１１０の待機ループへ戻る。

ブロツク１２０において、指令がオフラインモードに入
らなかつたとすると、オフラインモードに既に入つたか
どうかを判定する検査が行われる（ブロツク１３５）。
オフラインモードに入つていないとすると、オプレーシ
ヨンはブロツク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モードにおい
てのみ実行できるからである。オフラインモードに入つ
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（ブロツク１４０）。１語読出し指令を
受けると、指定された語が読出され）ブロツク１４
５）、モジユール１６がトークンを受けた時に送るため
に、読出すことを指定された語の内容を含む確認応答フ
レームが１列に並べられ（ブロツク１３０）、オペレー
シヨンはブロツク１１０の待機ループへ戻る。

ブロツク１４０において、指令が１語読出し指令でなか
つたとすると、戻り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)。その指令が戻り構
成状態指令であると判定されると、構成状態が読出され
（ブロツク１５５）、確認応答フレームが１列に並べら
れ（ブロツク１３０）、オペレーシヨンはブロツク１１
０の待機ループへ戻る。その指令が戻り構成状態指令で
ないと判定されると（ブロツク１５０）、その指令がモ
ジユールＣＰＵをアボートする指令であるか否かについ
ての判定が行われる（ブロツク１６０）。その指令がモ
ジユールＣＰＵ３８をアボートする指令であると、レベ
ル７の割込みが発せられ、ウオツチドツク・タイマの時
間経過フレームが１列に並べられ（ブロツク１７０）、
確認応答フレームが１列に並べられ（ブロツク１３
０）、オペレーシヨンはブロツク１１０の待機ループへ
戻る。（レベル７の割込みは、モジユールＣＰＵ３８の
現在の処理をアボートする前記モトローラ68000CPUの停
電割込みである。）ブロツク１６０において、その指令がMCPUをアボートす
る指令でないと判定されたとすると、モジユール・リセ
ツ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（ブロツク１７５）。その指令がモジユー
ル・リセツト指令でないと、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、オペレーシヨンはブ
ロツク１１０の待機ループへ戻る。モジユール・リセツ
ト指令が発せられていると、マイクロエンジン２２２が
モジユール・リセツト指令を発し（ブロツク１８０）、
所定の時間だけ待ち（ブロツク１８５）、それによりリ
セツト指令がモジユール全体に伝えられて、実行される
ようにする。その所定の時間が経過すると、オペレーシ
ヨンはオペレーシヨンの開始へ戻り、自己試験を行う
（ブロツク１０１）。モジユール１６が「スーパーバイ
ザ」ノードとインターフエイスでき、モジユールＣＰＵ
３８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の動作によつてである。

あるフレームが受けられ、このモジユールへ宛てられ
（ブロツク１１０）、そのフレームが特殊機能フレーム
でないことが判定された（ブロツク１１５）後で、その
フレームがトークン・パス・フレームであるか否かにつ
いての判定が行われる（ブロツク２８２）（第１０Ｂ
図）。そのフレームがトークン・パス・フレームである
と、特殊機能フレームを送信モジユ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（ブロツク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
（ブロツク２８６）。その特殊機能フレームはウオツチ
ドツク・タイマ時間経過フレームまたは特殊機能確認応
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ユール１６へ送られ（ブロツク２８
８）、オペレーシヨンはブロツク１１０の待機ループへ
戻る。特殊機能フレームが１列に並べられなかつたとす
ると（２８４）、オフラインモードに入つたか否かにつ
いての判定が行われる（ブロツク２９０）。オフライン
モードに入つたとすると、オペレーシヨンはブロツク１
１０の待機ループへ戻る。オフラインモードに入らなか
つたとすると、初期の送信／指令から求められた情報を
利用できるならば、その情報が情報フレームを介して送
られる（ブロツク２９２）。それから、トークンが後続
モジユール１６へ送られ、オペレーシヨンはブロツク１
１０の待機ループへ戻る。

ブロツク２８２において、受けたフレームがトークン・
パス・フレームでないとすると、モジユールがオフライ
ンモードに入つているか否かについての判定が行われる
（ブロツク２９４）。（この分岐は、トークンを送るこ
と以外の、モジユールの間の「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。モジユールがオフラインモード
に入つていると、オペレーシヨンはブロツク１１０の待
機ループへ戻る。モジユールがオフラインモードに入つ
ていないと、情報フレームが受けられて処理される。そ
の処理はモジユールＣＰＵ３８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からモジユール
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
ロツク２９６）。それから、オペレーシヨンはブロツク
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きる制御装置
のシステムブロツク図、第２図はシステムのプラント制
御ネツトワークの各物理的モジユールの共通素子を示す
概略ブロツク図、第３図はフレームの始りデリミツタと
フレームの終りデリミツタとの波形図、第４図はトーク
ン・パス・フレームの書式図、第５図は情報フレームの
書式図、第６図はフレームの宛先アドレス・フレームの
各種のビツト構成の説明図、第７図はローカル・エリア
・ネツトワークの各バス・インターフエイス・ユニツト
の論理ブロツク図、第８図は特殊機能フレームの書式
図、第９図は特殊機能確認応答フレームの書式図、第１
０Ａ図および第１０Ｂ図はバス・インターフエイス・ユ
ニツトのオペレーシヨンの流れ図である。１６……物理的モジユール、１８……プラント制御バ
ス、２２……プロセス制御サブシステム、３２……バス
・インターフエイス・ユニツト、３４……送受器、２２
２……マイクロエンジン、２２３……ＰＲＯＭ、２２４
……受信回路、２２６……ＦＩＦＯレジスタ、２２８…
…ＤＭＡ書込み回路、２３６……送信回路、２３８……
共用レジスタ。

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】複数のノード(16)を有し、ノード間通信の
ためにトークン・パス手法を利用するローカル・エリア
・ネットワークであって、各ノードが、それに付随のプロセッサ(38)とは独立に動
作するインターフェイス装置(32,34)を有していて、オ
ンライン・モードおよびオフライン・モードで動作で
き、ノード(16)は、オフライン・モードにおいては、特殊機
能フレームとして特定されるメッセージ・フレームに応
動するが、トークン・パスないし情報フレームの受信を
含む通常の通信に加わらず、上記の特殊機能フレームは、スーパーバイザ・ノードに
指定された第１のノードにより前記ネットワークを介し
て送られ、オフライン・モードのノード(16)によって実
行される診断型コマンドを含んでいるローカル・エリア・ネットワークについて、第１のノー
ドからの診断の実施を受ける第２のノードにおいて実行
される診断方法であって： (a)第２のノードに対して宛てられたメッセージ・フレ
ームを待って受信し、 (b)そのメッセージ・フレームが特殊機能フレームであ
るかどうかを判定し、そのメッセージ・フレームが特殊
機能フレームであると判定されると、 (c)オフライン・モードを確保し、 (d)特殊機能フレームの指令フィールドを復号し、 (e)この復号に応じ、指令フィールドにより表されてい
る指令を実行し、 (f)過程(a)へ戻る過程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。
【請求項２】特許請求の範囲第１項記載の方法におい
て、過程(e)は、 (i)前記指令に従って、特定フィールドにデータまたは
状態情報を含む確認応答フレームを発生し、 (ii)第１のノードへの引き続く伝送中その確認応答フレ
ームをキューイングする過程を含むことを特徴とする方
法。