JP2001251329A - データ交換方法及びその装置 - Google Patents
データ交換方法及びその装置Info
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- G05B—CONTROL OR REGULATING SYSTEMS IN GENERAL; FUNCTIONAL ELEMENTS OF SUCH SYSTEMS; MONITORING OR TESTING ARRANGEMENTS FOR SUCH SYSTEMS OR ELEMENTS
- G05B2219/00—Program-control systems
- G05B2219/20—Pc systems
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Abstract
交換方法を提供する。 【解決手段】 データを含むメッセージは,前記加入者
によりバスシステムを介して伝達され,第1の加入者
は,タイミングジェネレータとしての機能において,第
1の加入者のタイムベースに関するタイム情報を有する
基準メッセージを,予め設定された時間間隔でバスを介
して繰り返し伝達するように,メッセージを時間制御
し,少なくとも第2の加入者は,タイムベースを使用し
て第1の加入者のタイム情報に応じて自己のタイム情報
を形成し,第1の加入者のタイム情報と第2の加入者の
タイム情報から補正値を求め,第2の加入者は,第2の
加入者のタイム情報及び/又はタイムベースを補正値に
応じて適合させる。
Description
その装置及びデータバスシステムに関し,さらに詳細に
は,バスシステムを介して少なくとも2人の加入者間で
データを交換するデータ交換方法,その装置及びデータ
バスシステムに関する。
において,イベントコントロールにより通信が制御され
るCANプロトコルが使用されている。上記方法におい
ては,各種情報を同時に送信する際に極めて大きい負荷
が発生する可能性がある。かかるCANの非破壊的なア
ービトレーション機構が,全てのメッセージの固有値あ
るいは識別子の優先順位に応じた連続送信を保証する。
ハードなリアルタイムシステムに対して,全体システム
のラン時間及びバス負荷を予め分析することにより,安
全のために,全てのメッセージデッドラインがピーク負
荷のもとでも維持できるようにしなければならない。
ーバス−Sなどの時間制御処理に基づく通信プロトコル
が存在する。かかるシステムの特徴は,送信時点の付与
を介して,バスアクセスが予め計画されていることにあ
る。従って,ラン時間中に衝突が発生することはなく,
同様に,通信バスのピーク負荷も回避される。しかし,
この場合には,バスの負荷が完全に除かれることはな
い。かかる割り当てられたタイマーで時間制御するシス
テムにおいては,例えば既知の個々のビットのレベル交
代の同期化などの同期化機構が必要である。
ステムにおいては,許容誤差を補償するために各メッセ
ージ間隔が必要となるので,バス負荷の軽減効果が低下
する。このように,従来技術では,あらゆる観点から最
適な結果を提供することができない。
軽減することが可能な新規かつ改良されたデータ交換方
法,その装置及びバスシステムを提供することにある。
め,請求項1に記載の発明では,バスシステムを介して
接続され,専用タイムベースを有する少なくとも2人の
加入者間でメッセージ内のデータを交換するデータ交換
方法であって,前記データを含むメッセージは,前記加
入者によりバスシステムを介して伝達され,第1の加入
者は,タイミングジェネレータとしての機能において,
前記第1の加入者のタイムベースに関するタイム情報を
有する基準メッセージを,予め設定された時間間隔でバ
スを介して繰り返し伝達するように,メッセージを時間
制御し,少なくとも第2の加入者は,前記タイムベース
を使用して前記第1の加入者の前記タイム情報に応じて
自己のタイム情報を形成し,前記第1の加入者のタイム
情報と前記第2の加入者のタイム情報から補正値を求
め,前記第2の加入者は,前記第2の加入者のタイム情
報及び/又はタイムベースを補正値に応じて適合させ
る,ことを特徴とするデータ交換方法が提供される。
去し,同時に各メッセージの呼び出し時間を所定値に維
持することができる。従って,バス(CAN)メッセー
ジを周期的に伝達することができるので,決定論的かつ
合成可能な通信システムが得られる。
め設定された時間間隔は,予め設定可能な長さのタイム
