JP2553055B2

JP2553055B2 - プログラマブルコントロ−ラ

Info

Publication number: JP2553055B2
Application number: JP61271921A
Authority: JP
Inventors: 和英芦田
Original assignee: Tokyo Shibaura Electric Co Ltd
Current assignee: Toshiba Corp
Priority date: 1986-11-17
Filing date: 1986-11-17
Publication date: 1996-11-13
Anticipated expiration: 2011-11-13
Also published as: JPS63127303A

Description

【発明の詳細な説明】［発明の目的］（産業上の利用分野）本発明はベルトコンベヤを用いた移送装置やロボット
を用いた組立装置などのステップシーケンス制御に使用
するプログラマブルコントローラに関するものである。

（従来の技術）最近IECによりプログラマブルコントローラ（以下PC
と呼ぶ）の標準化言語の１つとして、GRAFCET型のステ
ップシーケンスプログラム言語が提案されている。

GRAFCET型のステップシーケンスプログラム言語は状
態遷移型シーケンスプログラムであり、第11図に示すよ
うに、処理を記述する複数のステップと、１つのステッ
プから次のステップへの実行の遷移条件を検査するWAIT
命令から成り、現在実行中のステップＹ直後のWAIT命令
に付随する遷移条件Ｘが成立するまでは次のステップＹ
＋１の実行を行わず、遷移条件が成立したときに前ステ
ップの出力をオフにして次のステップの処理を実行す
る。

この言語の特徴はWAIT命令を持ち、WAIT命令に付随す
る遷移条件が成立していない間は次のステップの実行は
行わず、その遷移条件の判定を繰返し実行することであ
る。

ステップシーケンス型PCの実行速度の高速化には種々
の方法がある。

例えば、複数のCPUユニットによる並列実行もその１
つの方法であるが、この場合に問題となるのがプログラ
ムをどのように各CPUユニットに分配するかである。ス
テップシーケンスプログラムにおいて、WAIT命令に付随
する遷移条件が成立するまでの待ち時間は、プログラマ
ブルコントローラで制御するプロセス、機器などの動作
状態等の外部事象に左右されるので、単純にプログラム
の長さだけで各CPUユニットにプログラムを分配する
と、各CPUユニットの負荷にアンバランスが生じて最適
な実行効率は得られない。

（発明が解決しようとする問題点）本発明は複数のシーケンスユニットを持つステップシ
ーケンスプログラムの実行速度を複数のCPUユニットを
並列実行させることによって向上させると共に、各CPU
ユニット間の負荷をバランスさせ、これによって全体と
して実行効率を向上したプログラマブルコントローラを
提供することを目的としている。

［発明の構成］（問題点を解決するための手段と作用）本発明のプログラマブルコントローラは、複数のシー
ケンス命令からなる所定の制御を行う複数のシーケンス
ユニットから構成され、並列処理される全てのシーケン
スユニットの処理が完了しないと並列処理以降の処理が
行えない場合には上記並列処理される全てのシーケンス
ユニットによる処理が完了するまで待ち合わせを行う状
態遷移型シーケンスプログラムを格納するプログラムメ
モリと後述する割付け手段により割付けられたシーケン
スユニットを処理するCPUとからなる複数のCPUユニット
と、上記複数のCPUユニットの各CPUユニットがどのシー
ケンスユニットを処理するかを割付ける割付け手段と、
上記CPUユニット毎に各CPUユニットが処理を行っている
時間をカウントしてその総実行時間を求めるカウント手
段と、上記CPUユニット毎の総実行時間を比較してアン
バランスなときには上記割付け手段の割付け内容を変更
する割付け変更手段とを設けているので、外部の負荷状
態が変化しても自動的に最適な負荷配分でプログラム処
理を行うことができる。

（実施例）本発明の一実施例を第１図に示す。第１図では簡単の
ためにCPUユニットが２個の場合を示しているが、３個
以上の場合にも適用可能である。

第１図はCPUユニットの概略図であり、CPUユニット1A
とCPUユニット1Bは同一構成となっており、それぞれCP
U、プログラムメモリおよびワーキングメモリを持って
いる。また、２は制御テーブル用の共有メモリ、３は共
用のCPUバス、４は共用のI/O、５はプログラミングユニ
ットである。

各CPUユニットのプログラムメモリには共通のOSおよ
びプログラミングユニット５で作成された同一のプログ
ラムが格納されており、上記プログラムに含まれるシー
ケンスユニット１〜ｎは後述するシーケンス割付テーブ
ルに従って上記CPUユニット1A、1Bによって分担して並
列実行される。OSは通常PCで用いられているものと同様
に外部通信、自己診断、ステップシーケンスプログラム
の起動、停止および定期的なスキャン実行等を行うとき
に使用される。

