JPH05506527A

JPH05506527A - ノードを有する分散形ネットワークシステム中のデータの位置付け方法

Info

Publication number: JPH05506527A
Application number: JP91504862A
Authority: JP
Inventors: パスクツチ，グレゴリー・エイ; ラスムセン，デイビツド・イー; デシオス，ゲイロン・エム; ガーベ，ジエイムズ・アール; ハイザー，スーザン・エム; ウオースト，カレン・エル; バイラバン，バイラバン・イー; コツチ，デイビツド・エル; ゴツツシヤルク，ドナルド・エイ・ジユニア; バークハード，デニス・イー; スタンデイツシユ，ダーレル・イー; メイドウス，ポール・ダブリユ; スペイセツク，ダン・ジエイ; ネスラー，クレイ・ジー; スターク，ジエイムズ・ケイ; メイジエランド，オツトー・エム; シンジヤース，ロバート・アール; ワグナー，マイケル・イー
Original assignee: ジヨンソン・サービス・カンパニー
Priority date: 1990-01-30
Filing date: 1991-01-25
Publication date: 1993-09-22
Anticipated expiration: 2013-10-15
Also published as: JPH07182283A; US5550980A; US5598566A; JP2810231B2; AU7330491A; US5511188A; DE69108900D1; CA2075048C; WO1991011766A3; US5384697A; US5444851A; US5884072A; US6115713A; US5522044A; CA2075048A1; US5463735A; AU647086B2; ATE121208T1; EP0513206A1; JPH0855051A

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるため要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】ネットワーク　ファシリティマネジメントシスーム光ｊしと１１＝１、見里ｍ弓り艷１　本発明は、独立して作動し得るか又はネットワークを形成するように相互に接続され得る自動処理システムに係る。

特に本発明は、非限定的な例として、ファシリティマネジメントシステム（ＦＭＳ）で使用することができる。

２．１！Ｕ！ｉｌプロセッサ制御下で作動する従来技術の自動システムは、プロセッサ、作動ユニット（例えばセンサ及び他の物理的パラメータ監視ユニット）、及びハードウェアで実現される他のデータ収集制御機器との間でデータを伝送させる。

このような現代的システムとしては特に、自動産業及び環境制御を行うファシリティマネジメントシステム（ＦＭＳ）を挙げることができる。データ収集制御機器の種々の型の間には一貫性がないので、自動システムは複数の非標準作動ユニットに適合できなければならない、適合性を得るために、このようなシステムは個々のインタフェース要件に合わせて注文設計されたソフトウェアを使用することが多かった。このためには、ソフトウェア設計に多数の妥協が必要である。更に、新たな作動ユニットを追加する場合、又は既存の作動ユニットを変更する場合には、１個以上の完全なソフトウェアパッケージを再書き込みすることがしばしば必要になる。これは、新しい作動ユニットの要件が前のユニットに書き込まれたソフトウェアに不適合な場合が多いためである。ソフトウェアの種々の部分間及び作動ユニットとプロセッサとの間のインタフェースは、ソフトウェアの肝要部分であるので、ソフトウェアパッケージ全体を再書き込みしなければならない。

ソフトウェアが作動ユニットの変更により影響される程度を減少させるための１つのアプローチは、論理点情報ノードの使用である。これは、高レベルソフトウェア機能を作動ユニットの個々の特性から分離するしようとするモジュラ−アプローチである。しかしながら、このアプローチは依然として作動ユニットの物理的又は論理的位置と、その個々の特性に依存している。このようなモジュラ−アプローチにより高レベルソフトウェア機能をある程度まで分離することができるが、入力及び出力に適応するように作動ユニットに固有のソフトウェアを書き込むことは依然として必要である。従って、既知の技術を使用すると、作動ユニットハードウェアの相違により比較的影響されないようなソフトウェアを提供することは不可能であった。その結果、新しい作動ユニットを追加する場合又は既存のデータ収集ユニットを実質的に変更する場合に、大規模な修正を必要としないソフトウェアを生成することも不可能であった。

特にデータ収集及び他の遠隔制御ハードウェアを使用するシステムにおける関連技術の別の制約は、使用可能なデータ構成体が制限されていることである。データ成鶏及び他の遠隔制御ハードウェアは、典型的には特別にフォーマットされたデータを備え且つ必要とし、データの所望部分に適宜アクセスできないことが多い。その結果、現状のシステムでは場合により、異なる目的に使用すべきデータを複製したり、先に得られたデータに再びアクセスすることが必要である。また、このようなシステムでは、データ収集装置により直接収集されるデータでなく、処理装置により展開される中間データにアクセスすることは困難な場合がある。

ファシリティマネジメントに使用されるシステムを含む自動システムは、集中又は分散処理技術を使用して作動し得る。従って、ホストノードのデータは、ネットワークを通ってホストノードに接続された別のノード（参照ノード）で処理するためにアクセスされ得る。実時間分散処理システムでは、比較的独立して作動するプロセッサノードは情報を交換するために１つ以上のデータバスを介して相互に通信する。参照ノードがホストノードのデータベース内のデータエレメントにアクセスするためには、参照ノードが必要なデータエレメントと、ホストノード内の該データエレメントの固有ロケーションとを含むデータベースを有するホストノードを識別できるように規則を設定しなければならない。

このような規則は、適切なホストノードアドレス又はホストノード内のアドレスデータへのアクセス要求を翻訳するために中央ノードを利用しないようにすべきである。これは、この機能を実施する中央ノードが故障すると、システム全体の作動が妨げられるためである。

更に、特定のデータエレメントのために実時間ネットワーク全体又は１つのノードのデータベースさえもサーチすることは許容し難い、これは、このようなサーチにより費やされる時間が非常に長いためである。従って、ホストノード内から必要なデータを得るための直接アクセスメカニズムが必要とされている。更に、分散システムの各ノードのデータベースは、システムの他のノードのデータベースから独立しているべきである。ホストデータベースが変化する毎に新しいデータを参照ノードにダウンロードすることにより、ノードを同期させることも必要とすべきではない、先にホストノードから入手可能であったデータがまだ存在しているとしても、ホストノードデータベースアドレスがどのように変更されるかに関係なく、参照ノードで利用できるべきである。更に、データエレメントが１つのノードから別のノードに移動する場合でさえも、データは参照ノードで利用できるべきである。