ウィンドウに分割されていると共に,前記メッセージ
は,前記タイムウィンドウ内で伝達される,如く構成す
るのが好ましい。時間制御される通信の枠内にそのまま
維持される本来のバス(CAN)プロトコルに対して,
従来技術に比べてより高いプロトコル層を有する。した
がって,時間制御通信は,バス負担を完全に除去し,同
時に各メッセージの呼び出し時間を所定値に維持するこ
とができる。従って,バス(CAN)メッセージを周期
的に伝達することができるので,決定論的かつ合成可能
な通信システムが得られる。
準メッセージと,次の基準メッセージまでの後続のタイ
ムウィンドウが,予め設定可能な長さ及び/又は予め設
定可能な構造の第1のサイクルに統合され,前記構造
は,前記予め設定された時間間隔において,前記基準メ
ッセージの次のタイムウィンドウの長さ,数及び時間的
位置に対応する,如く構成するのが好ましい。
一構造を有する複数の第1のサイクルは,前記第1のサ
イクルの時間的な長さよりも大きい時間間隔のメッセー
ジもタイムウィンドウ内で繰り返し伝達される第2のサ
イクルに統合される,如く構成するのが,さらに好まし
い。
記各第1のサイクルは基準メッセージにより開始される
とと共に,前記少なくとも第2の加入者は,前記第1の
加入者のタイムベースに対するタイムベース間隔を求め
る,如く構成するのが好ましい。
なくとも2人の加入者のタイムベースの2つの間隔の差
分に基づいて補正値が求められる,如く構成すれば,T
TCANシステム内に分配されたローカル時計の精度を
校正することができるので,送信時点及び受信時点を従
来よりも正確に同期させることができる。さらに,各ス
テーションの時計は,同期化インターバルの間の精度が
より大きい誤差が許容される(より安価な例えば発振器
などの構成素子)ので効果的である。なお,第1のサイ
クル又はベースサイクル(2つの基準通知間の間隔)を
より大きくすれば,バス負担の除去効率が向上する。さ
らに,ベースサイクルの長さは各時計の許容誤差により
制限されないので,許容誤差を補償するための各通知間
の間隔(いわゆるインターフレームギャップ)を省略す
ることができる。
記第1のサイクルあるいは前記第2のサイクルのうち少
なくとも一方のタイムウィンドウ内では,周期的なメッ
セージ伝達は実行されずに,アービトレートメッセージ
が伝達される,如く構成すれば,最初は空いているタイ
ムウィンドウ内で,アービトレートメッセージを周期的
に伝達する必要はなく,例えば所定のシーケンス終了の
際に提供されるメッセージを伝達することができる。
に記載の発明では,バスシステムを介して接続され,専
用タイムベースを有する少なくとも2人の加入者間でメ
ッセージ内のデータを交換するデータ交換装置であっ
て,前記データを含むメッセージが前記加入者によりバ
スシステムを介して伝達され,かつ第1の加入者はタイ
ミングジェネレータとしての機能において,前記第1の
加入者のタイムベースに関するタイム情報を有する基準
メッセージを,予め設定された時間間隔でバスを介して
繰り返し伝達するように,メッセージを時間制御し,少
なくとも第2の加入者は,前記タイムベースを使用して
前記第1の加入者の前記タイム情報に応じて自己のタイ
ム情報を形成し,前記第1の加入者のタイム情報と前記
第2の加入者のタイム情報から補正値を求め,前記第2
の加入者は,前記第2の加入者のタイム情報及び/又は
タイムベースを補正値に応じて適合させる,ことを特徴
とするデータ交換装置が提供される。
去し,同時に各メッセージの呼び出し時間を所定値に維
持することができる。従って,バス(CAN)メッセー
ジを周期的に伝達することができるので,決定論的かつ
合成可能な通信システムが得られる。
の発明では,前記請求項1〜7のうちいずれか1項に記
載の方法により補正値が求められる,ことを特徴とする
データ交換装置が提供される。
去し,同時に各メッセージの呼び出し時間を所定値に維
持することができる。従って,バス(CAN)メッセー
ジを周期的に伝達することができるので,決定論的かつ
合成可能な通信システムが得られる。
0に記載の発明では,少なくとも2人の加入者間でデー
タを交換するバスシステムであって,前記バスシステム
により前記請求項1〜7のうちいずれか1項に記載の方
法が実行される,ことを特徴とするバスシステムが提供
される。
去し,同時に各メッセージの呼び出し時間を所定値に維
持することができる。従って,バス(CAN)メッセー