第２図は上記CPUユニットの分担の一例を示すシーケ
ンス割付ケーブルであり、共有メモリ２に格納される。

次に本発明のステップシーケンス型PCがステップシー
ケンスプログラムを実行するための命令およびメモリエ
リア（ワークエリア）について説明する。

先ず、シーケンスプログラムを構成するファンクショ
ンの概略を説明する。

第３図（Ａ），（Ｂ）はそれぞれファンクションの一
例を示すものである。ファンクションは、複数のシーケ
ンスユニットと複数のSTEPとからなり、シーケンスユニ
ットは、複数のSTEPとからなる。例えば、複数の機器・
装置により一連のプロセスを行なうようなときには、フ
ァンクションは、一連のプロセスを行なう複数の機器・
装置の相互関係を含めた全体の制御を行なうもので、シ
ーケンスユニットは、それぞれの機器・装置の制御を行
なうもので、STEPは、それぞれの機器・装置を制御する
ために行なう一つ一つの手順を制御するものである。

また、シーケンスユニットは、同時実行が可能なこと
を特徴とするプログラムシーケンスであり、第３図
（Ｂ）のファンクションは、分岐点以降２個のシーケン
スユニットが並列実行されるファンクションである。第
３図（Ａ）のファンクションでは、分岐点は存在するが
この分岐は、どちらかを選択実行するものであるので、
シーケンスユニットとしては１個のシーケンスユニット
を有するファンクションである。

ここでは、一つのファンクションのみ示したが、通常
はファンクションが複数集まって一つのシーケンスプロ
グラムを構成している。

次に、第４図に示す本PCで使用するシーケンス命令に
ついて説明する。

STEP命令はプログラムの処理を示し、ビット入出力の
セットリセットや数値転送およびデータ処理の命令など
がこの中に書かれる。

WAIT命令はこの命令に付随している条件がONのときに
次に命令の処理を実行し、条件がOFFのときは他のシー
ケンスユニットまたはファンクションを実行し、WAIT条
件は次回のスキャン時に再びチェックされる。

BRANCH（選択実行）命令は分岐した１本の水平線で表
わされ、条件により実行すべきシーケンスの流れを選択
する。この命令は排他実行であり、常にただ１個のシー
ケンスのみが実行される。選択実行プログラムはBR SEQ
命令で始まり、END BR SEQ命令で終了し、JOIN命令によ
って元のシーケンスに戻る。

PAR BR（並列実行）命令は無条件に複数のシーケンス
ユニットを起動することが可能であり、分岐した２本の
水平線で表わされる。

PAR SEQ命令は並列実行されるシーケンスユニットの
先頭を示し、END PAR SEQ命令はその終了を示す。並列
起動された全シーケンスユニットの完了は並列起動起動
されたシーケンスユニットの合流点でPAR JOIN命令によ
りチェックされ、全シーケンスユニットの完了を待って
次に命令を実行する。

START命令はファンクションの先頭を示し、END命令は
ファンクションの終了を示す。この命令の後に付される
数字はファンクションの番号を示している。

次に第３図で示したファンクションを実行制御するた
めのファンクション制御フラグおよびテーブル等からな
るワークエリアについて第５図を用いて説明する。

ワークエリアは、シーケンスプログラムの実行状態や
制御するためのアドレス等を一時的に保持する領域であ
る。

第５図に示したワークエリアは、一つのファンクショ
ンに対するもので、複数のファンクションがあるときに
は、それぞれのファンクションごとにワークエリアが必
要である。また、ここでは簡単化のために一つのファン
クションは最大16個のシーケンスユニットを含めるもの
とし、各シーケンスユニットからCALLするサブルーチン
ファンクションは、１レベルのCALL（つまり、CALLされ
たサブルーチンファンクションから他のサブルーチンフ
ァンクションはCALLされない）とする。ここでいうサブ
ルーチンファンクションとは、実行中のファンクション
のシーケンスユニットからCALLされたファンクション
（通常は利用頻度の高い制御を記載したファンクショ
ン）である。

各シーケンスユニットには、プログラム全体での通し
番号がつけられており、該通し番号により各シーケンス
ユニットは管理されている。

例えば、並列起動を行うときには、PAR BR命令の後に
起動するシーケンスユニットの通し番号を記載すること
によって、記載された通し番号のシーケンスユニットが
並列実行される。

次に、ワークエリアの各部について説明する。

BUSYフラグワードＡの各ビットはその時点で起動され
ている各シーケンスユニットに対応しており、“1"は起
動中（例えば、並列実行されるシーケンスユニットの数
がCPUユニットの数よりも多い場合には、全てのシーケ
ンスユニットを同時に並列実行できないので、この場合
の起動中とは、PAR BR命令により起動されたシーケンス
ユニット、つまり、CPUユニットにより処理中のシーケ
ンスユニット及び並列実行されるべき状態にあるシーケ
ンスユニットを指す。）、“0"は実行完了または停止中
を示す。

