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Die Erfindung betrifft ein Verfahren zur Übertragung von Daten in einem Ethernet mittels Koppeleinheiten.
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Eine Koppeleinheit kann beispielsweise ein Switch sein.
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In
DE 10 2006 021 930 A1 ist ein Verfahren beschrieben, in dem Automatisierungsgeräte mittels speziellen Switches, im Folgenden RT-Switches (Realtime-Switches) genannt, Nachrichten innerhalb einer garantierten Zeitspanne austauschen können. Der zeitliche Determinismus wird mittels spezieller RT-Switches herbeigeführt, indem diese exklusiv zu bevorzugende, d. h. hochpriore Automatisierungstelegramme erkennen, diese im Cut-Through-Verfahren weiterleiten und niederpriore Ethernet-Telegramme abbrechen, welche den vom Automatisierungstelegramm beanspruchten Ausgangsport eines Switches belegen. Um die Qualität des Nachrichtenaustausches im Ethernet nicht zu stören werden die abgebrochenen Ethernet-Telegramme im RT-Switch solange vollständig zwischengespeichert, bis sie vollständig gesendet wurden. Durch dieses Verfahren wird ein deterministischer Datenaustausch in einem Ethernet ermöglicht, ohne dass besondere Anforderungen an die Teilnehmer des Netzwerkes gestellt werden müssen. Alle Teilnehmer können mit Standard-Ethernet-Interfaces ausgestattet sein. Der in
DE 10 2006 021 930 A1 beschriebene deterministische Datentransport wird durch Bevorzugen der Automatisierungstelegramme (oder Realtime-Telegramme) vor niederpriore Nachrichtentelegramme (oder Non-Realtime-Telegramme) erreicht.
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Nachteilig an diesem Verfahren ist, dass die Bandbreite, welche für Non-Realtime-Telegramme zur Verfügung steht bzw. übrig bleibt, verringert wird und unter gewissen Umständen Non-Realtime-Telegramme nicht oder nur sehr stark verzögert übermittelt werden können. Eine solche Situation kann folgendermaßen entstehen:
Auf einem Ethernet aufbauende Automatisierungslösungen arbeiten meistens nach dem Producer/Consumer-Verfahren. Dies bedeutet, dass Sensoren ihre Daten im Ethernet zu festen Zeiten „publizieren” und somit als Producer fungieren. Die Steuerungen oder Verarbeitungseinheiten konsumieren als Empfänger diese Daten und publizieren wiederum das Ergebnis ihrer Verarbeitung ins Netzwerk. Aktoren, wie z. B. Antriebe, konsumieren diese Ergebnisse und führen entsprechende Funktionen aus.
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Im Falle einer SPS-Steuerung kann im Allgemeinen davon ausgegangen werden, dass alle Verarbeitungsergebnisse direkt hintereinander ausgegeben werden. Wie in 1 dargestellt, führt dies zu einer idealen Netzlast zugunsten von unplanmäßigen Non-Realtime-Telegrammen. Diese werden solange mit hoher Wahrscheinlichkeit weitergeleitet wie die gesamte Netzwerklast (Realtime-Telegramm-Laufzeit plus Non-Realtime-Telegramm-Laufzeit) unterhalb von 100% liegt.
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Anders verhält es sich jedoch im Falle der von den Sensoren ins Netzwerk produzierten Daten. Auch wenn die Zeiten, zu denen jeder Sensor seine Daten ins Netzwerk schickt, zeitlich äquidistant geplant wurden und alle Sensoren zum Startzeitpunkt des Automatisierungssystems ihre Zyklen gemeinsam starten, kann nicht davon ausgegangen werden, dass über einen größeren Zeitraum eine Lastverteilung, wie in 1 gezeigt, garantiert werden kann.
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Die Realtime-Telegramme verteilen sich mit der Zeit über die Zykluszeit z, welche im Allgemeinen der Zykluszeit der prozessführenden Steuerung entspricht. Die Verteilung ist abhängig von den Timern, die in jedem Sensor integriert sind. Beim Start des Automatisierungssystems kann noch von einer synchronisierten Zeit im System ausgegangen werden. Da jedoch im Allgemeinen die Zeiten der Teilnehmer nicht neu synchronisiert werden, laufen die Timer aufgrund von Unterschieden in der Hardware und den Umgebungsverhältnissen nicht gleich genau. Somit ergibt sich im schlechtesten Fall eine Verteilung der Realtime-Telegramme äquidistant über die Zykluszeit z, wie in 2 dargestellt. Sofern die zeitlichen Lücken zwischen den Realtime-Telegrammen in diesem schlechten Fall kleiner sind als die Laufzeit eines Non-Realtime-Telegramms, ist es im bisher beschriebenen Verfahren nicht mehr möglich Non-Realtime-Telegramme zu übertragen, obwohl die gesamte beanspruchte Bandbreite deutlich unter 100% liegen kann. Dies kann dazu führen, dass das Netzwerk über größere Zeiträume für den Non-Realtime-Nachrichtenverkehr nicht mehr verfügbar ist.
