JP2000513468A

JP2000513468A - 同期化方法

Info

Publication number: JP2000513468A
Application number: JP10502054A
Authority: JP
Inventors: バルテル、ヘルベルト; フクス、ハイナー; ゲーベル、アルフォンス
Original assignee: Siemens AG
Current assignee: Siemens AG
Priority date: 1996-06-24
Filing date: 1997-06-03
Publication date: 2000-10-10
Also published as: WO1997050024A1; KR20000022171A; DE19625195A1; US6356795B1; CN1228173A; EP0907912B1; DE59701592D1; ATE192583T1; ES2146474T3; EP0907912A1

Abstract

(57)【要約】少なくとも２つの部分システム（２、２’）から構成された冗長性を有する自動化システム（１）であって、プロセッサを制御するため機械命令（ＭＰ）の機能的に同一のシーケンスを実行する少なくとも２つの部分システム（２、２’）から成っており、互いに対応する位置に同期化カウンタ（ＳＺ、ＳＺ’）をインクレメントするための増分命令（ＩＡ）を有するようになった自動化システムに対する同期化方法。同期化は同期化カウンタ（ＳＺ、ＳＺ’）の値を用いて少なくとも、部分システム（２、２’）が特別事象（１１）を登録するときに行われる。そのために、部分システム（２、２’）が機械命令（ＭＰ）のシーケンスの実行を、それぞれの同期化カウンタ（ＳＺ、ＳＺ’）の値が同期化カウンタ‐目標値（ＳＺＺ）の値に到達する同期化位置（ＳＰ）の到達の際に中断するように、同期化カウンタ‐目標値（ＳＺＺ）が求められる。

Description

【発明の詳細な説明】同期化方法本発明は少なくとも２つの部分システムから構成された冗長性を有する自動化システムであって、少なくとも２つの部分システムがそれぞれ少なくとも１つのプロセッサを有し、通信手段を介して互いに接続されており、プロセッサを制御するため機械命令の機能的に同一のシーケンスを実行し、時々通信手段を介して互いに同期化するようになった自動化システムに対する同期化方法に関する。自動化システムに対する同期化方法は一般に知られている。ヨーロッパ特許第 A-0 497 147号明細書による方法では、２つの部分システムから構成された自動化システムの部分システムが遅くとも利用者により予め選定可能な時間の経過後に同期化する。類似のことがヨーロッパ特許第A-0 616 247号明細書の対象に対しても当てはまる。これにおいては同期化は機械命令のシーケンスの実際の実行時間に関係して行われる。そのためにはユーザープログラムの命令の実行時間の知識もこれらの実行時間の永久的な加算も必要である。これらの公知の方法は、不必要に多くの時間が同期化のために費やされる点でまだ最適ではない。従って、本発明の課題は、少なくとも２つの部分システムから構成された自動化システムに対する最小の費用ですませられる同期化方法を提供することである。その際に同期化方法は特別なハードウェアの存在に無関係でなければならない。本発明による同期化方法はその際に自動化システムの計算能力を可能なかぎりわずかしか損なわないものでなければならない。この課題は請求項１または２の特徴部分にあげられている特徴により解決される。本同期化方法は部分システムの各々に対する、増分命令により増分（インクレメント）される、すなわち１だけ高められる、カウンタ−以下では同期化カウンタと呼ばれる−に基づいている。増分はプロセッサに対して、個々の場合にただ単一のクロックサイクルのなかでも、従ってまた特に迅速に行われる特に簡単な課題である。同期化が少なくとも、少なくとも２つの部分システムの１つ−以下では警報される部分システムと呼ばれる−が特別事象、たとえば割込みまたは警報、を記録するとき実行される。この場合、警報される部分システムは少なくとも１つの他の部分システムにその同期化カウンタの現在の値を伝達する。この伝達により少なくとも１つの他の部分システムは少なくとも、特別事象が生起していることを報知されている。少なくとも１つの他の部分システムは各々の他の部分システムにその同期化カウンタの現在の値を伝達する。部分システムの各々はそれによって自らの同期化カウンタの現在の値を介して、また少なくとも１つの他の部分システムの同期化カウンタの値を介して報知されている。特別事象の生起の時点で部分システムの１つが少なくとも１つの他の部分システムに機械命令のシーケンスの実行の際に先行し得る。その場合には、さらに、先行する部分システムが既により大きい数の増分命令を実行し終わっており、従って部分システムの同期化カウンタの値が異なることが可能である。