ネストフラグワードＢの各ビットは各シーケンスユニ
ットに対応しており、“1"のときはそのシーケンスユニ
ットが他のファンクションをサブルーチンファンクショ
ンとしてCALLしていることを示し、“0"のときはサブル
ーチンファンクションをCALLしていないことを示す。

ユニットポインタＣはそのファンクション中で現在実
行中のシーケンスユニットの番号を示している。

ユニットエントリアドレステーブルＤの各ワードは各
シーケンスユニットに対応しており、各シーケンスユニ
ットの遷移条件の成立待ちになっているWAIT命令の再実
行のために、該WAIT命令実行のためのアドレスが格納さ
れている。

サブルーチンファンクションテーブルＥの各ワードは
各シーケンスユニットに対応しており、各シーケンスユ
ニットが他のファンクションをサブルーチンファンクシ
ョンとしてCALLしているときにはCALLしているファンク
ションの通し番号を格納しておく。

リターンアドレスレジスタＦは自ファンクションがサ
ブルーチンファンクションとしてCALLされているときに
は、呼出し側（CALLした）ファンクションへの戻りアド
レスを格納しておく。

ネストカウンタＧは、“1"で自ファンクションがサブ
ルーチンファンクションとしてCALLされていることを示
し、“0"でこのファンクションが通常のファンクション
であることを示している。

次に命令の動作と関連づけて第５図に示したワークエ
リアの機能を第６図および第７図に示したファンクショ
ンプログラムの一例を参照して説明する。第６図および
第７図のファンクションプログラムは第８図に示す穴開
け装置を操作するためのものである。

先ず、第６図および第７図のファンクションプログラ
ムで使用する命令について、説明する。

START…ファンクションのコンテキスト（フラグ情報
等の実行環境情報）をロードして、ファンクションの実
行を可能にする。その後ワークエリアのBUSYフラグワー
ドＡをチェックし、BUSYフラグワードＡが全て“0"のと
きは、ユニットポインタＣに最も若いシーケンスユニッ
トの番号をロードしてそのエントリアドレスへジャンプ
し、BUSYフラグワード、に“1"のビットがあるときに
は、ユニットポインタＣの指すシーケンスユニットのエ
ントリアドレスへジャンプする。

WAIT（Ｘ）…前のステップから次のステップへの遷移
条件のチェックを行う。遷移条件は（Ｘ）で指定され、
（Ｘ）はスイッチ、センサ等からのビット入力である。
先ず、自WAIT命令のアドレスを現在実行中のシーケンス
ユニットに対応するユニットエントリアドレステーブル
Ｄのワードにセーブする。その後、Ｘ＝“1"（遷移条件
が成立）のときは、前のステップの実行は完了したの
で、次のステップを実行する。Ｘ＝“0"（遷移条件が未
成立）のときは、ユニットポインタＣを更新させてBUSY
のシーケンスユニットを捜し、BUSYのシーケンスユニッ
トがなければOSに戻り次のスキャンでの実行を待ち、BU
SYのシーケンスユニットがあれば、そのコンテキストを
ロードして対応するシーケンスユニットのエントリアド
レスへジャンプする。

CALL…呼出し側シーケンスユニットに対応したネスト
フラグワードＢを“1"にセットし、CALLされたファンク
ションの番号をサブルーチンファンクションテーブルＥ
に登録する。次に、CALLされたファンクションのネスト
カウンタＧを“1"にしてリターンアドレスを有効にし、
戻りアドレス（呼出し側のCALL命令の次に命令のアドレ
ス）をリターンアドレスレジスタＦに登録し、CALLされ
たファンクションの先頭へジャンプする。

END…ネストカウンタＧが“0"のときは、通常のファ
ンクションなのでOSに戻り、OSは他のファンクションの
起動やスキャン実行時のスケジューリングを行う。ネス
トカウンタＧが“1"のときは、CALLされたファンクショ
ンなので、ネストカウンタＧを“0"にリセットし、次に
呼出し側のネストフラグワードＢを“0"にリセットし
て、CALLされたファンクションのリターンアドレスレジ
スタＦに登録されているアドレスへジャンプする。

PAR BR n₁,…,n_m（並行実行スタート）…シーケンス
ユニットn₁,…,n_mの先頭のアドレス（PAR SEQ n₁,…,PA
R SEQ n_mのアドレス）を対応するユニットエントリアド
レステーブルＤのワードにセーブすると共に、シーケン
スユニットn₁,…,n_mに対応するBUSYフラグワードＡをセ
ットする。