このような実時間分散システム上のノード間でデータを参照するための従来技術は、上記要件のすべてを同時に満足することができない、１つの既知のアプローチは、ハードメモリアドレスの使用である。参照ノードは、そのデータベース内にホストデータベース内のデータの固定メモリアドレスを維持する。参照データベースが通常はオフライン生成装置で生成されるとき、アドレスは一般に名前付きのデータエレメントに結び付けられている。従って、結果はホストノード内のデータに直接アクセスできるようにオンラインノードにダウンロードされる。この技術はデータへの迅速なアクセスを提供し、アドレスを翻訳するために中央ノードを必要としないが、ホストノードデータベースの変更に対する適応型と欠く。

ホストノードデータベースの変更の結果としてノード内のアドレスが変化すると、参照ノード内のデータエレメントに関連する固定メモリアドレスは時代遅れになる。データエレメントが１つのノードから別のノードに移動するときに同一の問題が生じる。その結果、全参照ノードをデータエレメントの新しいアドレスに再同期しなければならない、特に大型のシステムでは、これは時間消費的な作業であり、更新が完了するまで参照ノードをオフラインとみなさなければならない、ファシリティマネジメントシステム（ＦＭＳ）において参照ノードは、ノードがオフラインのときにはもはや維持できないことが多い産業及び環境制御機能を実施する。

第２の技術は、データエレメントをホストノード内で位置決めするために「ソフト」アドレス又はレコード番号を使用する。この技術を使用すると、論理データベース構造内の相対位置又は固有識別番号がデータエレメントに割り当てられる。ハードメモリアドレス技術を使用する場合と同様に、高速且つ確実なデータアクセスが得られる。しがしながら、ホストノードデータベースの変更によりデータベース内のエレメントの相対位置が変化した場合、参照ノードは再び時代遅れになり、新しい情報を参照装置にダウンロードしなければならない、固有識別番号をデータ項目に割り当てようとする場合には別の問題が生じる。更に処理しなければ、分散システムで同一認識番号が２つ以上のホストにより使用されないように保証することは不可能である。その結果、ネットワーク上に許容し難いコンフリクトを生じる６最後に、参照ノードを更新後、古いデータベースをホストノードにダウンロードすると、参照ノード中の情報が無効になってしまうので、このようなダウンロードは不可能である。

第３の従来のアプローチは、システム内の各データエレメントに名称を割り当てることである０名称はデータを位置決めするために使用される中央ノードに記憶される。このアプローチはデータエレメントが随意に移動できるので柔軟性が高いが、物理的ロケーションへの名称のマツピングを含むこの中央ノードは、信頼性の点で問題となる。これは、中央ノードが故障すると、ネットワーク上の全通信が寸断されるためである。

第４の従来のアプローチは同様に、各データエレメントに名称を割り当てるものであるが、参照が行われる毎にネットワークをサーチすることにより中央探索ノードの使用を省略する。しかしながら、はとんどのシステムではデータエレメントが要求される毎にネットワーク全体をサーチするので、データ通信及び処理負担が許容不能となる。

複数の７−ドを有するネットワーク化システムは更に、−貫したオペレーションのために同期時間及び大域データを必要とする。これは、ビルディングの特定エリアの温度調節のようにスケジュールされた機能が日時及び他の変数に基づいて規則的に作動し得るファシリテイマネジメントシステムの場合に特に重要である。即ち、システム上のノードの１つは時間を正確に追跡し、他のノード間で時間情報を調整しなければならない、しかしながら、マスタノードを使用する現状のシステムは、マスタノードが故障した場合に時間調整できない危険がある。

付加ノードをネットワーク化システムに追加する場合、新しい各ノードのデータベースを大域変数の最新データベースに同期させることも必要になる。これらのａ能を実施するためにマスタノードを使用する従来のシステムは、マスタノードが故障した場合にこのエリアで信頼性の問題の危険もある。

また、個々のノード又はノードと作動ユニットとの間の中間プロセッサと通信する作動ユニットは、データバスネットワーク又は類似構造を使用してノードに接続され得る。

一貫性のために、個々のノードに接続された作動及び処理ユニットは、システム変数の最新値を受け取ることが必要である。マスタノード制御下のネットワーク化システムは、このレベルで同様の信頼性の危険がある。

自動処理システムでは、高レベルソフトウェア機能及びルーチンは、同一レベルの他のプロセッサ又はシステム上のノードの１つにより制御されるより低レベルのプロセッサで生じる事象によりトリガされ得る。しかしながら、ノードの１つに新しい情報をダウンロードすることによりデータバスの変更が生じると、このような事象トリガにエラーが生じ得る。これらの事象トリガ同期の問題を追跡しない現状のシステムは、新しい情報をノードの１つにダウンロード後に重要なソフトウェア機能が実施されるように保証することはできない。

また、システム中で実施される処理により生じる結果又はシステムにより発生されるコマンドのレポートは、適切な表示又は記憶装置にルーティングされなければならない。

このような装置のロケーションの変更に適応できない現状のシステムは、動的環境では厳しく制限される。更に、ノードにダウンロードされたこのような装置のロケーションデータの変更を同期しない現状のシステムは、レポート又はメツセージが適正な装置に到達するように保証することができない、実際に、システムによってはルーティングできないメツセージは廃棄される。これは、このような設計をファシリティマネジメントシステムに適用するのに非常に深刻な制限である。

多くの場合、特にファシリテイマネジメントシステムでは、表示及びレポートはシステムデータの標準化要約を含む、標準要約を生成する典型的なアプローチによると、プロセッサはコマンドに応答して又はデータ待機伝送用装置のルーチンポーリングの一部として個々のレコードを検索する０次いでプロセッサは、アセンブルされているデータ要約への組み込みが適切であるか否かを決定するために検索データを試験しなければならない、このような専用要約レポート生成試験はプロセッサを占有し、データ通信の度合いを増し、その結果、到達可能な処理速度が低下する。