ジを周期的に伝達することができるので,決定論的かつ
合成可能な通信システムが得られる。
について,添付図面を参照しながら詳細に説明する。
尚,以下の説明及び添付図面において,同一の機能及び
構成を有する構成要素については,同一符号を付するこ
とにより,重複説明を省略する。
ながら,第1の実施の形態にかかるバスシステムついて
説明する。図1は,第1の実施の形態にかかるバスシス
テムの構成を示すブロック図である。
かるバスシステム100においては,複数のバス加入者
101,102,103,104,105を有する。各
加入者101,102,103,104,105は,専
用タイムベース106,107,108,109,11
0を有しており,時計,カウンタ,クロックジェネレー
タなどの内部手段又は外部手段により各加入者に伝達さ
れる。
1Z3,lZ4は,例えば16ビットでカウントアップ
するカウンタであり,単にHWリセットによってのみ影
響を受けることができる。上記ローカルタイムベース
は,本実施形態においては,各ノードあるいは加入者1
01,102,103,104,105内に実装されて
いる。
ローバルタイムgZで示さている,加入者(タイミング
ジェネレータ)101のタイムベースは,タイミングジ
ェネレータ101に実装されるか,あるいは外部からタ
イミングジェネレータに伝達される。グローバルタイム
gZは,原理的には各ノードにおいてローカルタイムベ
ース107,108,109,110あるいはローカル
タイムlZ(lZ1〜lZ4)とオフセットOS1〜O
S4から形成される。タイミングジェネレータ101の
オフセットOsgは,通常はゼロに等しい(Osg=
0)。
イムgZに対するサイトをローカルタイムlZ(lZ1
〜lZ4)とローカルオフセットOS1〜OS4及びO
Sg(OSg≠0の場合)から形成される。
ーバルタイムgZが外部からタイミングジェネレータ1
01に伝達され,かつタイミングジェネレータが専用タ
イムベース106を有している場合である。このとき,
タイミングジェネレータもグローバルタイムgZに校正
され,かつグローバルタイムgZとタイムベース106
とは必ずしも一致しない。ローカルオフセットは,基準
メッセージの送信時点(SOF,Start of F
rame)でのローカルタイムと,基準メッセージ内で
タイミングジェネレータにより伝達されるグローバルタ
イムとの差分である。
ースは,例えば16ビットでカウントアップするカウン
タであって,HWリセットによってのみ影響を受けるこ
とができる。ローカルタイムベースは,各ノードに実装
されている。
る基準メッセージの送信時点SOFにおいて,中間レジ
スタはローカルタイムベースによりロードされる。
セージとして認識された際に,値がローカル基準マーク
として中間レジスタから基準マーカへ引き継がれる。基
準マーカは,例えば16ビットレジスタとして設計され
る。
計係が受信する基準メッセージ内のタイミングジェネレ
ータの基準マークである。
ット:グローバルタイムに対するローカルオフセット
は,中間レジスタ内の基準マークと,基準メッセージ内
で受信されるグローバルタイムマークとの間の差分であ
る。これは,ローカルタイムからグローバルタイムを計
算するために使用される。タイミングジェネレータ自体
のオフセットは,一定のままである。基準メッセージ内
でタイミングジェネレータは,ローカル基準マークプラ
スローカルオフセットを送信する。
101は,タイム基準メッセージ111(あるいは比較
的短い基準メッセージRN)を送出する,ノードあるい
は加入者でもある。矢印112は,基準メッセージRN
111が,残りの加入者102〜105に,同時に送信
されることを示している。
制御される周期的な駆動ベースである。これは,特殊な
アイデンティファイア(特殊な識別子)により一義的に
特徴づけられており,全てのノード102〜105によ
りタイミングジェネレータとして受信される。これは,
タイミングジェネレータ101から,原理的に周期的に
送信される。基準メッセージには,実際のベースサイク
ルの番号BZn,グローバルタイム内のタイミングジェ
ネレータの基準マーク,などのデータが含まれる。
基準メッセージを受信する際に,SOF−ビットの時点
で内部カウンタ状態が引き継がれることにより発生す
る。したがって,基準マークは,基準メッセージの受信
時点でのローカルタイムベースのスナップショットであ
る。加入者内で実施可能な相対時間RZ1〜RZ4及び
RZgは,ローカルタイムベースと最後の基準マークと