各々の部分システムは自らの同期化カウンタの値から、また少なくとも１つの他の部分システムの同期化カウンタの値から現在最大の値を求める。すべての部分システムが機械命令のシーケンスのその後の実行により共通に到達し得る同期化カウンタの値は１だけ高められた、すなわちインクレメントされた、同期化カウンタの最大の値である。従って各部分システムのなかですべての部分システムの同期化カウンタの最大の値がインクレメントされる。すべての部分システムに対して等しいこの値は以下では同期化カウンタ‐目標値と呼ばれる。これはもちろん代替的に、先ず同期化カウンタの値がインクレメントされ、また続いて同期化カウンタ‐目標値がそれらの最大値として求められることによっても決定され得る。部分システムはそれぞれの同期化カウンタの値が同期化カウンタ‐目標値に到達する増分命令の位置、以下では同期化位置と呼ばれる、の到達の際に機械命令のシーケンスの実行を中断する。増分命令は機械命令の機能的に同一のシーケンスの互いに対応する位置で生ずるので、増分命令は可能性のある同期化位置として特によく適している。このような同期化位置の到達は、やはり特に簡単にそれぞれの同期化カウンタの値と同期化カウンタ‐目標値との比較により求められ得る。同期化方法はそれによって本質的にプロセッサに対して特に迅速かつ効率的に実行可能である増分 -または比較オペレーションに基づいている。両部分システムはそれらの同期化位置に相い異なる時点で到達し得るので、各部分システムは少なくとも１つの他の部分システムに同期化信号により同期化位置の到達を信号する。各部分システムはその後に少なくとも１つの他の部分システムからの同期化信号の入力を待ち、それによってこれがそれが同期化位置に到達し終わったことを信号する。１つよりも多い他の部分システムの場合には、すべての部分システムが同期化位置に到達し終わったときに初めて各部分システムがその後のアクションを実行し得るように、各部分システムがすべての他の部分システムからの同期化信号の入力を待つ。しかし同じく、同期化位置の到達の際に同期化信号が交換されない応用も考えられる。各部分システムは同期化位置の到達後かつ同期化信号の登録後に少なくとも１つの他の部分システムから特別事象に対して固有のリアクションを求め、これを実行する。このリアクションは特別事象に対して固有の機械命令のシーケンスである。その後に各部分システムは、その実行が同期化位置の到達の際に同期化に基づいて、ないし特別事象へのリアクションに基づいて見合せられた機械命令のシーケンスの実行を継続する。警報された部分システムは少なくとも１つの他の部分システムに特別事象を最も早くても特別事象の登録の直後に、たとえば同期化カウンタの現在の値の伝達と結び付いて、しかし最も遅くても同期化信号と関連して、伝達する。特別事象に対して固有のリアクションの実行のために同期化信号の交換またはウェイトが行われない場合もある。このような場合には、同期化位置の到達の際に特別事象に対して固有のリアクションが直接的に実行される。その場合には確かに時間的な同期化は行われないが、本発明による方法により、特別事象に対して固有のリアクションが確かに時間的に等しくはないが、それぞれの部分システムの機械命令のシーケンスのなかの機能的に同一の位置で実行されることが保証されている。この仕方で、同期化位置が機能的に同一の機械命令のシーケンスの互いに対応する位置に配置されているので、所望の同期化が保証されている。同期化位置の到達は、請求項３により、機械命令のシーケンスの各機械命令のアドレス、特に現在実行すべき機械命令のアドレスならびに同期化位置と対応する機械命令のアドレス、が求められ得るならば、特に効率的に可能である。それにより、機械命令のシーケンスの実行の際に−少なくとも警報された部分システムによる特別事象の登録の後に−常に現在実行すべき機械命令のアドレスが同期化位置と対応する機械命令のアドレスと比較されることが可能である。比較すべき両アドレスの合致が確認されると、同期化位置が到達されている。機械命令のシーケンスの実行はこの仕方で正確に同期化位置の到達の際に中断可能である。同期化位置が機械命令のシーケンスの条件付きでまたは無条件で繰り返すべき部分シーケンスのなかに位置している場合には、個々の機械命令が複数回処理される。しかし増分命令の位置は、増分命令の実行により同期化カウンタが同期化カウンタ‐目標値に到達するときに初めて同期化位置になる。従って、ループの場合には、増分命令がループの枠内で複数回処理されるが、ある数の処理の後に初めて同期化位置になることが生じ得る。この場合には増分命令のアドレスを求めるだけでは十分でない。この場合には同期化位置は、現在実行すべき機械命令のアドレスが可能性のある同期化位置と対応する機械命令のアドレスと合致し、かつ同時に同期化カウンタが同期化カウンタ‐目標値と合致するときに初めて到達されている。