構成時にはネットワークの一部でなかった装置にメツセージをルーティングすることによりレポートを得ることが望ましい場合もある０例えば、パーソナルコンピュータ（ＰＣ）とネットワークノード上の非占有ボートとの接続を可能にすることにより、保守の容易さを強化することができる。場合により、ネットワーク上のノードにアクセスする他の非編成装置（例えばプリンタ）を備えることも望ましい、従来のシステムは、例えばアドレスの割り当て及び記憶によりネットワークにその存在を前辺て知らせていない装置と通信することができないので−このような非編成装置の使用を制限する。

上述のようにネットワーク化システムは、システムに適切な処理機能を実施し且つ通信リンクを通って相互に通信するためのコンポーネントを有する少なくとも２つのノードを有する。ファシリティマネジメントシステム（ＦＭＳ）において、このようなノードはプロセッサ、Ａ／Ｄ及びＤ／Ａコンバータ、並びにノードで実現される処理に必要なセンサデータを得るため及び装置コマンドを発生するための他の装置インタフェース回路を含み得る０通信リンクは、同一バス、サブネットもしくはネットワーク上のノード間又はゲートウェイを通る異なるネットワーク上のノード間の通信を助長する種々の通信媒体を含む、ノードは１つ以上の記憶装置でネットワークのメンバとして定義される場合にシステム上に構成される。ノードへの経路を定義するデータを記憶することにより、ノード構成が発生し得る。

従って、システムはノードの存在を認識している。システムに依存して、構成情報の記憶は気中又は分散され得る。

このような構成情報は、ノードの型、システム上のその位置、及びノードへの経路を規定する他の情報を指示するデータを含み得る。

ネットワーク化システム上で相互に接続されたノード間で通信するために現在多数の技術が存在している。ブロードキャスト通信方法では、ネットワーク上の全ノードはブロードキャストメツセージを受け取るか又は１つのノードから次のノードへメツセージを順次転送する。ブロードキャストメツセージを各７−ドで処理する結果として、通信が無効になる。従って、ネットワーク効率を改善するために他のルーティングストラテジーが開発されている。

ルーティングストラテジーは適応型又は非適応型であり得、システムは両方のストラテジーのエレメントを含み得る。非適応型ルーティングストラテジーは、現在のトラフィック又はトポロジーの測定値又は予想値と無関係にメツセージをルーティングする。これらのストラテジーは、フラッディング（ｆ　ｌ　ｏｏｄ　ｉ　ｎｇ）又はブロードキャスト、選択的フラッディング、及び静的ルーティングを含み得る。

このような非適応型ルーティングストラテジーの一例は、ネットワーク内の各ノード間及びゲートウェイにより相互接続されたネットワーク闇の通信経路のグラフの作成を含む、ノード対間の最短経路を決定するためのグラフ分析技術が使用され、この情報はその後、静的ルーティングテーブルにプログラミングされる。

このようなルーティングテーブルの１つにおいて、各ノードは最終穴て先ノードに最終的に向けられるメツセージのための次の中間宛て先を識別する部分的経路データを記憶する。各ノードはノード構成時に規定される静的ルーティングテーブルを有するので、一般にはネットワークの一部でない一時的又は外来ノートにより通信を助長するようにルーティングテーブルを変更することは不適切である。これは、データ通信経路ではルーティングテーブルにリストされたノードしか使用できないためである。

動的又は適応型ルーティングストラテジーは、メツセージトラフィック及びトポロジーに応答して通信リンクを通ってメツセージをルーティングする。適応型ストラテジーは、集中、孤立又は分散した動的ルーティングを含む、気中ルーテインダストラテジーは、通信リンクを通って伝送されるメツセージの数及び長さを監視し且つメツセージトラフィックパターンに基づいてルーティングストラテジーを動的に発生する中央ノードを有する。これは通常、トラフィックパターンの変更に応答してルーティングテーブルを更新及び変更することにより達せられる０分散ストラテジーは部分的ルーティングテーブルをノード間に分配する０例えば、メツセージが最終穴て先への経路に沿って中間ノードにルーティングされるとき、中間ノードは宛て先ノードへの残りの代替経路間のトラフィックパターンを試験し、所定の効率測定値に従って幾つかの可能性の１つを動的に選択する。

こうして、適応型ストラテジーは新しい装置の追加を含む条件の変化に応答してルーティングテーブルを再構成することができる。しかしながら、多くの場合は非編成装置を組み込むことは不可能である。可能な場合であっても、元々非編成の装置を一時的に組み込むにはしばしば、ルーティングテーブルを動的に調節するために必要な処理を更に加える必要がある。このような処理はメツセージ伝送時間を１加させると共に、全体のシステム効率を低下させる。

保守、診断及び管理機能のような所定の朋途ではシステムの種々の部分により使用されるルーテインダストラテジーに関係なく、システム中の通信リンクの１つに存在するノードと一時的ノード又は処理装置との間でデータ通信できることが望ましい、これは自動ネットワーク化制御システムの場合に特に重要である。このようなシステムは多くの場合、緊急保守及び診断機能並びに一時負荷分析を必要とする。既存の技術は、新しいノードをネットワーク上に構成する間にネットワークの少なくとも一部を一時的に不能状態にする必要があるので厄介である。

新しいデータ通信経路ストラテジーを作成しなければならないので、ネットワーク上に新しいノードを構成するのは困難である。更に、一時的データ経路ストラテジーを開発する結果、一時的又は非編成装置とネットワーク上に構成されたノードとの間の通信ストラテジーが無効になる可能性がある。

ネットワーク化自動処理又はコンピュータシステムでは、同一データへのアクセスを必要とする複数のプロセッサが存在し得る。多くの場合、このデータは、特定のセンサと通信するプロセッサの１つにより収集される６同一データを必要とする他のプロセッサは、データバスを通って直接又は中間回路を介してデータを含むプロセッサと通信する。