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WO 97/41674 A2 beschreibt ein Verfahren zum Übertragen von Daten in einem Ethernet mittels Koppeleinheiten, wobei Low Priority und High Priority Pakete übertragen werden. Low Priority Pakete werden solange zurückgehalten, bis eine definierte Anzahl High Priority Pakete ohne Unterbrechung übermittelt wurde. Dadurch soll sichergestellt werden, dass wenigstens einige Low Priority Pakete übermittelt werden, auch wenn ein sehr hohes Aufkommen an High Priority Paketen besteht.
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US 5,568,469 A beschreibt ein Ethernet-Netzwerk, wobei die Koppeleinheiten eine Variable verwenden, die anzeigt, ob die letzte Operation der Koppeleinheit ein Übertragen oder Empfangen von Daten war. In dem Fall, dass die letzte Operation ein Empfangen von Daten war, überträgt die Koppeleinheit ein Datenpaket mit einem minimalen Backoff. In dem Fall, in dem die letzte Operation ein Übertragen von Daten war, wartet die Koppeleinheit bevor sie ein Datenpaket überträgt eine Zeitperiode ab, in der es einem anderen Knoten auf dem Kanal erlaubt wird, ein Datenpaket zu übertragen.
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Aufgabe der Erfindung ist es ein Verfahren zur Übertragung von Daten in einem Ethernet, insbesondere zwischen Automatisierungsgeräten, zu schaffen, in dem ein zeitlicher Determinismus hinsichtlich der Übertragungszeit erreicht werden kann, und in dem die Übertragung von nicht exklusiv zu bevorzugenden Datentelegrammen verbessert werden kann.
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Die Lösung der Aufgabe erfolgt erfindungsgemäß durch die Merkmale des Anspruchs 1.
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In einem Verfahren zur Übertragung von Daten in einem Ethernet mittels Koppeleinheiten, z. B. Switches, tauschen Teilnehmer, beispielsweise Automatisierungsgeräte, Daten aus. Seitens der Koppeleinheiten werden exklusiv zu bevorzugende Datentelegramme (Realtime-Telegramme) vorzugsweise im Cut-Through-Verfahren weitergeleitet. Hierdurch kann eine sehr schnelle Übermittlung dieser Datentelegramme gewährleistet werden.
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Exklusiv zu bevorzugende Datentelegramme sind in ihrem Protokollheader als solche gekennzeichnet und werden gegenüber nicht exklusiv zu bevorzugenden Datentelegrammen bevorzugt behandelt. Erfindungsgemäß können die Koppeleinheiten zwischen zwei Modi umgeschaltet werden. Als erster Modus wird ein Unterbrechungsmodus definiert, in dem auslaufende, nicht exklusiv zu bevorzugende Datentelegramme durch die Koppeleinheiten abgebrochen werden, wenn einlaufende, exklusiv zu bevorzugende Datentelegramme in der Koppeleinheit den gleichen Ausgangsport beanspruchen.
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Als zweiter Modus wird ein Grundmodus definiert, in dem nicht exklusiv zu bevorzugende Datentelegramme nicht unterbrochen werden. Es tritt eine zeitlich determinierbare Verzögerung der exklusiv zu bevorzugenden Datentelegramme durch nicht exklusiv zu bevorzugende Datentelegramme, die auf dem beanspruchten Ausgangsport der Koppeleinheit gesendet werden, ein. Dies erfolgt dadurch, dass exklusiv zu bevorzugende Datentelegramme auf ihrem Weg durch das gesamte Netzwerk nur eine vorher definierbare, begrenzte Anzahl an Verzögerungen durch nicht exklusiv zu bevorzugende Datentelegramme erfahren. Diese zeitlich determinierbare Verzögerung tritt nur im Grundmodus ein, wobei es möglich ist, durch verschiedene, im Folgenden beschriebene Verfahren die Umschaltung zwischen dem Grundmodus und dem Unterbrechungsmodus zu regeln. Insbesondere ist es möglich, auf Basis verschiedener Verfahren den Zeitpunkt festzulegen, zu dem eine Umschaltung vom Grundmodus in den Unterbrechungsmodus in einer Koppeleinheit erfolgt. Dies erfolgt vorzugsweise dann, wenn die Koppeleinheiten standardmäßig im Grundmodus operieren und nur unter bestimmten Voraussetzungen in den Unterbrechungsmodus umgeschaltet werden. Alternativ ist es möglich, die Koppeleinheiten standardmäßig im Unterbrechungsmodus zu betreiben, wobei die Länge des Unterbrechungsmodus oder die Häufigkeit der Umschaltung in den Grundmodus aufgrund verschiedener, im Folgenden beschriebener Kriterien vorgenommen werden kann.