PAR SEQ n…並列実行シーケンスユニットの先頭を示
すもので、CPUユニットは、後述するシーケンス割付テ
ーブルを検索し、自CPUユニットがこのシーケンスユニ
ットを実行するかを決定する。自CPUユニットが実行す
るシーケンスユニットであれば続く命令を実行し、自CP
Uユニットが実行するシーケンスユニットでなければEND
PAR SEQ nまでの命令を読み飛ばし、実行はしない。

END SEQ PAR n…並列実行シーケンスユニットの終了
を示すもので、シーケンスユニットｎは実行を完了した
ので、対応したBUSYフラグワードＡをリセットする。

PAR JOIN n₁,…,n_m（並列完了チェック）…自PAR JOI
N n₁,…,n_m命令のアドレスを対応するユニットエントリ
アドレステーブルＤのワードにセーブすると共に、シー
ケンスユニットn₁,…,n_mに対応するBUSYフラグワードＡ
をチェックし、完了（BUSYフラグが全て“0"）のときは
次の命令を実行する。完了でないときには、WAIT命令に
おいてＸが“0"のときと同様の処理、すなわち他のBUSY
のシーケンスユニットを捜して、その処理を行う。

次に以上の命令を用いてプログラムされる第８図に示
した穴開け装置の手順について説明する。ここでは、第
２、第３のステーションの前の回転板のプレートには、
あらかじめ部品が乗っているものとする。

穴開け装置は、部品をプレート１の上に乗せ搬送する
回転板２と、部品を供給する供給口３と供給口３からの
部品をプレート１に乗せるローダー４とからなる第１の
ステーションと、プレート１の上の部品に穴を開けるド
リル５とプレート１の上の部品を固定する押さえ部６と
からなる第２のステーションと、ドリル５によって開け
られたプレート１の上の部品の穴の大きさを計測する穴
径ゲージ７と穴の大きさが所定値未満の部品が送られる
正常品スライド８と穴の大きさが所定値以上の部品が送
られる異常品スライド９と正常品スライド８または異常
品スライド９にプレート１の上の部品を送るイジェクタ
ー10とからなる第３のステーション３とからなり、第１
のステーション乃至第３のステーションはそれぞれ等間
隔で配置されている。

次に、各ステーションでの動作について説明する。

第１のステーションでは、先ず、供給口３から部品が
供給され、供給された部品はローダー４により押し出さ
れ回転板のプレート１に乗せられる。

第２のステーションでは、先ず、押さえ部６により部
品が固定され、ドリル５によって部品に穴が開けられ
る。その後、押さえ部６による部品の固定が解除され
る。

第３のステーションでは、先ず、穴径ゲージ７でドリ
ル５によって開けられた部品の穴の大きさが計測され、
穴の大きさが所定値未満ならばイジェクター10により部
品を正常品スライドに送る。穴の大きさが所定値以上な
らばスライドを動かしイジェクター10の正面に異常品ス
ライド９を移動させた後イジェクター10により部品を異
常品スライド９に送り、その後スライドを動かしイジェ
クター10の正面に正常品スライド８を移動させる。

そして、第１のステーション乃至第３のステーション
の全ての工程が終了すると、回転板２を回転させ、次の
部品が送られてくると、第１のステーション１乃至第３
のステーションは上記工程を繰り返し行う。

次に第６図および第７図のファンクションプログラム
を用いて並列処理及びサブルーチンファンクションの呼
出しについて説明する。ここでは、２台のCPUユニット
によって、処理するものとし、かつ、シーケンス割付テ
ーブルによって、一方のCPUユニットＡにはシーケンス
ユニット１、２、４、６が割付けられ、他方のCPUユニ
ットＢにはシーケンスユニット３、５が割付けられてい
るとする。

シーケンス割付テーブルは、各CPUユニットがどのシ
ーケンスユニットを処理するかを割付けているもので、
各CPUユニットからアクセス可能な共有メモリに格納さ
れている。

ここでいうシーケンスユニット１はSTEP0であり、シ
ーケンスユニット２はSTEP1乃至STEP3であり、シーケン
スユニット３はSTEP4乃至STEP8であり、シーケンスユニ
ット４はSTEP9乃至STEP15であり、シーケンスユニット
５はSTEP16であり、シーケンスユニット６はファンクシ
ョン２のSTEP17乃至STEP20である。

先ず、CPUユニットＡ、Ｂは、シーケンス割付テーブ
ルを検索し、自CPUユニットがシーケンスユニット１を
実行するか決定する。この例ではシーケンスユニット１
はCPUユニットＡに割付けられているのでCPUユニットＡ
によって実行される。このときCPUユニットＢはシーケ
ンスユニット１を最後まで読み飛ばし、BUSYフラグワー
ドＡをチェックする。この例では他のBUSYフラグワード
Ａは“0"であるので処理待ちになる。