既存の方法を使用すると、それ自体のセンサを介して利用できないセンサデータを必要とする１０セツサは、センサとインタフェースするプロセッサにデータが必要であることを指示するために、データバスを通って通信する。これに応答して、センサに接続されたプロセッサはセンサをポーリングし、データを検索する０次にこのプロセッサは、このデータを遠隔処理ルーチンに使用される要求プロセッサに伝送する。別の既知構成によると、遠隔プロセッサは、別のプロセッサにより制御されるセンサからデータが要求されていること分マスタノードに指示する。マスタノードは次に、データを検索してマスタノードに伝送するようにセンサ制御プロセッサに指示する。マスタノードは次に、要求している遠隔プロセッサにデータを供給する。こうしてプロセッサがセンサからデータを要求する毎に、センナ制御プロセッサはセンサにアクセスし、要求プロセッサ又はマスタノードに情報を伝送しなければならない、多数のプロセッサがセンサ情報への高頻度アクセスを要求する場合、遠隔プロセッサを相互に及び／又はマスタノードに接続するデータバスは、メツセージトラフィックですぐに動きがとれなくなってしまう。

別の既知の方法によると、バスを通ってマスタセンサに接続されたスレーブセンサはフィルタリングインクリメントでセットアツプされる。フィルタリングインクリメントを使用する場合、センナを制御するスレーブプロセッサは、スレーブが新しい値をマスクに報告する前にセンナが変更しなければならない所定のΔの値を定義する。マスクは、スレーブがデータを伝送するに従って、データのコピーを維持する。フィルタリングインクリメントを使用する場合、スレーブプロセッサは、データがマスクに伝送される頻度を決定する。従って、マスタプロセッサが更新されたセンサ情報の要件をもたないとしても、スレーブプロセッサは情報を伝送すべきであることをマスクに指示する。センサパラメータが高頻度で変化するパラメータである場合、スレーブプロセッサは過度にデータバスを占有し、マスクプロセッサへの情報は不必要に更新されかねない。

別の既知の方法によると、マスタはセンサ更新ののために各プロセッサを規則的にポーリングする。この場合、更新の必要がない場合にもデータは自動的に伝送されるので、同様に相互接続バス上のメツセージトラフィックが過剰になる。更に、ポーリングシステムは、マスクが別のセンサをポーリングしている間にセンサで発生し得る重要な一時データ遷移を見逃す危険がある。

上記場合の各々において、データバス上の不必要なメツセージトラフィックは、ボトルネックを形成する傾向があり、データバスがより優先権の高いメツセージトラフィックに迅速に応答する能力を低下させる。

現代の自動処理及びデータ通信システムでは考慮されないことが多い別の因子は、収集され且つシステムのエレメント間で通信されるデータの信頼性及び完全性である。データの完全性及び信頼性のレベルは、プロセスの測定パラメータに基づいて操作変数を所望の状態に更新することにより環境又はプロセスの確実な制御に達するようにめるファシリティマネジメントシステムにとって特に重要である。現在のシステムは、測定データの品質に基づいてシステム性能の制御された変数を生成するために、信頼性又はデータ完全性インジゲータを開発及び有効に使用することができない。

従来のシステムでは、ファシリティマネジメントシステムで使用される比例及び積分及び微分コントローラの動作は、一度に１つのループしか制御することができなかった。

このようなＰＩＤルーズの複数の場合は、このようなループ中の相違により単一のソフトウェアアプローチを使用して制御されなかった。

ファシリティマネジメント及び他のシステムの設計における別の因子は、システムコンポーネント故障に耐え得る制御システムの設計であり、これは数十年来の懸案であった。耐故障性のレベルを増加させる目的は、人体安全性、装置安全性、及びシステム性能の制御の改善を含む、耐故障性の最も基本的な形態は、故障安全システムコンポーネントの適用を含む、従来の空気式ＨＶＡＣｆｌｉｌ制御産業では、しばしば暖房用として常時開弁の使用、混合エアダンパ用として常時閉アクチュエータの使用を含む、これらの状況では、システム故＃（ｇ４えば圧縮空気の損失、温度伝達故障）は機械的システムを安全ではあるが、非常に不快且つ不経済な状態に戻す、電子制御システムでは、電気アクチュエータは同様の故障安全機能を提供するように自動的にばね復帰するように構成されている。

ディジタル制御システムの導入により、より高度の耐故障性が可能である。ディジタルコントローラは、センサ故障のような特定の入力信号故障条件をトラップする能力を有しており、このような故障をソフトウェアで部分的に補償することができる。柔軟なソフトウェア応答はフェールソフト機能と呼称される。センサ故障の場合のフェールソフト機能の例は、１）現在の制御信号を維持し、２）制御装！を中間安全値１に指令し、又は３）代替ストラテジーに基づいて適切な制御信号を計算する機能を含む。

冗長コンポーネントの適用以外に、代替又はバッファラフ制御ストラテジーを使用すると、機器故障の場合に装置安全性、居住快適さ及びエネルギ効率を同時に維持するための最適機会が得られる。フェールソフト概念の拡張は、特定の制御されたプロセスに個々に適応し且つ故障の場合に長時間にわたって公称システム性能要件を満足し得るインテリジエン１−ストラテジーの適用を含む、数種のインテリジェントストラテジーが先進軍事用航空機及び原子力発電所で現在適用されている。以下に記載する方法及び装置は、ＨＶＡＣ産業で適用すべきインテリジェントバックアップ制御ストラテジーである。

ファシリティマネジメントシステムは、エネルギ最適化のために需要制限及び負荷ローリングを使用する。需要制限ＩＲｗｇは、電力会社により使用される需要時限に対応するスライド時限にわたって現在のエネルギ消費を監視する。

この機能は、平均エネルギ消費を設定限界以下に維持するようにシステムを制御する。将来の需要を予測するために履歴データを使用しない従来のシステムは、エネルギ消費の突然のピークに過剰反応する傾向があり、その結果、過剰の負荷を遮断する。負荷ローリング！Ｉ能は、周期的に負荷を短時間遮断することにより総エネルギ消費を減少させる。使用者は遮断しておくべき目標負荷量を指定する。環境条件に適応しないシステムは、過度に長時間遮断される負荷により制御されるエリアで両極端を生じ得る。

分散ファシリティマネジメントシステムでは、負荷は複数の制御ノードに分配され得る。一方、１つのノードは需要制限及び負荷ローリング機能を実行し、それ自体及びシステム中の他のノードに負荷を遮断する。負荷を遮断後、負荷コマンドを発生するノードと負荷を含むノードとの間の通信が喪失され得る場合に問題が生じ得る。このような状況で、負荷は無制限に遮断されたままであり、負荷により制御されるエリアに環境両極端を生じる。負荷遮断を指令するノードは、全負荷とその環境オーバーライドを監視するために時間遅延及び情報ボトルネックを受け得る。