の間の差分である。使用されるタイムマークに関する全
ての定義は,各加入者の相対時間に関する。それは,例
えばゲートを介して2つのレジスタ値を結合することに
より,例えば信号として永久に存在する。基準マーク
は,TTCAN−バスにおける全てのノードの相対時間
を定める。
は,特殊な相対時点である。各ノード内でかかる相対時
点(ウォッチドッグ)が定められ,遅くともその相対時
点で新しい基準メッセージ及び基準マークが予測され
る。このように,ウォッチドッグは,特殊なタイムマー
クを表す。かかるウォッチドッグは,例えば初期化と再
初期化において,通信の成立を監視するために使用され
る。このとき,ウォッチドッグは,常に,基準メッセー
ジ間の間隔よりも大きくなければならない。
AN)コントローラ内のアクションとの関係を形成する
相対的な時点である。タイムマークは,レジスタとして
示され,コントローラは複数のタイムマークを管理する
ことができる。メッセージに,複数のタイムマークを対
応づけることが「できる」。これは,後述する図4で示
すように,送信グループAはタイムウィンドウZF1a
内でも,タイムウィンドウZF4a内でも生じる。
リケーションウォッチドッグが操作される。このウォッ
チドッグは,TTCANコントローラに規則的な駆動を
信号伝達するために,アプリケーションにより規則的に
操作されなければならない。このウォッチドッグが操作
される場合にのみ,CANコントローラからメッセージ
が送信される。
(ノード,加入者)によりタイム基準メッセージ又は短
い基準メッセージRNを使用してクロックされる周期的
な時間制御通信に基づいている。
ースサイクルと称され,n個のタイムウィンドウに分割
される。各タイムウィンドウは,異なる長さの周期的な
メッセージの排他的な送信を許可する。かかる周期的な
メッセージは,TTCANコントローラにおいて,論理
的な相対時間の経過と結びついた,タイムマークを使用
することにより送信される。
ウィンドウを考慮することもできる。かかるタイムウィ
ンドウは,いわゆる自発的メッセージに利用され,この
タイムウィンドウ内部でバスにアクセスすることは,C
ANのアービトレーションスキーマを介して利用される
(アービトレートメッセージ)。タイミングジェネレー
タ時計(グローバルタイムgZ)と各ノード内部のロー
カルタイムlZ1〜lZ4との同期化が考慮されて,効
果的に変換される。
る時間制御される周期メッセージあるいはデータ伝達の
経時変化を説明する。図2は,時間制御される周期メッ
セージあるいはデータ伝達の経時変化を示す説明図であ
る。
レータにより基準メッセージを使用してクロックされ
る。このとき,期間t0〜t6は,ベースサイクルBZ
で示され,k個のタイムウィンドウ(k∈N)に分割さ
れる。期間t0〜t1,t6〜t7,t12〜t13
(即ち,タイムウィンドウZFRN内)で,各ベースサ
イクルBZ0〜BZ3の基準メッセージRNが伝達され
る。
ドウZF1〜ZF5の構造(即ち,Δts=tsb−t
saの長さのセグメントS,セグメント数及びセグメン
トの時間的配置)は,適宜設定することができる。この
ことにより,同一構造の複数のベースサイクルから,全
体サイクルGZ1が形成される。全体サイクルGZ1
は,t0で開始されt24で終了して,新たなサイクル
が実行される。
ト時間を有する例えば2〜5のセグメントを有すること
ができる。タイムウィンドウの数は,例えば2〜16と
するのが好ましいが,1つのタイムウィンドウのみ,あ
るいは,16以上のタイムウィンドウとすることもでき
る。また,全体サイクルGZA内のベースサイクルの数
は,例えば,2m(但し,m≦4)とするのが好まし
い。
送信許可インターバルあるいはタイムウィンドウ許可イ
ンターバルであり,例えば16から32ビット時間連続
し,かつ,その内部でベースサイクルに関するメッセー
ジの送信を開始するタイムフレームを示す。
る周期的なメッセージを排他的に送信することができ
る。図3には,異なる長さの2つのメッセージとタイム
ウィンドウ内の対応が例示されている。ブロック300
で示すメッセージ1(N1)は,例えば130ビットを
有し,ブロック301で示すメッセージ(N2)は,例
えば47ビットを有する。
ウ及び最小タイムウィンドウは,メッセージ長さに応じ
て設定することができる。本実施形態においては,タイ
ムウィンドウあたり例えば2〜5セグメントを有する。
ウZFmax(各々32ビット時間を有する5セグメン