シーケンスユニット１では、最初にNo（１）のSTART
命令が実行され、ファンクションのコンテキスト（フラ
グ情報等の実行環境情報）がワークエリアにロードさ
れ、ファンクションの実行環境が整えられる。

次に、No（２）のSTEP 0が実行され、穴開け装置の各
ステーションの状態を初期状態にする。ここでは、第１
のステーションのローダー４を復帰状態にし、第２のス
テーションのドリル５を上昇状態、押さえ部６を復帰状
態にし、第３のステーションの穴径ゲージ７を上昇状
態、正常品スライド８をイジェクター10の正面に移動、
イジェクター10を復帰状態にする。

そして、No（３）のWAITの遷移条件であるスタートボ
タンがオンになると、No（４）のPAR BR 1,2,3が実行さ
れ、シーケンスユニット２、３、４の先頭のアドレス
（プログラムメモリ上の該シーケンスユニットが格納さ
れている先頭のアドレス）を対応するユニットエントリ
アドレステーブルＤに登録し、シーケンスユニット２、
３、４に対応するBUSYフラグワードＡを“1"にセットす
る。

No（４）のPAR BR 1,2,3により３つのシーケンスユニ
ット２乃至４のBUSYフラグワードＡが“1"にセットされ
ているので、先ず、CPUユニットＡ、ＢはBUSYフラグワ
ードＡをチェックし、シーケンスユニット２のBUSYフラ
グワードＡが“1"にセットされているのを認識する。次
に、CPUユニットＡ、Ｂはシーケンス割付テーブルを検
索して、自CPUユニットがシーケンスユニット２を実行
するか決定する。この例ではシーケンスユニット２はCP
UユニットＡに割付けられているのでCPUユニットＡによ
って実行される。CPUユニットＢはシーケンスユニット
１を最後まで読み飛ばし、No（12）のPAR JOIN 1,2,3に
より再実行のために自PAR JOIN 1,2,3命令のアドレスを
ユニットエントリアドレステーブルＤに登録すると共
に、次のBUSYフラグワードＡをチェックする。そして、
シーケンスユニット３のBUSYフラグワードＡが“1"にセ
ットされているのを認識し、シーケンス割付テーブルを
検索し、自CPUユニットがシーケンスユニット３を実行
するか決定する。この例ではシーケンスユニット３はCP
UユニットＢに割付けられているのでCPUユニットＢによ
って実行される。

シーケンスユニット１では、第１のステーションでの
動作である供給口から供給される部品をローダーにより
押し出し、回転板のプレートに乗せ、その後、ローダー
を元の位置に戻すといったことを実現している。これと
平行して、シーケンスユニット２では、第２のステーシ
ョンでの動作である押さえ部で部品を固定し、ドリルを
下降させ部品に穴を開け、ドリルを上昇させ元の位置に
戻し、押さえ部による部品の固定を解放するといったこ
とを実現している。

ここで、シーケンスユニット２の方がシーケンスユニ
ット３よりも早く終了したとする。シーケンスユニット
２の処理が終了すると、CPUユニットＡは、No（11）のE
ND PAR SEQ 1によりシーケンスユニット２に対応するBU
SYフラグワードＡを“0"にリセットする。そして、No
（12）のPAR JOIN 1,2,3により再実行のために自PAR JO
IN 1,2,3命令のアドレスをユニットエントリアドレステ
ーブルＤに登録すると共に、次のBUSYフラグワードＡを
チェックする。この場合は、先ず、シーケンスユニット
３のBUSYフラグワードＡが“1"にセットされているのを
認識し、シーケンス割付テーブルを検索し、自CPUユニ
ットがシーケンスユニット３を実行するか決定する。こ
の例ではシーケンスユニット３はCPUユニットＢに割付
けられているのでCPUユニットＡはシーケンスユニット
１を最後まで読み飛ばし、No（12）のPAR JOIN 1,2,3に
より再実行のために自PAR JOIN 1,2,3命令のアドレスを
ユニットエントリアドレステーブルＤに登録すると共
に、再度次のBUSYフラグワードＡをチェックする。そし
て、シーケンスユニット４のBUSYフラグワードＡが“1"
にセットされているのを認識し、シーケンス割付テーブ
ルを検索して、自CPUユニットがシーケンスユニット４
を実行するか決定する。この例ではシーケンスユニット
４はCPUユニットＡに割付けられているのでCPUユニット
Ａによって実行される。

よってこれからは、シーケンスユニット３とシーケン
スユニット４とが並列実行されることになる。

シーケンスユニット４では、第３のステーションでの
動作である穴径ゲージで部品に開けられた穴の大きさを
計測し、穴の大きさが所定値未満ならばイジェクターに
より部品を正常品スライドに送り、穴の大きさが所定値
以上ならばスライドを動かしイジェクターの正面に異常
品スライドを移動させイジェクターにより部品を異常品
スライドに送りその後スライドを動かしイジェクターの
正面に正常品スライドを移動させるといったことを実現
している。