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In dem erfindungsgemäßen Verfahren wird ein Verzögerungsschwellwert v festgelegt, der definiert, wie häufig ein exklusiv zu bevorzugendes Datentelegramm auf seinem Weg durch sämtliche Koppeleinheiten durch ein nicht exklusiv zu bevorzugendes Datentelegramm, das auf dem Ausgangsport einer Koppeleinheit gesendet wird, den das exklusiv zu bevorzugende Datentelegramm beansprucht, verzögert werden darf. So ist es beispielsweise möglich, durch den Verzögerungsschwellwert v festzulegen, dass ein exklusiv zu bevorzugendes Datentelegramm maximal 3, 2 oder 1 mal verzögert werden darf. Eine oder mehrere Koppeleinheiten werden vom Grundmodus in den Unterbrechungsmodus umgeschaltet, wenn ein exklusiv zu bevorzugendes Datentelegramm in dieser Koppeleinheit einen Ausgangsport beansprucht, der von einem auslaufenden, nicht exklusiv zu bevorzugenden Datentelegramm belegt ist und das exklusiv zu bevorzugende Datentelegramm durch vorhergehende Koppeleinheiten bereits v mal verzögert wurde. Bevorzugt findet nur unter dieser Bedingung ein Umschalten in den Unterbrechungsmodus statt, wobei in der beschriebenen Ausführungsform die Koppeleinheiten standardmäßig im Grundmodus betrieben werden. Durch die genannten Merkmale ist es möglich, exklusiv zu bevorzugende Datentelegramme zeitlich determinierbar zu übermitteln, wobei die gewünschte maximale Verzögerung dieser Telegramme durch eine geeignete Wahl des Verzögerungsschwellwerts v erfolgen kann.
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Erfindungsgemäß wird die Anzahl der bisher erfolgten Verzögerungen durch nicht exklusiv zu bevorzugende Datentelegramme in vorhergehenden Koppeleinheiten im Header jedes exklusiv zu bevorzugenden Datentelegramms eingetragen. Dies kann vorzugsweise anstelle der Quality of Service Prioritätsbits nach IEEE 802.1 p/Q erfolgen. Diese können im Header des exklusiv zu bevorzugenden Datentelegramms auf null gesetzt werden. Dies kann beispielsweise bei Eintritt eines solchen Datentelegramms in ein Ethernet geschehen, das durch die erfindungsgemäßen Koppeleinheiten aufgespannt wird. Jedes mal, wenn das exklusiv zu bevorzugende Datentelegramm durch ein nicht exklusiv zu bevorzugendes Datentelegramm verzögert wird, können die Quality of Service Prioritätsbits um den Wert 1 erhöht werden. Dies erfolgt durch jede Koppeleinheit, in der die jeweilige Verzögerung stattfindet. Des Weiteren prüft jede Koppeleinheit bei einem einlaufenden, exklusiv zu bevorzugenden Datentelegramm, ob der Wert der Quality of Service Prioritätsbits ≥ als die Anzahl der bisher erfolgten Verzögerungen ist. Wenn dies der Fall ist, wird die jeweilige Koppeleinheit in den Unterbrechungsmodus umgeschaltet, wenn das exklusiv zu bevorzugende Datentelegramm den gleichen Ausgangsport beansprucht wie ein nicht exklusiv zu bevorzugendes Datentelegramm.