各機械命令のアドレスが−前記のように−求められ得るならば、さらに、機械命令のシーケンスの実行が正確に同期化位置において中断されるように、同期化位置と“ブレーク‐ポイント”が結び付けられ得る。同期化位置、すなわちプレーク‐ポイントと結び付けられるアドレス、が到達されているかどうかの検査はプロセッサがその場合に直接に引き受ける。通常−ＩＮＴＥＬ、たとえばｉ８０３８６、ｉ８０４８６、Ｐｅｎｔｉｎｕｍなどのプロセッサにおいては−ブレーク‐ポイントと結び付けられるアドレスの到達の際に割込みがトリガーされ、その生起が一義的に当該のアドレスの到達を指示する。プロセッサが個別ステップモードで、すなわち“シングル‐ステップ‐モード ”で、動作可能であれば、代替的に、機械命令のシーケンスの実行の際に、少なくとも警報された部分システムが特別事象を登録し終わった後に、常に現在実行される機械命令のアドレスを同期化位置のアドレスと比較することも可能である。合致が確認されると、同期化位置が到達されており、また機械命令のシーケンスの個別命令の処理が中断される。同期化位置の到達のための別の効率的な可能性は、請求項４の特徴によれば、機械命令のシーケンスの実行の際に−少なくとも警報された部分システムによる特別事象の登録の後に−常に同期化カウンタの値が同期化カウンタ‐目標値と比較され、−同期化カウンタの値が同期化カウンタ‐目標値に到達すると、機械命令のシーケンスの実行が中断されることにある。そのために第１のメモリ位置および第２のメモリ位置が求められ、その際に第１のメモリ位置には同期化カウンタの値が記憶されており、また第２のメモリ位置には同期化カウンタ‐目標値が記憶されている。通常のプロセッサ、特にＩＮＴＥＬ社の前記のプロセッサではプロセッサは、第１のメモリ位置の内容が第２のメモリ位置の内容と合致すると直ちに機械命令のシーケンスの実行が中断されるようにプログラム可能である。プロセッサのこの特別な機能は既になかんずく誤り探索プログラム、いわゆるデバッガー、に対して利用された。それはもちろん同期化位置の到達のためにも利用され得る。機械命令のシーケンスのなかの増分命令の位置はさまざまなストラテジーに従って決定され得る。機械命令のシーケンスがプログラム言語の命令シーケンスから発生されるならば、増分命令を既に命令シーケンスの変換の間に機械命令のシーケンスのなかに挿入することは有利である。しかし、増分命令を機械命令のシーケンスの発生の後に、しかしその実行の前に、リロシーリングによりこれのなかに挿入することも本発明の範囲に属する。命令シーケンスが、関連する命令シーケンスがブロックのなかにまとめられているプログラム言語の命令シーケンスであれば、増分命令は機械命令のシーケンスのなかでそれぞれブロックの境界の少なくとも１つにおいて挿入される。このようなプログラム言語に対する例はそれぞれブロックの取り決めのための言語手段を有し、その際にさらに特別な言語手段が暗黙的にもブロックを決定する−Ｐａｓｃａｌ、ＰＥＡＲＬ、Ｃ／Ｃ＋＋などのような−すべての“構造化された” プログラム言語である。常に増分命令は−ヨーロッパ特許第A-0 497 147号明細書による従来の技術の場合のように−すべての飛越し命令、たとえば条件付きおよび無条件の飛越し命令、と関連して挿入すべきである。その際に飛越し命令とは、すべての命令、従ってまたプロセッサに直接に理解可能な言語レベル上で条件付きおよび無条件の飛越しに通ずるいわゆる一般言語からの命令として理解されるべきである。このことは、飛越しにより場合によっては増分命令がスキップされるので必要である。特に、飛越しによりより長い、場合によっては無制限の時間にわたって機械命令のみが２つの増分命令の間で実行され、従ってこの時間の間は増分命令が実行されないことが考えられ得よう。この場合には相応して可能性のある同期化位置が到達されず、従って同期化が実行可能でないであろう。従って増分命令は頻繁に、しかし必ずしもこのような飛越し命令の前には挿入されない。いわゆるサブプログラムの呼出しの場合には、増分命令がサブプログラムのなかに、すなわちサブプログラムの始端およびサブプログラムの終端に挿入されることは有利である。それによって有利な仕方で機械命令のシーケンスのなかへの増分命令の挿入が簡単化される。なぜならば、サブプログラムの呼出しは常に一義的に認識可能ではないが、サブプログラムの始端および終端は一義的に認識可能であるからである。典型的にここでアセンブラー言語に対してサブプログラムへの飛越しまたはサブプログラムからの復帰飛越しをトリガーするＣＡＬＬ‐およびＲＥＴ命令があげられる。その特別なプログラム言語が通常ブロック‐オリエンティッドな構造化を提供しないプログラム記憶式制御の場合には、増分命令は常に飛越し命令の前に挿入すべきである。特にプログラム記憶式制御の場合には機械命令のシーケンスの構造化はしばしばいわゆる“モジュール(Bausteine)”により行われる。