シーケンスユニット４において、部品の穴の大きさが
所定値以上であったとすると、No（44）,No（45）,No
（46）実行の後、No（47）のCALL 2が実行される。No
（47）のCALL 2によってシーケンスユニット４に対応す
るネストフラグワードＢを“1"にセットし、CALLされた
ファンクションの番号“2"をサブルーチンファンクショ
ンテーブルＥに登録する。次に、CALLされたファンクシ
ョン２のネストカウンタＧを“1"にしてリターンアドレ
スを有効にし、戻りアドレス（No（48）のWAIT命令のア
ドレス）をリターンアドレスレジスタＦに登録し、そし
て、シーケンス割付テーブルを検索して、自CPUユニッ
トがファンクション２（シーケンスユニット６）を実行
するか決定する。この例ではシーケンスユニット６はCP
UユニットＡに割付けられているのでCPUユニットＡはシ
ーケンスユニット６に実行に移る。

ファンクション２は、１つのシーケンスユニットから
なり、第３のステーションでの動作であるスライドを動
かしイジェクターの正面に異常品スライドを移動させイ
ジェクターにより部品を異常品スライドに送りその後ス
ライドを動かしイジェクターの正面に正常品スライドを
移動させるといったことを実現している。

ここで、シーケンスユニット４がファンクション２を
CALL中に、シーケンスユニット３の処理が終了すると、
CPUユニットＢは、No（27）のEND PAR SEQ 2によりシー
ケンスユニット３に対応するBUSYフラグワードＡを“0"
にリセットする。そして、No（12）のPAR JOIN 1,2,3に
より再実行のために自PAR JOIN 1,2,3命令のアドレスを
ユニットエントリアドレステーブルＤに登録すると共
に、次のBUSYフラグワードＡをチェックする。この場合
は、シーケンスユニット４のBUSYフラグワードＡが“1"
で、かつ、ネストフラグワードＢが“1"であるので、サ
ブルーチンファンクションテーブルＥに登録されたファ
ンクション２（シーケンスユニット６）が自CPUユニッ
トに割付けられているかシーケンス割付テーブルを検索
する。この例ではシーケンスユニット６はCPUユニット
Ａに割付けられているのでCPUユニットＢはシーケンス
ユニット６を最後まで読み飛ばし、リターンアドレスレ
ジスタＦに登録されているアドレスにジャンプし、ファ
ンクション１に戻る。そして、次のBUSYフラグワードＡ
をチェックする。この場合は、BUSYフラグワードＡはシ
ーケンスユニット４までしかないので、CPUユニットＢ
は処理待ちになる。

その後、CPUユニットＡはファンクション２のシーケ
ンスユニットの処理が終了し、シーケンスユニット４に
戻りその処理を行う、シーケンスユニット４の処理も終
了すると、CPUユニットＡは、No（42）のEND PAR SEQ 3
によりシーケンスユニット４に対応するBUSYフラグワー
ドＡを“0"にリセットする。そして、No（12）のPAR JO
IN 1,2,3により再実行のために自PAR JOIN 1,2,3命令の
アドレスをユニットエントリアドレステーブルＤに登録
すると共に、次のフラグワードＡをチェックする。この
場合は、全てのシーケンスユニットに対応するBUSYフラ
グワードＡが“0"になっているので、次の命令に移る。

以上で並列部分の処理は完了したので、シーケンスユ
ニット５がシーケンス割付テーブルで割付けられたCPU
ユニットＢにより実行され、No（14）のSTEP 16により
回転板が回転させられ、No（14）のWAITにより回転板上
のプレートが所定の位置まで移動すると回転が止まり、
終了する。

以上に説明した方法により、ステップシーケンス型の
プログラムを実行することが可能であり、また本方式で
は並列実行可能な各シーケンスユニットに独立した番号
がつけられているので第２図に示すシーケンス割付テー
ブルを使用し、シーケンスユニットの先頭の命令でその
シーケンスユニットを実行すべきCPUユニットの番号を
チェックすることによって複数のCPUユニットによる並
列実行が可能である。また、シーケンス割付テーブルの
動的な変更により、CPUユニットの数や割付の変更が容
易である。従って、CPUユニットのバックアップやフォ
ールトトレラント的使用法が容易に実現できる。このと
き、各シーケンスユニットのファンクション制御フラグ
およびテーブル等からなるワークエリアは共有メモリ内
に置かれる。