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Mit anderen Worten verzögern nicht exklusiv zu bevorzugende Datentelegramme exklusiv zu bevorzugende Datentelegramme auf ihrem Weg durch das aufgespannte Netzwerk nur mit einer vorher bestimmten, definierbaren Häufigkeit oder Anzahl. Nicht exklusiv zu bevorzugende Datentelegramme werden daher seitens der Koppeleinheiten nur dann nicht abgebrochen, wenn einlaufende, exklusiv zu bevorzugende Datentelegramme seltener als durch den Verzögerungsschwellwert v bestimmt in den Koppeleinheiten aufgrund auslaufender, nicht exklusiv zu bevorzugender Datentelegramme verzögert wurden.
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Das beschriebene Verfahren bedarf keiner festen Zyklen, in denen zwischen den beiden Modi umgeschaltet wird.
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In einer Ausführungsform, die nicht Teil der Erfindung ist, werden innerhalb eines sich wiederholenden Datenübertragungszyklus zwei Modi bestimmt. Im Unterbrechungsmodus werden auslaufende, nicht zu bevorzugende Datentelegramme unterbrochen, sofern einlaufende, exklusiv zu bevorzugende Datentelegramme den gleichen Ausgangsport in der Koppeleinheit beanspruchen. Im Grundmodus dagegen werden die nicht exklusiv zu bevorzugenden Datentelegramme nicht unterbrochen.
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Die Non-Realtime-Telegramme werden solange zwischengespeichert, bis sie vollständig von einer Koppeleinheit gesendet wurden. Der Unterbrechungsmodus wird als Pass-Through-Mode bezeichnet, während der Grundmodus als Standard-Mode bezeichnet wird. Im Standard-Mode können Realtime-Telegramme Non-Realtime-Telegramme nicht unterbrechen. Hierdurch kann sichergestellt werden, dass auch Non-Realtime-Telegramme weitergeleitet werden können. Der zeitliche Determinismus des Datentransports von Realtime-Telegrammmen bleibt nach wie vor erhalten, da sichergestellt ist, dass ein Realtime-Telegramm auf seinem Weg durch alle Koppeleinheiten nur einmal durch den Standard-Mode verzögert wird.
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Vorzugsweise werden in der nachfolgenden Koppeleinheit abgebrochene Datentelegramme als unvollständig erkannt und vernichtet.
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Die exklusiv zu bevorzugenden Datentelegramme können unabhängig vom Verfahren des priorisierten Datentransports nach IEEE 802.1 p/Q mit höchster Priorität, z. B. nach der Strict-Priority-Queuing-Strategie seitens der Koppeleinheiten weitergeleitet werden.
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In einer Ausführungsform, die nicht Teil der Erfindung ist sind die Koppeleinheiten untereinander synchronisiert und die Umschaltung zwischen den beiden Modi in den Koppeleinheiten erfolgt gleichzeitig und insbesondere in festgelegten Zeitabständen.
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Die Länge des Grundmodus ist hierbei vorzugsweise derart gewählt, dass ein nicht exklusiv zu bevorzugendes Datentelegramm mit maximaler Länge innerhalb des Grundmodus von einer Koppeleinheit zur nächsten weitergeleitet werden kann. Beispielsweise kann die Länge des Unterbrechungsmodus 850 μs und die Länge des Grundmodus 150 μs in einem Fast Ethernet System betragen.
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In dieser Ausführungsform kann die Länge des Unterbrechungsmodus und/oder die Häufigkeit der Umschaltung einer oder mehrerer Koppeleinheiten in den Unterbrechungsmodus derart gewählt sein, dass ein exklusiv zu bevorzugendes Datentelegramm auf seinem Weg durch sämtliche Koppeleinheiten höchstens dreimal, bevorzugt höchstens zweimal und besonders bevorzugt höchstens einmal durch ein nicht exklusiv zu bevorzugendes Datentelegramm im Grundmodus verzögert wird.
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In dieser Ausführungsform ist es ferner möglich, dass eine Koppeleinheit im Netzwerk einen Synchronisierungsbefehl zum Umschalten einer, mehrerer oder aller Koppeleinheiten zwischen dem Unterbrechungs- und dem Grundmodus sendet.
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Besonders bevorzugt kann ferner in dieser Ausführungsform eine Koppeleinheit im Netzwerk einen Synchronisierungsbefehl zum Umschalten zwischen dem Unterbrechungs- und dem Grundmodus senden. Dieser Synchronisierungsbefehl kann von allen Koppeleinheiten als exklusiv zu bevorzugendes Datentelegramm behandelt werden. Ferner kann dieser Synchronisierungsbefehl in gleichen zeitlichen Abständen ausgegeben werden.