プログラム記憶式制御の機械命令のシーケンスの実行の際に必要になるモジュール交換が飛越し命令により実現されているので、ここでも飛越し命令の前の増分命令の挿入は所望の結果に通ずる。同じことが類似の仕方でたとえばアセンブラーまたはＢＡＳＩＣのような構造化されていない、またはわずかしか構造化されていないプログラム言語に対しても当てはまる。さらに、増分命令は機械命令のシーケンスの固定の、特に利用者により予め定め得る数の個別命令の後にも機械命令のシーケンスのなかに挿入され得る。増分命令のこの仕方で予め定められた順序は、２つの増分命令の生起の間の平均的な時間間隔が常にほぼ等しいという利点を有する。２つの増分命令の生起の間の時間間隔は増分命令の間に実行すべき個別命令の実行時間の和により決定される。増分命令と対応する可能性のある同期化位置が実際に等間隔の時間間隔で望まれているならば、機械命令のシーケンスへのプログラム言語の命令シーケンスの変換の間に各々の個別命令の実行時間が求められ、また個別命令のシーケンスの実行時間が個々の個別命令の実行時間の加算により求められる。特定の、特に利用者により予め定め得る実行時間の到達の際に機械命令のシーケンスのなかに増分命令が挿入される。増分命令の後に個々の命令の実行時間の加算が再び零において開始する。しかし常に、上記の理由から、飛越し命令の前に増分命令の挿入が必要である。飛越し命令の前の増分命令は固定の実行時間‐／間隔ラスターの後の挿入に追加して行われ得る。しかし代替的に、飛越し命令の前に挿入されている増分命令の後に実行時間‐または間隔カウントが零において開始することも可能である。さらに増分命令は機械命令のシーケンスのなか、または以下でソースシーケンスと呼ばれる命令シーケンスのなかにも、ソースシーケンスが機械命令のシーケンスの特定の部分シーケンスまたは命令シーケンスの特定の部分シーケンス−以下では探索シーケンスと呼ばれる−に関して、検査されることによって、挿入され得る。探索シーケンスがソースシーケンスのなかで認識されるならば、増分命令が探索シーケンスの先頭に置かれ、またはこれに付け加えられることが可能である。探索シーケンスは上記の実施例により増分命令が対応付けられるべきソースシーケンスの要素のそれぞれの目印−すなわち少なくともブロック限界および／または飛越し命令である。特別な実現によれば、増分命令の挿入は特別なコンパイラーを用いて行われる。特別なコンパイラーの変換方法は、たとえばブロックまたは飛越し命令を定義する言語手段が認識され、付属の機械命令に、また追加的に増分命令に変換される点において、標準的コンパイラーと相違している。代替的なものとしていわゆる“プリプロセッサ”が用いられる。プリプロセッサを用いてプログラム言語の命令シーケンスの前処理が可能である。特別なープログラマに原理的に知られている−シンタクスの助けのもとにこのようなプリプロセッサを用いることにより、プログラム言語の特定の言語手段、たとえばブロックを開始する言語手段、をこのようなブロックを開始する言語手段ならびに増分命令をトリガーする別の言語手段と取り替えることができる。しかし、機械命令のシーケンスのなかへの増分命令の挿入が利用者に対して一目瞭然の仕方で行われることは望ましい。プリプロセッサにおける上記の命令は利用者に対して認識可能であり、従ってまた操作可能である。しかし操作は場合によっては同期化の際の誤りおよび／または発生されるプログラム自体の誤りに通じ得よう。従って、機械命令のシーケンスのなかに増分命令を挿入するための別の有利な代替的な実施例は、前記のプリプロセッサの代わりに、場合によっては行われる別の命令による交換に無関係に少なくとも前記の実施例により増分命令が対応付けられるべき命令シーケンスをまさにこの命令シーケンスならびに増分命令に変換する特別なプリプロセッサが使用されることにある。利用者により本質的に影響可能でない増分命令を挿入するための前記の代替的な実施例を介して、さらに、利用者自体が増分命令を機械命令のシーケンスのなか、または命令シーケンスのシーケンスのなかに挿入することが可能である。他の利点および詳細は以下に図面により実施例を説明するなかで明らかになる。その際に図１は自動化システムのブロック回路図、図２は同期化方法の原理、図３は同期化方法の流れ図、図４は挿入方法の原理、図５および図６は挿入方法の流れ図を示す。図１によれば、冗長性を有する自動化システム１は、図示されていない技術的プロセスを制御かつ管理するために技術的プロセスと接続可能である少なくとも２つの部分システム２、２’から成っている。各々の部分システム２、２’はプロセッサ３、データメモリユニット４、命令シーケンスメモリユニット５ならびに少なくとも１つの通信手段６を有する。その際にデータメモリユニット４および命令シーケンスメモリユニット５は必ずしも冗長性を有する自動化システム１の別々のユニットでなくてよい。少なくとも２つの部分システム２、２’は通信手段６を介して、バス７を介して互いに、および図示されていない技術的プロセスと通信する。