ト(S1〜S5)を有する)と,ブロック303で示す
最小タイムウィンドウZFmin(各々2ビット時間を
有する2セグメント(S1及びS2)を有する)が設定
される。
伝達され,メッセージがタイムウィンドウを完全に満た
す必要はなく,タイムウィンドウの大きさはメッセージ
長さに応じて設定される。
axは,最長可能なメッセージ(例えば130ビットあ
るいはビット時間)の十分な時間あるいはスペースを提
供できなければならず,最小タイムウィンドウZFmi
nは,最短可能なメッセージ(例えば47ビット)に適
合させることができる。
一般的に,所定のメッセージに提供されるタイムフレー
ムである。メッセージのタイムウィンドウは,送信許可
が印加されることにより開放され,ウィンドウの開始は
定められたタイムマークと一致する。
4aに示すように,例えば32ビット時間を有するi個
のセグメントに基づいて定められる。このとき,32ビ
ット時間のセグメントとすることは,HWになじみやす
い大きさを表している。
で発生する最長メッセージよりも短くてはならない。ビ
ット時間は,例えば名目的なCANビット時間である。
ウ許可インターバルは,内部でメッセージの送信開始を
許可するタイムフレームを示す。送信許可インターバル
はタイムウィンドウの一部であるので,許可はインター
バル内でタイムマークとタイムマークプラスデルタを印
加する。値デルタは,タイムウィンドウの長さよりも明
確に短い(例えばZFF1又はZFF2について16又
は32ビット時間)。開始が送信許可インターバル内部
に存在しないメッセージは,送信してはならない。
る全体サイクル(送信マトリクス)GZ2について説明
する。なお,図4は,全体サイクル(送信マトリクス)
GZ2を示すブロック図である。
(送信マトリクス)は,全ての加入者の全てのメッセー
ジ(RN,A〜Fとアービトレート)により構成され
る。
0a〜BZ7aからなる。全体サイクルGZ2の全ての
ベースサイクルは,同一構造を有する。かかるベースサ
イクルは,選択的に排他的な構成要素(A〜F)とアー
ビトレート構成要素から構成することができる。行数
(即ち,ベースサイクルBZ0a〜BZ7a)は,本実
施形態においては,8である(2m,但しm=3)。
は,基準メッセージRN内の基準マークで始まり,複数
(i)の互いに連続する,定められた長さのタイムウィ
ンドウからなる(最初のタイムウィンドウZF0,ある
いはRNのZFRN)。ベースサイクル内部のメッセー
ジの配置は,自由に定めることができる。タイムウィン
ドウは,排他的な構成要素については,CANメッセー
ジオブジェクトと結合される。
(409,421,441,417,445),あるい
はアービトレート構成要素のために利用することもでき
る(403,427)。
F)は,常に同一のタイムウィンドウ内で,かつ異なる
ベースサイクルで送信されるメッセージを形成するの
で,周期が形成される(例えばZF1aとZF4a内の
A:401,407,413,419,425,43
1,437,443と404,410,416,42
2,428,434,440,446)。
ドウのメッセージオブジェクトを複数回送信することが
できる。送信グループ内部のメッセージの周期は,2m
(但し,l≦m)である。
ジは,例えばCAN内のバスのメッセージオブジェクト
に相当し,アイデンティファイアあるいは識別子,及び
データを有する。TTCAN内では,メッセージオブジ
ェクトは送信マトリクス内で,タイムウィンドウ,ベー
スマーク,繰り返しレートのうち少なくとも1つ,好ま
しくは3つ全てが補正される。
Zn,送信マトリクスの行)内の位置(ZF0,ZF1
a〜ZF5a)である。タイムウィンドウの開始は,所
定のタイムマークに到達したことにより決定される。
メッセージが最初に送信されるベースサイクル(BZ0
a〜BZ7a)を表示する。繰り返しレートは,幾つの
ベースサイクルの後にかかる伝達を繰り返すかを定め
る。
ブジェクトが有効であることを特徴づけるために,オブ
ジェクトの永久許可を意味する「永久送信リクエスト」
(排他的構成要素について,以下を参照)と,オブジェ
クトの1回だけの有効性を意味する「個別送信リクエス
ト」(アービトレート構成要素について,以下を参照)
が付与される。
TCAN内のメッセージに対してオフにされるのが好ま
しい。
クル内の,メッセージ伝達−周期的メッセージと自発的
メッセージを,特にアプリケーションに関して説明す