ファシリティマネジメントシステムの高レベル性能を得る上での別の重要な因子は、外部及び自己誘導電音の影響を減らすことである。更に、外部電磁妨害（ＥＭＩ）に対する免疫をシステムに与え、他のシステムに影響し得る望ましくないレベルのＥＭＩの発生を阻止することが必要である。これは、例えば非常に低レベルのセンサ信号と著しく高レベルのディジタル及びバイナリ信号とに適応するために広いダイナミックレンジが必要な場合に特に重要である。単一１ｃ源及び他の既知の電源フィルタリング技術を使用するシステムは、単一電源に依存しているため、スプリアス信号から十分に分離することができず、又は十分な信顆性を提供することができない、また、多くの今日のシステムは更に、環境に誘導されるスプリアス信号の両極端を受けるセンサからディジタル信号ラインを十分に分離することができない、これは、バス構造及びネットワークを使用するシステムで特に重要である。信号が同一通信媒体に接続された他の装置と通信する場合、ネットワーク上の単一センナに予測できない変化が生じると全体の問題となり得る。共通の通信媒体上で相互に接続された装置の故障の影響から分離する必要もある。このような分離を怠ると、単一ノードで故障が生じた場合にネットワーク及びサブネットワークは完全な故障に陥る。従って、相互接続されたシステムコンポーネントを相互に分離するようにシステム相互接続の全レベルで構成することが望ましい、また、故障の場合にシステムが徐々に性能低下するように構成することも望ましい。

ファシリティマネジメントシステムの他の制約は、種々の装置と制御ノードとの接続にある。複数の装置を特に同一バス上に接続する場合、伝送媒体上に減音が導入される。

更に、伝送媒体は他の内外ソースから雑音を受ける可能性がある、伝送媒体の２本のリード（例えばツイストへγ線）上に逆極性の電圧が出現する示差雑音と、バスの２本のライン上に同一雑音が誘導される共通モード雑音との両方が予想される。装置とバスとの光学結合を使用する場合でさえも、雑音の影響を更に減らすための処置をとることが必要であり得る。

光１Σ４ヱー上記関連技術の制約を解決するために、本発明は高レベルソフトウェア機能と作動ユニットの間のインタフェースを提供するソフトウェアを実質的に分離し、高レベルソフトウェアを大規模に変更する必要なしに作動ユニットに変更を加えるための方法及び装置を提供する。

中間レベルのソフトウェアは、作動ユニットの特性から独立して同様に全入出力を処理する。別の中間レベルのソフトウェアは、高レベルソフトウェアと作動ユニットハードウェアとの間のインタフェースを制御する。前者の中間レベルのソフトウェアは、同様に作動ユニットからのデータの全高レベルソフトウェア要求を処理する。後者の中間レベルのソフトウェアは、タイプの標準化アプローチに従って操作され得るタイプにハードウェアユニットを分類する。

全中間レベルのソフトウェアは、属性のデータベースと、属性を操作するための共通方法及びメツセージセットとを有しており、遠隔制御される作動ユニットに適応するように広いデータ構成体を提供する。このようなデータ構成体は、複数の作動ユニットで同一データ又はデータ属性を再生する必要を最小にする。データ構成体は少なくとも１個の他のデータ構成体への経路を規定する属性を有する。従って本発明は、関連するデータｉ成体の属性を含むデータ構成体を提供する。

本発明は、中央探索ノードを必要とすることなく且つデータへの参照毎にネットワーク全体をサーチする必要なしに、分散システムでデータをアクセスする方法を用いて、分散システム中のノード間でデータをアクセスする柔軟で確実な方法を提供する。

分散システム内でデータをアクセスするこの方法は、最初に定義されるときに固有名称をデータエレメントに割り当てる。データエレメントの固有名称は、データエレメントが最初にアクセスされるときにホストノードに結び付けられる。こうして、使用者が定義した名称及びネットワーク上のデータエレメントの物理的ロケーションに基づいて多重レベルの命名規則を使用して分散ネットワークでデータにアクセスすることができる。この命名規則によると、使用者はデータエレメントがネットワーク上のどこに位！するかに関係なくデータエレメントに名称を割り当てる。

命名規則によると、実行ネットワーク中で最初に参照されるときに名称は固有アドレス（例えば物理的ロケーション及びノード内のデータベースロケーション）に結び付けられる。その後のデータエレメントの参照は、固有アドレスに結び付けられた使用者割り当て名称を使用することにより行われる。

システムノードの時間同期及びノード間の大域変数の同期化データベースを有する分散システムを提供することも有用である。ノードは、ノードの大域変数のデータベースが最後に更新された時点を指示するタイムスタンプを使用するシステム上にその存在を周期的にブロードキャストする。その結果、最新に更新された大域データベースを有するノードの大域データベースを組み込むために、ネットワーク上の全ノードを調整することが可能である。

本発明は更に、夫々のデータベースにおけるデータ構成体の不一致及び重複を検出及び報告する。これは、システム上の他のロケーションで複数の定義を有するノードのデータベースにおけるディレクトリエントリを認識することにより、システム内で行われる。

ルーティングテーブルを含まないノードは、ルーティングテーブルを含まないノードからダウンロード情報を含む装置へダウンロード要求をルーティングするための経路を識別するために、ルーティングテーブルを有する他のノードを識別する。

システム内で、データ構成体はノード中の高レベル機能に他のノード上の属性及びオブジェクトの状態変化を通知し、又はこのような状態変化によりトリガさせる。更に、システム中のオブジェクト及び属性のロケーションの変化は、オブジェクト又は属性により起動又はトリガされる機能に通知するために検出され得る。

システムプロセスにより生成される結果は、適切な表示及び記憶装置に報告される。従って本発明のシステムは、表示及び記憶装置の物理的ロケーションの変化を検出し、適正な装置にレポートをルーティングする。