データメモリユニット４のなかには少なくとも同期化カウンタＳＺ、ＳＺ’の値ならびに同期化カウンタ‐目標値ＳＺＺが記憶されている。命令シーケンスメモリユニット５のなかには少なくとも機械命令ＭＰのシーケンスが記憶されている。機械命令ＭＰのシーケンスは２つの部分システム２、２’に対して少なくとも機能的に同一である。図示されていない技術的プロセスを制御するため部分システム２、２’のプロセッサ３は命令シーケンスメモリユニット５の機械命令ＭＰのシーケンスを実行する。図２には少なくとも２つの部分システム２、２’に対する機械命令ＭＰのシーケンスが示されている。その際に左側の機械命令ＭＰのシーケンスは部分システム２に対する機械命令ＭＰのシーケンスであり、右側の機械命令ＭＰのシーケンスは相応して部分システム２’に対する機械命令ＭＰのシーケンスである。図２によれば、機械命令ＭＰのシーケンスのなかに増分命令ＩＡが挿入されている。増分命令ＩＡを用いてそれぞれの部分システム２、２’の同期化カウンタＳＺ、ＳＺ’がインクレメントされる、すなわち１だけ高められる。機械命令ＭＰのシーケンスのなかの矢印１０、１０’により示されている位置はそれぞれ、特別事象１１の生起の時点で現在実行される機械命令を示す。さらに、図２からわかるように、部分システム２、２’の少なくとも１つが特別事象１１を登録する。図２によれば、この時点で部分システム２、２’が機械命令ＭＰのシーケンスの相い異なる機械命令を実行する。この時点での特別事象１１の取扱は事情によっては自動化システム１の部分システム２、２’の不安定なデータに通じ得よう。従って特別事象１１の取扱の前に部分システム２、２’の同期化が必要である。部分システム２に対しては同期化カウンタＳＺは特別事象１１の生起の時点で値ｎを有する。部分システム２’に対しては同期化カウンタＳＺ’は特別事象１１の生起の時点で既に値ｎ＋１を有する。同期化のためには、機械命令ＭＰのシーケンスの実行の際に少なくとも１つの他の部分システム２、２’よりも先行している部分システム２、２’が、他の部分システム２、２’も機械命令ＭＰの機能的に同一のシーケンスのなかの対応する位置に到達し終わるまで、機械命令ＭＰのシーケンスの実行を中断しなければならない。機械命令ＭＰのシーケンスのなかの直接的に対応する位置はそれぞれ増分命令ＩＡである。図２中に示されている状態では同期化カウンタＳＺ’は値ｎ＋１を有する。同期化カウンタＳＺは値ｎを有する。部分システム２’の機械命令ＭＰのシーケンスの実行が現在の状態で停止され、他方において部分システム２のなかの機械命令ＭＰのシーケンスの実行が継続されると、同期化カウンタＳＺも値ｎ＋１に到達するまで、それにもかかわらず同期化は到達されていないであろう。従って、両方の部分システム２、２’に同時に到達し得るすぐ次の増分命令ＩＡは、同期化カウンタＳＺも同期化カウンタＳＺ’も値ｎ＋２をとる増分命令ＩＡである。両方の部分システム２、２’が共通に到達し得る同期化カウンタＳＺ、ＳＺ’の値は同期化カウンタ‐目標値ＳＺＺと呼ばれる。その際に同期化位置ＳＰは機械命令ＭＰのシーケンスのなかの、同期化カウンタＳＺ、ＳＺ’の値が同期化カウンタ‐目標値ＳＺＺに到達する増分命令ＩＡの位置に一致する。特別事象１１を登録した後に、警報された部分システム２は、図３に示されているように、同期化カウンタ‐目標値ＳＺＺを求めるために少なくとも１つの他の部分システム２’にその同期化カウンタＳＺの値ならびに特別事象１１を送る。−これは特別事象１１を伝達するための最も早い可能な時点である。最も遅くても特別事象は同期化信号ＳＳの伝達と関連して伝達されなければならない−。それにより少なくとも１つの他の部分システム２’が特別事象１１の生起を報知され、またその同期化カウンタＳＺ’の現在の値を送り、それを警報された部分システム２が受ける。それによって各々の部分システム２、２’はそれ自体の同期化カウンタＳＺの値ならびに少なくとも１つの他の部分システム２、２’の同期化カウンタＳＺ’ の値を知る。同期化カウンタ‐目標値ＳＺＺは両方のインクレメントされた同期化カウンタＳＺ、ＳＺ’の最大値から生ずる。代替的に、先ず最大値を求め、また同期化カウンタ‐目標値ＳＺＺをこの最大値をインクレメントすることにより求めることももちろん可能である。両方の部分システム２、２’は同期化カウンタＳＺ、ＳＺ’の交換の後に機械命令ＭＰのシーケンスの実行を継続する。部分システム２、２’の１つが機械命令ＭＰのシーケンスの実行の際に同期化位置ＳＰに到達し終わると、それは機械命令ＭＰのシーケンスの実行を中断する。同期化位置ＳＰの到達は機械命令ＭＰのシーケンスの現在実行される命令のアドレスと同期化位置ＳＰのアドレスと比較することにより、もしくは−図３中に示されているように−同期化カウンタＳＺ、ＳＺ’の値の同期化カウンタ‐目標値ＳＺＺへの到達を監視することにより認識され得る。