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Besonders bevorzugt ist es in dieser Ausführungsform, dass der Synchronisierungsbefehl zum Umschalten in den Grundmodus durch eine Koppeleinheit nur dann ausgegeben wird, wenn innerhalb eines Kommunikationszyklus in dieser Koppeleinheit nicht exklusiv zu bevorzugende Datentelegramme n Mal unterbrochen wurden. Dies bedeutet, dass ein Schwellwert für eine maximale Anzahl von Unterbrechungen von nicht exklusiv zu bevorzugenden Datentelegrammen festgelegt wird. Sobald dieser Schwellwert überschritten wird, gibt die jeweilige Koppeleinheit einen Synchronisierungsbefehl zum Umschalten in den Grundmodus aus. Beispielhaft kann dies nach 3, 5 oder 7 Unterbrechungen erfolgen. Wahlweise können nur die betroffene Koppeleinheit oder aber mehrere oder alle Koppeleinheiten umgeschaltet werden.
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Die zeitliche Synchronisation der Koppeleinheiten kann beispielsweise mittels des in IEEE 1588 beschriebenen Verfahrens erfolgen. In den oben angenommenen Zeiten von 850 μs für den Pass-Through-Mode und 150 μs für den Standard-Mode ergibt sich eine Zykluszeit z von einer ms, welche einem sehr schnellen SPS-Steuerungszyklus entspricht.
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Der Synchronisierungsbefehl zum Umschalten in den Grundmodus kann mittels Multicast oder Broadcast ausgegeben werden. Dieser Synchronisierungsbefehl kann ebenfalls mit einer Kennung versehen sein, welche den bevorzugten Nachrichtenverkehr im Pass-Through-Mode erzwingt. Bevorzugt erfolgt ein Umschalten der Koppeleinheit, die den Synchronisierungsbefehl gesendet hat oder mehrerer oder aller Koppeleinheiten in den Grundmodus, wenn innerhalb einer Wartezeit m kein weiterer Synchronisierungsbefehl einer anderen Koppeleinheit eingeht. Nach erfolgtem Umschalten in das zweite Zeitintervall können andere Koppeleinheiten erst nach einer Wartezeit w einen erneuten Synchronisierungsbefehl zum Umschalten in den Grundmodus senden.
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Die vorgeschlagenen Umschaltlösungen stellen sicher, dass ein Realtime-Telegramm auf seiner Strecke durch das Netzwerk höchstens einmal um die Zeit y, nämlich der Länge des Standard-Modes, verzögert werden kann. Die Zeit des deterministischen Datentransports von Realtime-Telegrammen erhöht sich damit maximal um die Zeit y pro Zykluszeit z. Beispielsweise kann für z = 1 ms und y = 0,15 ms bei einer Durchlaufzeit für RT-Telegramme im Pass-Through-Mode von x = 0,85 ms eine Nachrichtentransportzeit von maximal 1 ms garantiert werden. Dies gilt unter der Voraussetzung, dass alle Realtime-Telegramme zyklisch innerhalb der projektierten Pass-Through-Zeit gesendet werden können. Diese Voraussetzung kann erfüllt werden, da der Nachrichtenverkehr von Automatisierungstelegrammen als zyklisch konstant angenommen werden kann und hierdurch bekannt ist, welche Zeiten für den Wert x anzunehmen sind.
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Im Folgenden werden bevorzugte Ausführungsformen der Erfindung anhand von Fig. erläutert.
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Es zeigen:
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1 die Verteilung von Realtime- und Non-Realtime-Telegrammen zu Anfang eines Automatisierungsprozesses,
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2 die Verteilung von Realtime- und Non-Realtime-Telegrammen während eines Automatisierungsprozesses, und
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3 die Aufteilung der Zykluszeit z in ein erstes und zweites Zeitintervall.
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Wie aus 3 ersichtlich, kann es im schlimmsten Fall vorkommen, dass Realtime-Telegramme gleichmäßig über die Zykluszeit z verteilt sind. Hierbei können die zeitlichen Abstände zwischen den Realtime-Telegrammen eine Länge aufweisen, die geringer ist als die Übermittlungszeit eines Non-Realtime-Telegramms. In diesem Fall könnte ein Non-Realtime-Telegramm nicht weitergeleitet werden, obwohl die gesamte beanspruchte Bandbreite unterhalb von 100% liegt. In einer Ausführungsform, die nicht Teil der Erfindung ist, werden Non-Realtime-Telegramme im ersten Zeitintervall, das dem Unterbrechungsmodus entspricht, d. h. während des Pass-Through-Modes x, von einlaufenden Realtime-Telegrammen, die den gleichen Ausgangsport in einer Koppeleinheit beanspruchen, unterbrochen. Während des zweiten Zeitintervalls, nämlich des Standard-Modes (Grundmodus), erfolgt dagegen keine Unterbrechnung von Realtime-Telegrammen.