記憶又は表示のためのデータの標準又は予め定義された要約を生成するのに必要なデータトラフィック量を減らすために、本発明のシステム又は方法は標準要約の生成に使用されるデータをフィルタする。これは、検索すべきデータのディレクトリと同一のノードでタスクにルーティングされる高レベル機能ディレクトリでのデータ検索のための基準を定義することにより得られる。システムは、ディレクトリで識別されるノードに従って標準要約データを検索することができ、ディレクトリを含むノードにおけるデータを、要約を生成する機能に伝送するためのメツセージにアセンブルすることができる。

本発明の別の特徴によると、システムが元のネットワーク構成に含まれない装置をネットワーク上の編成ノードと通信できることも望ましい、従って、非編成装置はネットワーク上の編成ノードからメツセージを受け取ることができる。このような非編成装置は、既存のノードにおける静的又は動的ルーティングテーブルのダウンローディング又は更新を必要とすることなしに、適応又は非適応型ルーテイングストラテジーを使用するネットワークにアクセスすることができる。

本発明のこの特徴に従うシステムによると、このような非編成装置は、適応又は非適応型ルーティングストラテジーを使用するネットワーク上の第１の編成ノードに接続され、システムの遮断を必要とすることなしに同−又は異なるルーティングストラテジーを使用する他のネットワーク上の他のノードからメツセージを受け取ることができる。

処理装置はシステム上のネットワークに帰属する必要なしに要求に応じての通信システムにアクセスすることができる。このような処理装置は、システム中のどこからでも診断、保守及び管理機能を実行するためにシステムにアクセスする。

これらの処理装置は、入城変数又は静的もしくは動的ルーティングテーブルもしくはディレクトリに変更を必要とすることなく、要求に応じてデータ通信システムにアクセスする。

本発明は更に、不必要なメツセージトラフィックを生成することなしに要求プロセッサから離れたデータにアクセスすることが可能なデータ通信アプローチを提供する０本発明は更に、ファシリティマネジメントシステムにおけるセンサデータへの不必要なアクセスを減らし、スレーブコントローラが情報を必要としないマスクコントローラへこの不必要な情報を提供しないようにすることができる。

センサ情報へのアクセスは、センサにより測定されるパラメータの予想変化の割合に基づいて制御される。マスクコントローラは、センサのバリディティ及びシステムのデータ転送の必要に従って遠隔スレーブコントローラによりセンナ情報へのアクセスを調節する。更に、ローカルバス上のデータ生成プロセッサを調節するマスクコントローラにネットワークバスを通って接続された遠隔マスクコントローラによりデータへのアクセスを調節することが可能である。

本発明の別の特徴は、データエレメントの信頼性を試験し、試験データの状態にその信頼性のインジケータをタグすることである。更に、システム全体でデータエレメントに関連する信頼性インジケータを報告することも有用である。システム全体で中間計算で使用されるデータに信頼性インジケータを関連付けることにより、１つ以上の計算により得られる結果の信頼性指標を決定することができる。

ソフトウェアの一部は、制御システムにおける高レベルソフトウェア機能からのコマンドを翻訳するため、並びに比例及び積分及び微分（ＰＩＤ）制御ループを起動及び制御する（例えば閉鍍最上制御プロセスの一部としての装置を起動及び制御する）適切な信号にこれらのコマンドを変換するために、−膜化した比例及び積分及び微分制御オブジェクトとして提供される。このソフトウェアオブジェクトは更に、ＰＩＤループの外部のスキーマによる制御からＰＩＤ自動制御手段による制御への予想可能な制御下の転送を提供する。ソフトウェアオブジェクトの他の機能は、プロセスを制御する出力とプロセスからの感知されたフィードバックとの間でコントローラが受け得るヒステリシス効果を除去し、ＰＩＤ制御に可調節デッドバンドを提供することである。ＰＩＤ装置オブジェクトとしてのソフトウエアメカノズムは更に、実際のＰＩＤハードウェアを他のソフトウェアオブジェクト及びＰＩＤループのスケジューリング手段にインタフェースする能力を提供する。

ＨＶＡＣ適用では改善されたバックアップ制御ストラテジーを実現することが望ましいので、本発明は、入力変数が不確実になるときにプロセス全体に制御を維持する能力をＨＶＡＣ制御システムに提供する。プロセスのオペレーションは、プロセスからのフィードバックが失われるか又は不確実な場合であっても、システム又はプロセスのモデル及び他のシステムインプットに基づいて提供される。

システム又はフィードバックが不確実になるときに１組のパラメータがロックされる。従って操作変数は、システム又はプロセスが不確実になる直前のプロセス変数の状態及びプロセス変数の現状態に基づいて調節される。従って、不確実な変数の存在下でのセットポイントの変化に対するＨＶＡＣシステムの応答を制御することもできる。

本発明の別の特徴によると、現需要及び履歴収電データに基づいて将来の需要期間におけるエネルギ需要を予想することができる。この情報により、システムは予想エネルギ需要に適応するように負荷のオンオフ時間を自動的に変化させ、こうして平均需要をターゲット以下に維持することができる。更に、エネルギ消費を高価な高需要期間からより廉僅な低需要期間にシフトさせることによりコストを最小にするようの負荷の動作時間を調節し、負荷により影響されるエリアにおける環境条件に適応するように負荷の動作時間を調節することが可能である。

別の特徴によると、１つのノードにおける需要制限及び負荷ローリング機能と他のノードにおけるオブジェクトとの間の通信は、過剰のトラフィックにより損なわれない。

需要制限の結果として遮断される負荷は、需要制限機能との通信が回復するまで遮断状態に維持される。負荷ローリング機能を含むノードが復元されないとしても、負荷ローリングの結果として遮断される負荷は復元される。

遮断及び復元特性は、高レベルソフトウェア機能の一部としてよりもむしろオブジェクトの一部としての属性として提供される。

オブジェクトマネージャへのメツセージは、ノード内に局限された復元タスクを使用してノードに固有の負荷の負荷関連特性を転送する。

ノードに接続されたローカル装置間の雑音結合を減らすために、ノードとローカルバスに接続されたローカル装置との間の信号の光学結合が使用される。バス上に誘導される示差モード雑音の影響は、バスのリードを予め決定された電圧にバイアスすることにより改善される。光アイソレータは、このような高電圧を安全にアースに分岐するためにトランシーブ（ｔｒａｎｚｏｒｂ）及び金属酸化物バリスタを使用することにより共通モード高電圧から保護される。ノードがデータを送信及び受信している時点を示すインジケータが提供される。