同期化位置ＳＰに到達する各々の部分システム２、２’は少なくとも１つの他の部分システム２、２’に同期化信号ＳＳの伝達により同期化位置ＳＰの到達を信号する。警報された部分システム２、２’は少なくとも１つの他の部分システム２、２’に特別事象１１を最も早くても特別事象１１の登録の直後に、また最も遅くても同期化信号ＳＳの伝達と関連して伝達する。各々の部分システム２、２’は、それが同期化位置ＳＰに到達し終わり、また同期化信号ＳＳを少なくとも１つの他の部分システム２、２’から受信し終わると直ちに、特別事象１１に対して特有のリアクションを求め、またこれを実行する。特別事象１１に対して特有のリアクションを実行した後に部分システム２、２’は機械命令ＭＰのシーケンスの実行を同期化位置ＳＰの後で継続する。既に冒頭に述べたように、特別事象１１に対して特有のリアクションの実行のために同期化信号ＳＳの交換または監視が必要でない場合もある。このような場合には同期化位置ＳＰの到達の際に特別事象‐特有のリアクションが直接的に実行される。従って、図３による流れ図のなかで問い合わせ“ＳＺ＜ＳＺＺ？”と “特別事象‐特有のリアクション”との間のブロックはオプションによるステップであることを明示的に指摘しておく。このオプションによるステップは、正確な時間的な同期が必要でなく、その代わりに特別事象‐特有のリアクションが正確に同時では実行されなくても機械命令ＭＰのシーケンスの機能的に同一の位置において実行されれば十分であるときには常に省かれる。本発明による同期化方法の代替的な実施例によれば、増分命令ＩＡの代わりに減分命令ＩＡが機械命令のシーケンスのなかに挿入される。このような場合には −同期化カウンタＳＺ、ＳＺ’が０から出発してそれぞれ１だけインクレメントされる先の場合と同じく−同期化カウンタＳＺ、ＳＺ’が出発値、たとえば３２７６７、から出発してそれぞれデクレメントされる。同期化方法はその際にこの今やデクレメントされる同期化カウンタＳＺ、ＳＺ’の評価のもとに完全の類似の仕方で進行する。図４はプログラム言語の命令シーケンスを例として増分命令ＩＡの挿入方法を示す。特に構造化されたプログラム言語に対していわゆる構造化チャートでのプログラム進行の表示が価値を認められている。この構造化チャートから特にブロック限界およびそれに伴って生ずる構造化が明らかになる。左側には簡単な構造化チャートが概要を示されている。この構造化チャートは両ブロックＢ１およびＢ２から成っており、その際にブロックＢ１はたとえばいわゆる主プログラムを、それに対してブロックＢ２は典型的にいわゆるサブプログラムを表している。プログラムの実行は主プログラムＢ１のなかで開始する。主プログラムＢ１もサブプログラムＢ２もそれぞれ独立したブロックを形成する。従って、それらはブロック命令のなかに埋め込まれている。主プログラムＢ１またはサブプログラムＢ２の開始時におけるブロック命令はそれぞれブロックを開始し、主プログラムＢ１またはサブプログラムＢ２の終了時におけるブロック命令はブロックを終了する。またブロックの命令のなかで、たとえばループの際のようにたとえば多数回繰り返すべき命令に対する別のブロックが生じ得る。サブプログラムＢ２は主プログラムＢ１のなかにおいて内部のブロックから呼び出される。図４は右側に、挿入された増分命令ＩＡを有する生ずる構造化チャートを示す。その際に、ブロックを開始する各々のブロック命令はブロック命令を開始するブロック命令および増分命令ＩＡに変換される。その際に、ブロックを終了する各々のブロック命令は増分命令ＩＡおよびブロック命令を終了するブロック命令に変換される。ブロック命令および増分命令ＩＡの順序は図４中に示されている順序に制限されず、変更も可能である。また主プログラムＢ１の内部のブロックのなかでサブプログラムＢ２を呼び出す命令は増分命令ＩＡおよびサブプログラムＢ２を呼び出す命令に変換される。図５および図６はそれぞれ挿入方法の流れ図を示す。図５は請求項６による挿入方法をグラフィカルに示す。先ず命令カウンタＢＺの値が初期化される、すなわち零にセットされる。それに続いて機械命令ＭＰのシーケンスの現在続く機械命令が求められる。機械命令が飛越し命令であるときにのみ、増分命令ＩＡが機械命令ＭＰのシーケンスのなかに挿入される。命令カウンタＢＺが命令かうんたしきい値ＢＺＳを越えたときのみ、増分命令が機械命令のシーケンスのなかに挿入され、それに続いて命令カウンタが再び零にセットされる。それにより求められた機械命令が機械命令ＭＰのシーケンスのなかに挿入される。機械命令の挿入に続いて命令カウンタＢＺがインクレメントされる、すなわち１だけ高められる。なぜならば、機械命令ＭＰのシーケンスの機械命令の数がいま正確に１機械命令だけ増されているからである。処理は、すべての機械命令が処理され終わるまで、すぐ次の機械命令を求めることにより継続される。図５による命令カウンタＢＺまたは命令カウンタしきい値ＢＺＳの代わりに実行時間カウンタまたは実行時間カウンタ‐しきい値も使用され得る。