る。ここでも排他的メッセージ(即ち,周期的メッセー
ジ)とアービトレートメッセージ(即ち,自発的メッセ
ージ)とが区別される。
ッセージ):
ケーションウォッチドッグがセットされており,アプリ
ケーションの「永久送信要請」がCANコントローラに
セットされており,かつ従属するタイムウィンドウの送
信許可インターバルが開放している場合に送信される。
このとき,メッセージオブジェクトのためのタイムマー
クは相対時間と一致する。永久送信要請は,アプリケー
ションによりリセットされるまでの間セットされた状態
にある。
(自発メッセージ):
は,アプリケーションウォッチドッグがセットされてお
り,アプリケーションから「個別送信要請」がCANコ
ントローラにセットされ,かつ決定している次のタイム
ウィンドウの送信許可インターバルが開放している場合
に,送信される。このとき,かかるタイムウィンドウの
タイムマークは,相対時間と一致する。送信要請は,送
信が成功した後にCANコントローラによりリセットさ
れる。様々な自発的メッセージの同時のアクセスは,C
ANのビットアービトレーションにより制御される。こ
のタイムウィンドウ内において,ある自発的メッセージ
が他の自発的メッセージに敗れた場合には,定められて
いる次のタイムウィンドウでバスアクセスを,再度,争
うことができる。
実行された場合には,時間制御されるメッセージが周期
的に伝達される。時間制御されることは,所定時点に到
達した場合に,各アクションが開始されることを意味す
る(タイムマークと相対時間を参照)。全体サイクルが
完全に実行された場合(即ち,全てのベースサイクルが
一度処理された場合)には,再び送信マトリクスの第1
のベースサイクルから開始される。伝達に時間的な隙間
は発生しない。
スあるいは時間情報の補正を説明する。なお,図5は,
ローカル時間ベースあるいは時間情報の補正を説明する
ための説明図である。
まるベースサイクルnにおいて,ローカルタイムあるい
はタイムベースのタイムドリフトが定められる。tn+
1で開始されるベースサイクルn+1においては,ドリ
フト補正が行われる。次いで,tn+2で開始されるベ
ースサイクルn+2においては,タイムあるいはタイム
ベースが補正される。
るドリフト補正について詳細に説明する。なお,図6
は,本実施形態にかかるドリフト補正について説明する
ためのブロック回路図である。
かる各ノード(TTCANコントローラ)は,カウンタ
と共にローカルタイムを表示するローカル発振器,基準
通知を受信する際のローカルタイムがその中に一時的に
記憶される基準マーカ(好ましくは2倍FIFOとして
設計されている。),ローカル基準マークとタイミング
ジェネレータ基準マークとの間の差分を有するローカル
オフセットレジスタ(2倍FIFO),最後の2つのオ
フセットの差分を有するオフセット差分レジスタ,補正
値を使用してローカルタイミングジェネレータを再補正
するドリフト補正値レジスタ,補正周期レジスタなどか
ら構成される。
サイクルは基準通知により開始され,時間関係が決定さ
れ,かつ各ノードは基準に対するローカルタイム間隔を
決定する。2つのベースサイクル間隔の差分に基づいて
ローカル偏差が計算され,全体タイムと関連づけられる
ことにより,ローカルタイムの基本補正値が計算され
る。かかる基本補正値は,各ベースサイクル毎にローカ
ル偏差の差分を補正に一緒に使用することにより,精度
を上げることができる。
ェアに簡単に変換するために,補正周期(ベースサイク
ル)の間に,通常必要とされる商形成を,補正周期内に
補正値がどの程度含まれているかを調べることで代用す
ることができる。これは,例えば好適なレジスタ内で,
残りの値が減数より小さくなるまで,補正周期から補正
値を繰り返し引き算することにより行われる。続いて,
各補正値変化の符号に応じて,付加的な計数パルスが付
加あるいは除去される。残数値に,最後の2つのローカ
ル基準マーク間の差分が加算される。したがって,シス
テムが定まった場合には,ベースサイクルにわたって±
1ビット時間の同期が可能である。なお,タイム基準メ
ッセージ,基準メッセージ,基準通知及びタイム基準通
知は,同様の概念を意味する。
いて説明したが,本発明はかかる構成に限定されない。
当業者であれば,特許請求の範囲に記載された技術思想
の範囲内において,各種の修正例および変更例を想定し
得るものであり,それらの修正例および変更例について
も本発明の技術範囲に包含されるものと了解される。