次に、シーケンス割付テーブルでのシーケンスユニッ
トのCPUユニットへの割付け方法について説明する。

シーケンス割付テーブルの最初の設定は、プログラミ
ングユニットによって設定される。

プログラミングユニット５は、プログラムを作成する
ための装置であり、プログラムをグラフィック的（フロ
ーチャートの様な形）に記載することによって、プログ
ラムを作成できるので、容易にプログラムを作成するこ
とができる。また、プログラミングユニット５は、第１
図に示すようにCPUバス３に接続されていて、作成した
プログラムを各CPUユニットのプログラムメモリに書き
込むことができるものである。但し、プログラミングユ
ニット５は、常にCPUバス３に接続されている必要はな
く、プログラムを各CPUユニットのプログラムメモリへ
書き込む等の作業が終わった後はCPUバス３から切り離
してもかなわない。

また、プログラミングユニット５は、その機能の一つ
として、シーケンス割付テーブルの割付けを行ってい
て、グラフィック的に記載したプログラムに従ってシー
ケンスユニットの実行順にCPUユニット1A→1B→1A→1B
→…が割り付けられる。

従来は、上記のようにプログラミングユニット５によ
ってシーケンスユニットの実行順に割付けられたシーケ
ンス割付テーブルに従ってシーケンスユニットの処理を
行っていたので、シーケンスユニットの処理にかかる時
間に制御するプロセス・機器などの動作状態によりバラ
付きが生じること、例えばWAIT命令に付随する遷移条件
が成立するまでの待ち時間等によるバラ付きが考慮され
ていなかったので、各CPUユニット間に負荷のアンバラ
ンスが生じて、処理効率が悪かった。

よって、本実施例では、プログラムを処理していくな
かで、各CPUユニット間の負荷のアンバランスを検出す
ると、シーケンス割付テーブルの割付けを変更すること
によって、各CPUユニット間の負荷のアンバランスをな
くして、処理効率を良くする。

このために、いずれかのCPUユニットが各CPUユニット
の負荷を検出するようにし、また、いずれかのCPUユニ
ットがシーケンス割付テーブルの割付けを変更するよう
にする。この各CPUユニットの負荷を検出するCPUユニッ
トとシーケンス割付テーブルの割付けを変更するCPUユ
ニットはシステムスタート前に人によって設定される。
但し、設定されたCPUユニットは、各CPUユニットの負荷
の検出、シーケンス割付テーブルの割付けの変更だけを
するのではなく、シーケンスユニットの処理も行う。

プログラムが実行されると、各CPUユニットは、プロ
グラミングユニット５によってシーケンスユニットの実
行順に割付けられたシーケンス割付テーブルに従ってシ
ーケンスユニットを処理していく。

このとき、設定された各CPUユニットの負荷を検出す
るCPUユニットのOSが、所定期間ごとに割込み処理を行
い、共有メモリのBUSYフラグワードを調べ、全シーケン
スユニットについてBUSYフラグがセットされていた回数
をカウントして、各シーケンスユニットの実行カウント
数と各CPUユニットの総実行カウント数とを検出する。
この割込み処理は該CPUユニットがシーケンスユニット
を処理中でもその処理を中断して行う。

処理が割り当てられたCPUユニットは、処理を行うシ
ーケンスユニットの演算時間、および、そのシーケンス
ユニットの制御対象となる機器の動作が完了するまでの
時間シーケンスユニットに拘束されており、BUSYフラグ
は、その拘束されている間セットされているので、この
BUSYフラグがセットされていた回数をシーケンスユニッ
トの実行カウント数とすると、各シーケンスユニットの
実行カウント数は、処理が割り当てられたCPUユニット
がそのシーケンスユニットに拘束される時間（負荷）を
表していて、この各シーケンスユニットの実行カウント
数をCPUユニットごとに累計した各CPUユニットの総実行
カウント数は、プログラムを通してのCPUユニットの負
荷を表わしている。

また、設定された各CPUユニットの負荷を検出するCPU
ユニットのOSは、各CPUごとに、シーケンスユニットご
との実行カウント数（実行負荷）を示すプロフィールを
作成し、共有メモリ２に格納する。第９図は、プロフィ
ールのイメージ図であり、第９図では各シーケンスユニ
ットをシーケンスユニットの実行カウント数の大きい順
に並べてある。

割付けの変更は、設定されたシーケンス割付テーブル
の割付けを変更するCPUユニットのOSが、バラ付きが均
一化される十分に長い周期で、かつ、シーケンスプログ
ラムが終了したタイミングで、各CPUユニットの総実行
カウント数を比較し、各CPUユニットの総実行カウント
数にアンバランスがある場合には、総実行カウント数が
可能な限り等しくなるように、シーケンス割付テーブル
のシーケンスユニットの割付けの変更を行う。

割付けの変更の方法については、第10図を参照して説
明する。

第10図は上記CPUユニット1A、1B間の負荷のアンバラ
ンスを補正するためにシーケンス割付テーブルを変更す
る手順を示すフローチャートである。

先ずCPUユニット1A、1Bのそれぞれの総実行カウント
数N1、N2を求めてその大小を比較し、N1≧N2のときはCP
Uユニット1A側の実行カウント数の最小（m1）なシーケ
ンスユニットをCPUユニット1B側に移す。