実行時間カウンタはそれぞれ挿入された機械命令の実行時間だけ高められる。実行時間カウンタ‐しきい値は２つの増分命令ＩＡの間の実行時間を予め定める。図６は、そのインタープリテーションによりプロセス、特に技術的プロセス、が制御される機械命令ＭＰのシーケンスまたはプログラム言語の命令シーケンスのシーケンスに関する請求項７による挿入方法を示す。増分命令ＩＡを挿入するため機械命令ＭＰのシーケンスまたは命令シーケンスのシーケンスが探索シーケンスの生起に関して検査される。探索シーケンスが機械命令のシーケンスまたは命令シーケンスのシーケンスのなかに見い出されたときにのみ、増分命令がこれのなかに挿入される。この挿入方法は機械命令のシーケンスまたは命令シーケンスのシーケンスの検査により、これらが完全に検査されるまで、継続される。最後になお表現“機能的に同一の”位置の意味を説明しておく。機械命令の機能的に同一のシーケンスはたとえば同じ課題を記述する種々の高級言語のなかの命令の翻訳（コンパイル）の結果として生ずる。さらに、機械命令の機能的に同一のシーケンスは標準言語のなかの、この標準言語に対する相い異なるコンパイラーにより変換された命令からのコンピレートの結果として生ずる。同じコンパイラーにより、ただしこのコンパイラーに対する相い異なるパラメータ、たとえば相い異なる最適化ステップ、により処理された等しい課題を記述する同じ高級言語からの命令の翻訳の結果も機械命令の機能的に同一のシーケンスを生ずる。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者ゲーベル、アルフォンスドイツ連邦共和国デー―91058 エルランゲンペヒマンシュトラーセ 17

Claims

【特許請求の範囲】１．少なくとも２つの部分システム（２、２’）から構成された冗長性を有する自動化システム（１）であって、少なくとも２つの部分システム（２、２’）がそれぞれ少なくとも１つのプロセッサ（３）を有し、通信手段（６）を介して互いに接続されており、プロセッサを制御するため機械命令（ＭＰ）の機能的に同一のシーケンスを実行し、時々通信手段を介して互いに同期化するようになった自動化システムに対する同期化方法において、 −部分システム（２、２’）の各々が同期化カウンタ（ＳＺ、ＳＺ’）を有し、 −機能的に同一の機械命令（ＭＰ）のシーケンスが互いに対応する位置に増分‐ または減分命令を有し、それにより同期化カウンタ（ＳＺ、ＳＺ’）がインクレメントまたはデクレメントされ、 −同期化が少なくとも、部分システム（２、２’）の１つ、警報された部分システム（２、２’）、が特別事象（１１）を登録するときに実行され、 −その際にこの同期化が、各々の部分システム（２、２’）が、ａ）他方の部分システム（２、２’）にその同期化カウンタ（ＳＺ、ＳＺ’）の現在の値を伝達し、ｂ）自らの同期化カウンタ（ＳＺ、ＳＺ’）のインクレメントまたはデクレメントされた値から、他方の同期化カウンタ（ＳＺ、ＳＺ’）のインクレメントまたはデクレメントされた値から、現在の最大または最小の値、同期化カウンタ‐目標値（ＳＺＺ）を求め、ｃ）機械命令（ＭＰ）のシーケンスのなかの、それぞれの同期化カウンタ（ＳＺ、ＳＺ’）の値が同期化カウンタ‐目標値（ＳＺＺ）に到達する位置− 以下では同期化位置（ＳＰ）と呼ばれる−の到達の際に機械命令（ＭＰ）のシーケンスの実行を中断し、ｄ）特別事象（１１）に対して特有のリアクションを求め、これを実行し、その後に同期化位置（ＳＰ）の後の機械命令（ＭＰ）のシーケンスの実行を継続するというステップで進行し、 −その際に警報された部分システム（２、２’）が他方の部分システム（２、２ ’）に特別事象（１１）を最も早くても特別事象（１１）の登録の後に、また最も遅くても特別事象（１１）に対して特有のリアクションを求めたことと関連して伝達することを特徴とする同期化方法。２．少なくとも２つの部分システム（２、２’）から構成された冗長性を有する自動化システム（１）であって、少なくとも２つの部分システム（２、２’）がそれぞれ少なくとも１つのプロセッサ（３）を有し、通信手段（６）を介して互いに接続されており、プロセッサを制御するため機械命令（ＭＰ）の機能的に同一のシーケンスを実行し、時々通信手段を介して互いに同期化するようになった自動化システムに対する同期化方法において、 −部分システム（２、２’）の各々が同期化カウンタ（ＳＺ、ＳＺ’）を有し、 −機能的に同一の機械命令（ＭＰ）のシーケンスが互いに対応する位置に増分‐ または減分命令を有し、それにより同期化カウンタ（ＳＺ、ＳＺ’）がインクレメントまたはデクレメントされ、 −同期化が少なくとも、部分システム（２、２’）の１つ、警報された部分システム（２、２’）、が特別事象（１１）を登録するときに実行され、 −その際にこの同期化が、各々の部分システム（２、２’）が、ａ）他方の部分システム（２、２’）にその同期化カウンタ（ＳＺ、ＳＺ’）の現在の値を伝達し、ｂ）自らの同期化カウンタ（ＳＺ、ＳＺ’）のインクレメントまたはデクレメントされた値から、および他方の同期化カウンタ（ＳＺ、ＳＺ’）のインクレメントまたはデクレメントされた値から、現在の最大または最小の値、同期化カウンタ‐目標値（ＳＺＺ）を求め、ｃ）機械命令（ＭＰ）のシーケンスのなかの、それぞれの同期化カウンタ（ＳＺ、ＳＺ’）の値が同期化カウンタ‐目標値（ＳＺＺ）に到達する位置− 以下では同期化位置（ＳＰ）と呼ばれる−の到達の際に機械命令（ＭＰ）のシーケンスの実行を中断し、ｄ）他方の部分システム（２、２’）に同期化信号（ＳＳ）により同期化位置（ＳＰ）の到達を信号し、ｅ）同期化位置（ＳＰ）の到達後および同期化信号（ＳＳ）の登録後、特別事象（１１）に対して特有のリアクションを求め、これを実行し、その後に同期化位置（ＳＰ）の後の機械命令（ＭＰ）のシーケンスの実行を継続するというステップで進行し、 −その際に警報された部分システム（２、２’）が他方の部分システム（２、２ ’）に特別事象（１１）を最も早くても特別事象（１１）の登録の後に、また最も遅くても特別事象（１１）に対して特有のリアクションを求めたことと関連して伝達することを特徴とする同期化方法。３． −機械命令（ＭＰ）のシーケンスの各々の機械命令に機械命令（ＭＰ）のシーケンスのなかのその位置により一義的なアドレスが対応付けられており、 −機械命令（ＭＰ）のシーケンスの各々の機械命令のアドレス、特に現在実行すべき機械命令のアドレスならびに同期化位置と対応する機械命令のアドレスが求められ、 −機械命令（ＭＰ）のシーケンスの実行の際に−少なくとも警報された部分システム（２、２’）による特別事象（１１）の登録の後に−常に現在実行すべき機械命令のアドレスが同期化位置（ＳＰ）と対応する機械命令のアドレスと比較され、 −機械命令（ＭＰ）のシーケンスの実行が正確に同期化位置（ＳＰ）の到達の際に中断されることを特徴とする請求項１または２記載の同期化方法。４． −機械命令（ＭＰ）のシーケンスの実行の際に−少なくとも警報された部分システム（２、２’）による特別事象（１１）の登録の後に−常に同期化カウンタ（ＳＺ、ＳＺ’）の値が同期化カウンタ‐目標値（ＳＺＺ）と比較され、 −同期化カウンタ（ＳＺ、ＳＺ’）の値が同期化カウンタ‐目標値（ＳＺＺ）に到達すると、機械命令（ＭＰ）のシーケンスの実行が中断されることを特徴とする請求項１または２記載の同期化方法。５．増分命令（ＩＡ）がそれぞれ少なくとも −機械命令（ＭＰ）のシーケンスの固定の数の個別命令の後にまたは−複数個の機械命令の実行時間の評価のもとに−特定の本質的に等間隔の実行時間間隔で、ないし −各々の飛越し命令と関連して、実行されることを特徴とする請求項１ないし４の１つに記載の同期化方法。６．増分命令（ＩＡ）がそれぞれ −機械命令（ＭＰ）のシーケンスの固定の数の個別命令の後にまたは−複数個の機械命令の実行時間の評価のもとに−特定の本質的に等間隔の実行時間間隔で、ないし −各々の飛越し命令と関連して、機械命令（ＭＰ）のシーケンスのなかに挿入されることを特徴とする請求項１ないし５の１つに記載の同期化方法。７． −機械命令（ＭＰ）のシーケンスがプログラム言語の命令シーケンスのシーケンスから発生され、 −機械命令（ＭＰ）のシーケンスまたは命令シーケンスのシーケンスが特定の機械命令または特定の命令シーケンスに関して、特に機械命令（ＭＰ）のシーケンスの特定の部分シーケンスまたは命令シーケンスの特定の部分シーケンス− 以下では探索シーケンスと呼ばれる−に関して検査され、 −探索シーケンスの生起が認識され、 −増分命令（ＩＡ）が探索シーケンスの先頭に置かれ、またはこれに付け加えられることを特徴とする請求項１ないし６の１つに記載の同期化方法。８． −付属の命令シーケンスがそれぞれブロックのなかにまとめられており、 −探索シーケンスの１つが少なくともブロックの限界の１つおよび／または飛越し命令であることを特徴とする請求項７記載の同期化方法。９． −増分命令（ＩＡ）が機械命令（ＭＰ）のシーケンスの発生の間にこれのなかに挿入され、 −その際に機械命令（ＭＰ）のシーケンスの発生がそれ自体は公知の仕方で特別なコンパイラーを用いて行われ、 −その際に特別なコンパイラーがそれぞれ探索シーケンスの認識の際に増分命令（ＩＡ）を発生し、機械命令（ＭＰ）のシーケンスのなかに挿入することを特徴とする請求項８記載の同期化方法。１０． −増分命令（ＩＡ）が機械命令（ＭＰ）のシーケンスの発生の前および／または後にこれのなかに挿入され、 −機械命令（ＭＰ）のシーケンスの発生がそれ自体は公知の仕方で標準的なコンパイラーを用いて行われ、 −発生の前および／または後にそれぞれ探索シーケンスの認識の際に増分命令（ＩＡ）が機械命令（ＭＰ）のシーケンスまたは命令シーケンスのシーケンスのなかに挿入されることを特徴とする請求項８または９記載の同期化方法。