ローカルバスインタフェースの部分への別個のディジタル及び通信を源が提供される。光学カプラはディジタル及び通信電源を分離する。その結果、システムは通信電源上にピークである２５００Ｖまでの雑音が存在しても悪影響なしに作動することができる。

本発明の１特徴によると、ソフトウェアは多重レベルＧこ編成される。最高又は「機能」レベルは、ソフトウェアオブジェクトデータベースマネージャ及びデータベースを含むソフトウェアオブジェクトレベルと通信する。ソフトウェアオブジェクトレベルは、同様に機能レベルへの全入力及び機能レベルからの全出力を処理する。更に、ソフトウェアオブジェクトレベルは、より低い中間レベルであるＡ　−ドウエアオブジェクトレベルと通信する。ノー−ドウエアオブジェクトレベルは、ハードウェアオブジェクトデータベースマネージャ及びデータベースを含む、Ａ−ドウエアオブジェクトレベルは、ソフトウェアオブジェクトレベルへの個々の作動ユニット間の相違をカッく−するように作動する。ハードウェアオブジェクトレベルは、データベースを少しも変更させることなく既知の型の追加ユニ・ントを追加できるように、データ収集ユニットを分類する。ソフトウェア変更をハードウェアオブジェクトレベルに限定させながら別の型の作動ユニットを追加することまできる。従って、全体のシステムソフトウェアに大きな衝撃を与えることなしに新しいユニットを組み込むことができる。

ソフトウェアは更に点及び疑似点を使用する。１つ以上の属性は点をベクトル量として定義する。ベクトル量を特徴付ける属性の値は、センサのような作動ユニｙ　）から得られる。各個々の点は、システム中の他のいかなる点も参照することなく定義される独立したベクトル量である。疑似点も同様に、属性により定義されるベクトル量である。

しカルながら、疑似点の属性の少なくとも１つ番よ、関連点又は点の属性を識別する。従って、点に関連する作動ユニットに繰り返しアクセスする必要なしに中間計算を容易にするために、識別点から疑似点の付加的属性が得られる。

本発明の他の特徴は多重レベル命名規則により得られる。

まず最初に、各データエレメントはデータのその部分のみに使用される固有の識別子となるように、システムに固有の名称を割り当てられる０名称割り当ては、データエレメントがネットワーク生成プロセスで生成されるときに行われる６名称が実行ネットワーク中で最初に参照されるとき、名称はノードロケーション及びノード内のデータベースロケーションの両方を識別する固有のアドレスに割り当てられるか又は結び付けられる。これは、名称が最初に参照されるときにネットワークでデータエレメントを名称によりサーチすることにより行われる。その後、この結合されたリファレンスを使用して、ランタイム中にデータエレメントの次の参照毎に該データエレメントを位置決めする。

別の特徴によると、ノード中の入城変数間の一貫性が維持される。一点間隔で各ノードはその存在及び大域変数のデータベースの最新の更新を指示するタイムスタンプをブロードキャストする。ブロードキャストを受信するノードは、そのタイムスタンプを最新にブロードキャストされたタイムスタンプに比較する。タイムスタンプが同一でない場合、受信ノードは最後のデータを有するブロードキャストノードにより新しい入城変数データベースをダウンロードするように要求する。これは、全ノードが最新の大域変数を有するように行われる。

本発明の別の特徴によると、ファシリフィマネジメントシステムは、複数のノードの各々がノード上に定義されるシステム中の全名称のリストを有するような複数の独立したシステムに分割される。１つ以上の相互に接続されたネットワークにシステムを分散できるようにするために、システム定義はシステム定義ノードに記憶されたシステムのオブジェクトのディレクトリを含む、ディレクトリは、システムの全オブジェクトが単一ノードに存在する必要がないようにオブジェクトがどのノードに配置されるかを定義する。オブジェクトが１つのノードの制御から別のノードの制御に移動するとき、ディレクトリは更新される。

本発明の別の特徴によると、システム内でタイミングを調整するために単一のノードを使用する。タイムキーピングノードは、規則的にスゲジュールされた機能を必要に応じて実施できるように、カレンダーの日付及び時刻を監視する。更に、カレンダーの日時を監視するノードが不能になった場合には、第２のノードがこの機能を実行する。

カレンダーの日時の情報は更に、システム上に分配された全ノードで維持され得る。ノードは正常動作条件下で毎日固定時刻に日時情報を全ノードに再分配することにより時間同期される。こうして複数のノードで一定してルーチン更新及び同期を行うことができる。

別の特徴によると、ノードは他のノードを通ってダウンロード要求をカスゲートする能力を有する。ルーティングテーブルを含まないメートは、ダウンロード要求をルーティングするための経路を識別することが可能なルーティングテーブルを有する別のノードを識別する。従って、第１のノードがルーティングテーブルを含むならば、ルーティングテーブルを含まない第２のノードは、ルーティングテーブルを含むノードを介して外部装置からダウンロード情報を受け取ることができる。

本発明の別の特徴によると、状態変化に応答してオブジェクトの属性のトリガが行われる。オブジェクトマネージャ及び高レベルソフトウェアＳ能は特定事象が生じたときに通知されるように「契約（ｓ　ｉ　ｇｎ−ｕｐ）　Ｊ　している。

例えば、センサが既知の閾値を越えるとアラームがトリガされ得る。センナ情報及び機能を処理するオブジェクトマネージャを同一ノードに配置する必要はない１機能は適切なオブジェクトマネージャにより通知されるように「契約コしてさえいればよい、ただし、オブジェクトマネージャが変更した場合には、契約は無効になる。これは検出され、機能に通知される。

別の特徴によると、レポートのルーティングは分散される。ルーティング情報は、ネットワーク上の各ノード内で大域データとして維持される。ノードから発生されるレポートは、最終分配用レポートルータタスクを介して宛て先装置にルーティングされる。レポートルーティングタスクは、ノードの入出カル−チン間で媒介として機能する。レポートルータは、入出カル−チンがレポートを宛て先装置にルーティングすることができるか否かを決定する。もし否である場合には、レポートルータは第２又はデフォルト装置を使用可能であるか否かを決定する。