セージの呼び出し時間を所定値に維持することができ
る。従って,バス(CAN)メッセージを周期的に伝達
することができるので,決定論的かつ合成可能な通信シ
ステムが得られる。
示すブロック図である。
伝達の経時変化を示す説明図である。
ドウの一例を示すブロック図である。
ブロック図である。
説明するための説明図である。
するためのブロック回路図である。
ベース 111 タイム基準メッセージ
Claims (10)
- 【請求項1】 バスシステムを介して接続され,専用タ
イムベースを有する少なくとも2人の加入者間でメッセ
ージ内のデータを交換するデータ交換方法であって,前
記データを含むメッセージは,前記加入者によりバスシ
ステムを介して伝達され,第1の加入者は,タイミング
ジェネレータとしての機能において,前記第1の加入者
のタイムベースに関するタイム情報を有する基準メッセ
ージを,予め設定された時間間隔でバスを介して繰り返
し伝達するように,メッセージを時間制御し,少なくと
も第2の加入者は,前記タイムベースを使用して前記第
1の加入者の前記タイム情報に応じて自己のタイム情報
を形成し,前記第1の加入者のタイム情報と前記第2の
加入者のタイム情報から補正値を求め,前記第2の加入
者は,前記第2の加入者のタイム情報及び/又はタイム
ベースを補正値に応じて適合させる,ことを特徴とする
データ交換方法。 - 【請求項2】 前記予め設定された時間間隔は,予め設
定可能な長さのタイムウィンドウに分割されていると共
に,前記メッセージは,前記タイムウィンドウ内で伝達
される,ことを特徴とする請求項1に記載のデータ交換
方法。 - 【請求項3】 基準メッセージと,次の基準メッセージ
までの後続のタイムウィンドウが,予め設定可能な長さ
及び/又は予め設定可能な構造の第1のサイクルに統合
され,前記構造は,前記予め設定された時間間隔におい
て,前記基準メッセージの次のタイムウィンドウの長
さ,数及び時間的位置に対応する,ことを特徴とする請
求項1に記載のデータ交換方法。 - 【請求項4】 同一構造を有する複数の第1のサイクル
は,前記第1のサイクルの時間的な長さよりも大きい時
間間隔のメッセージもタイムウィンドウ内で繰り返し伝
達される第2のサイクルに統合される,ことを特徴とす
る請求項1または3に記載のデータ交換方法。 - 【請求項5】 前記各第1のサイクルは基準メッセージ
により開始されるとと共に,前記少なくとも第2の加入
者は,前記第1の加入者のタイムベースに対するタイム
ベース間隔を求める,ことを特徴とする請求項1または
3に記載のデータ交換方法。 - 【請求項6】 少なくとも2人の加入者のタイムベース
の2つの間隔の差分に基づいて補正値が求められる,こ
とを特徴とする請求項1または5に記載のデータ交換方
法。 - 【請求項7】 前記第1のサイクルあるいは前記第2の
サイクルのうち少なくとも一方のタイムウィンドウ内で
は,周期的なメッセージ伝達は実行されずに,アービト
レートメッセージが伝達される,ことを特徴とする請求
項1または2に記載のデータ交換方法。 - 【請求項8】 バスシステムを介して接続され,専用タ
イムベースを有する少なくとも2人の加入者間でメッセ
ージ内のデータを交換するデータ交換装置であって,前
記データを含むメッセージが前記加入者によりバスシス
テムを介して伝達され,かつ第1の加入者はタイミング
ジェネレータとしての機能において,前記第1の加入者
のタイムベースに関するタイム情報を有する基準メッセ
ージを,予め設定された時間間隔でバスを介して繰り返
し伝達するように,メッセージを時間制御し,少なくと
も第2の加入者は,前記タイムベースを使用して前記第
1の加入者の前記タイム情報に応じて自己のタイム情報
を形成し,前記第1の加入者のタイム情報と前記第2の
加入者のタイム情報から補正値を求め,前記第2の加入
者は,前記第2の加入者のタイム情報及び/又はタイム
ベースを補正値に応じて適合させる,ことを特徴とする
データ交換装置。 - 【請求項9】 前記請求項1〜7のうちいずれか1項に
記載の方法により補正値が求められる,ことを特徴とす
るデータ交換装置。 - 【請求項10】 少なくとも2人の加入者間でデータを
交換するバスシステムであって,前記バスシステムによ
り前記請求項1〜7のうちいずれか1項に記載の方法が
実行される,ことを特徴とするバスシステム。
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