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Das erfindungsgemäße Verfahren kann beispielsweise folgendermaßen realisiert werden: Wenn ein exklusiv zu bevorzugendes Datentelegramm (ein Realtime-Telegramm) in die erste Koppeleinheit, nämlich in den ersten Switch des Netzwerks, einläuft, wird dieses erkannt und die Quality of Service Prioritätsbits nach IEEE 802.1 p/Q im V-Lan-Tag auf null (000) gesetzt. Allen Switches im Netzwerk wird beispielhaft vorgegeben, dass Realtime-Telegramme nur dreimal auf ihrem Weg durch das Netzwerk verzögert werden dürfen. Solange dieser von jedem Switch überprüfbare Wert (011) nicht erreicht ist, werden vom Switch die Non-Realtime-Telegramme nicht abgebrochen. D. h. ein Realtime-Telegramm muss ggf. in einem Switch solange warten, bis ein Non-Realtime-Telegramm auf dem entsprechenden Ausgangsport vollständig gesendet wurde. In diesem Fall wird der Wert (Zähler) der Quality of Service Prioritätsbits um 1 erhöht (001). Ist der vorgegebene Wert (hier dreimal = 011) erreicht, wird das Realtime-Telegramm ohne weitere Verzögerungen im Netzwerkweiter transportiert. Das bedeutet, dass alle Non-Realtime-Telegramme, die auf einem beanspruchten Ausgangsport in einer Koppeleinheit gesendet werden, abgebrochen werden.
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In diesem Beispiel würde das Realtime-Telegramm im schlechtesten Fall dreimal durch Non-Realtime-Telegramme mit einer maximalen Länge von 1.500 Bytes verzögert. Dies entspricht einer Verzögerungszeit von etwa dreimal 125 μs = 375 μs im Falle eines 100 Mbit Fast Ethernet. Diese Zeit muss zur reinen Durchlaufzeit der Realtime-Telegramme (wie in
DE 10 2006 021 930 beschrieben) hinzu addiert werden. Der deterministische Nachrichtentransport von exklusiv zu bevorzugenden Datentelegrammen bleibt somit erhalten.
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Da die Priorisierung im V-Lan-Tag der meisten Automatisierungstelegramme, welche als exklusiv zu bevorzugende Datentelegramme behandelt werden, bekannt ist, kann der zuletzt zu durchlaufende Switch dem verlassenden Realtime-Telegramm den ursprünglichen Prioritätswert wieder zuweisen.
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Alternativ sind weitere Verfahren zur oben beschriebenen Kennzeichnung denkbar. Z. B. kann eine solche Kennzeichnung im V-Lan-Feld (12 Bit) erfolgen. Alternativ kann der Realtime-Frame vom ersten Switch erweitert werden, wobei die Kennzeichnung vom letzten zu durchlaufenden Switch im Netzwerk wieder entfernt wird.
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Im gerade beschriebenen Verfahren besteht die Möglichkeit, dass ein erstes exklusiv zu bevorzugendes Datentelegramm, welches schon v mal verzögert wurde, durch ein weiteres exklusiv zu bevorzugendes Datentelegramm, welches z. B. bisher nicht oder weniger Male verzögert wurde und gerade selbst auf ein nicht exklusiv zu bevorzugendes Datentelegramm wartet, behindert wird. Diese Situation würde zu einer Zerstörung des Determinismus führen. Werden somit beispielsweise die Quality of Service Prioritätsbits ausgewertet, hat im beschriebenen Fall das erste exklusiv zu bevorzugende Datentelegramm die höhere Priorität. Da sich das zweite exklusiv zu bevorzugende Datentelegramm in der Queue befindet, bevorzugt der Switch das erste Telegramm und dieser kann das nicht exklusiv zu bevorzugende Datentelegramm abbrechen. Dies bedeutet, das in diesem Fall das erste exklusiv zu bevorzugende Datentelegramm das zweite exklusiv zu bevorzugende Datentelegramm in der Queue überholen und dann das nicht exklusiv zu bevorzugende Datentelegramm abbrechen würde.
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Die in der vorliegenden Anmeldung beschriebenen Verfahren können beliebig miteinander kombiniert werden.