これによってCPUユニット1A、1Bのそれぞれの総実行
カウント数はN1＝N1−m1、N2＝N2＋m1となる。更に、こ
の変更された新しいCPUユニット1A、1Bのそれぞれの総
実行カウント数N1、N2を比較して総実行カウント数をで
きるだけ同じにする。

また、N1＜N2のときも同様な動作によって両方のCPU
ユニットの総実行カウント数のバランスが行われる。

上記のようにして複数のCPUユニットによる処理の高
速化と共に負荷の平均化が可能になる。平均化が十分に
行われた後はこの処理は省略してもよい。

また、本発明のPCではCPUの台数および実行すべきプ
ログラムの部分が自由に決定できるので、CPUユニット
のバックアップが容易である。例えば複数のCPUユニッ
ト中の１台のCPUユニットが故障した場合には、そのCPU
ユニットに割付けられていたシーケンスユニットを残り
のCPUユニットに割付け直すことにより、機能の代替が
可能であり、これは、CPUユニットが１台になるまで続
けることができる。

［発明の効果］以上説明したように本発明のプログラマブルコントロ
ーラでは、ステップシーケンスプログラムを複数のCPU
ユニットにより並列実行することが可能であり、また各
CPUユニットの実行負荷のプロフィールを作成すること
によって負荷状況を知り、シーケンスユニットのCPUユ
ニットに対する割付けを変更することが可能である。

これによってプログラムの高速実行と共に負荷の平均
化を自動的に行うことが可能となり、従ってプログラム
が各プログラムの実行負荷を検討してプログラムの割付
けを決定する必要はない。

また外界の変化によりプログラムの負荷状況が変化し
ても、各CPUユニットの負荷はそれに適応して変化する
ことが可能なので、CPUの能力を最大限有効に利用する
ことが可能となる。

またCPUユニットの故障発生に対してもCPUユニットに
対するプログラムの再配分によって各CPUユニットの能
力を有効に活用し、残りのCPUユニットによる運転の継
続を可能にすることができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例を示す系統図、第２図はシー
ケンスユニットのCPUユニットへの割付けの一例を示す
シーケンスユニット割付テーブル図、第３図（Ａ），
（Ｂ）はそれぞれプログラミングモデルの一例を示す
図、第４図は本発明で用いられる命令語の説明図、第５
図は本発明で用いられるワークエリアの説明図、第６図
は第７図とともに並列実行プログラムの具体的な一例を
示す図、第７図は第６図とともに並列実行プログラムの
具体的な一例を示す図、第８図は穴開け装置の概略図、
第９図はCPUユニットの負荷のプロフィールの一例を示
す図、第10図はCPUユニットの負荷バランスの手順の一
例を示すフローチャート、第11図はステップシーケンス
プログラム言語の説明図である。 1A、1B……CPUユニット２……共有メモリ３……共有CPUバス４……I/O

フロントページの続き (56)参考文献特開昭56−17401（ＪＰ，Ａ) 特開昭56−99560（ＪＰ，Ａ) 特開昭57−757（ＪＰ，Ａ) 特開昭60−51946（ＪＰ，Ａ) 特開昭61−231656（ＪＰ，Ａ) 特開昭55−37626（ＪＰ，Ａ)

Claims

(57)【特許請求の範囲】

【請求項１】複数のシーケンス命令からなる所定の制御
を行う複数のシーケンスユニットから構成され、並列処
理される全てのシーケンスユニットの処理が完了しない
と並列処理以降の処理が行えない場合には前記並列処理
される全てのシーケンスユニットによる処理が完了する
まで待ち合わせを行う状態遷移型シーケンスプログラム
を格納するプログラムメモリと後述する割付け手段によ
り割付けられたシーケンスユニットを処理するCPUとか
らなる複数のCPUユニットと、前記複数のCPUユニットの各CPUユニットがどのシーケン
スユニットを処理するかを割付けるもので、初期段階で
は予め定められた条件で割付けられている割付け手段
と、前記CPUユニット毎に各CPUユニットが処理を行っている
時間をカウントしてその総実行時間を求めるカウント手
段と、予め定められた期間ごとに、前記CPUユニット毎の総実
行時間を比較してアンバランスなときには前記割付け手
段の割付け内容を変更する割付け変更手段とを具備した
ことを特徴とするプログラマブルコントローラ。
【請求項２】前記割付け変更手段は前記CPUユニット毎
の総実行時間が均等になるように前記CPUユニット毎に
シーケンスユニットの割付けを行い、負荷配分を平衡さ
せることを特徴とする特許請求の範囲第１項記載のプロ
グラマブルコントローラ。