否である場合には、メツセージは廃棄され、レポートルータはこのことを通知される。デフォルト装置を使用可能な場合、レポートはデフォルト装置にルーティングされる。

別の特徴によると、記憶又は表示のためのデータの標準又は予め規定された要約を生成するために必要なデータトラフィック量が減少する。これは、特定の該当オブジェクトディレクトリが配置されているノードにデータのフィルタリングを局限することにより得られる。標準要約データは、第１のノードのディレクトリで識別されるノードから得られる。データは第１のノードに接続された装置から得られる必要はなく、ディレクトリ中で識別されるノードがら得られる。データが得られると、該データはディレクトリを含むノードで、要約を生成する高レベルソフトウェア機能に伝送するためのメツセージにアセンブルされる。高レベルソフトウェア機能は任意のノードに配置することができる。

本発明の別の特徴によると、ネットワークの編成ノード上のボートに非編成装置を接続することができる。それ自体のプロセス識別子を含む非編成装置は、ボートを介して編成ネットワークノードと通信する。ｌｉ成ネットワークノードは、非編成袋！からそれらの宛て先にメツセージをルーティングするために他の編成ネットワークノードと通信する。宛て先ノードは、編成ネットワークノードとして又は編成ノード上のボートから分岐された非編成装置としてメツセージソースを認識する。従って宛て先ノードでは、発生される応答は非編成装置としてソースの状態に対して透過的である。最終宛て先ノードはメツセージが編成ノードからであるかのように応答し、応答メツセージは、非編成装置に接続されたボートを有する編成ノードに復帰する同−又は別のデータ通信経路に従う、非編成ノードと編成ノードとの間のドロップを介する通信に基づいて、編成ノードは非編成装置にメツセージを提供し、非編成装置はこのメツセージをメツセージ中で識別されるプロセスに送達する。こうして、任意の編成ノードは非編成装置により行われるデータ要求に応答することができる。

本発明の別の特徴は、マスクコントローラがデータエージングテーブルに中センサ値を記憶し、各センサ値を有効時間フレームに関連付けるような方法及び装置を提供する。

有効時間フレーム中のデータの全要求は、マスクコントローラ中のデータエージングテーブルからの値を伝送することにより提供される。こうして、別のデータ要求がスレーブコントローラに送られるのを阻止し、ローカルバス又はネットワークバス上のメツセージトラフィックを減少させることができる。更に、エージングタイマ値をセンサデータの特性に合致させることもできる。

別の特徴によると、本発明はデータ信頼性の状態を検出するためのインジケータを提供する。各データエレメントは、データエレメントを含む全計算を介して伝播される信頼性インジケータを割り当てられる。その結果、各中間計算はデータエレメントの信頼性も考慮するので、計算の精度の全体の確実さを決定することができる。

本発明の別の特徴によると、−貫した時間間隔でフィードバック値のサンプリングに基づく比例及び積分及び微分コントローラソフトウェアオブジェクトが提供される。オブジェクトは、個々の項目が除去され得るように比例、積分及び微分項目を別々に組み込む、こうして、比例、積分及び微分制御の任意の組み合わせを容易に有することができる。ＰＩＤソフトウェアオブジェクトは、入力調節が実施され、且つサンプル周期、比例バンド及び他のパラメータに従って処理される点及び疑似点を利用する。変数の完全変化域の百分率を出力することにより、対応する出力ボートが駆動され得る。

更に、入力プロセス条件の変化が与えられているとき、制御変数の定常状態変化を予測するための耐故障性制御ストラテジーを使用することもできる。有効性の測定値に基づく単純化モデルと適用すると、プロセス変数の変化による有効性の変化が得られる。更にプロセスモデルは現作動点の周囲の制限された領域にのみ有効であると仮定するならば、操作変数の前の値、他の操作変数、−次及び二次プロセス変数、制御変数の初期値、並びにセットポイントに基づいて操作変数値を計算することができる。制御変数の初期値のみに依存するシステムにセットポイント及び−次及び二次プロセス変数を組み込むことにより、制御変数又はフィードバック信号が現在不確実であるとしても、現入力及びシステム履歴に基づいて変数を操作することができる。

本発明の別の特徴によると、以前のエネルギ消費のウィンドウに基づいて将来の需要期間におけるエネルギ需要を予測することができる。予測エネルギ需要に応答して、需要限界を越えないように需要に寄与する負荷を遮断するようにコマンドを発生することができる。需要制限又は負荷ローリング機能により遮断される負荷は、定義可能な時開経過により又は負荷により影響されるエリア中で検出される環境条件の極限の結果として復元される。

負荷はシステムの複数のノードに分配されるので、負荷を遮断する高レベル機能は、負荷との通信を失い得る。負荷ローリングコマンドの結果として遮断される負荷が該負荷に規定される時間開隔後に復元されるように、復元タスクは各ノードの内側に局限される。特定の遮断及び復元特性は、需要制限／負荷ローリング高レベルソフトウェア機能の一部としてではなく、負荷を有するノードにおけるオブジェクトの属性として記憶される。従って、１つのノード内の高レベルソフトウェア機能は、適正な時刻で負荷を復元するために、負荷との通信を維持する必要なしにシステム全体に分配される負荷を遮断することができる。

局限された復元タスクは更に、負荷により影響される環境条件を監視し、こうして需要制限／負荷ローリング機能を実行するノードから該タスクを除去することにより、ネットワーク上の余分なトラフィックを除去する。

本発明は更に、ＲＳ／４８５電子産業学会仕様に適合可能なローカル光バスとの光インタフェースを提供する。インタフェースは、バスのリード上の示差モード雑音を「全廃（ｓｗａｍｐ　ｏｕｔ）」するために使用されるバイアス回路と、共通モード電圧及び過剰示差モード雑音をアースに分岐するためのトランソーブ及びＭＯＶ回路とを利用する。光アイソレータは、ディジタル及び通信電源間の分離を確保し、ＬＥＤのような送受信インジケータを起動するために再トリガ可能なワンショットが使用される。

浄書（内容に変更なし）推奨実施例の詳細な詳細な説明図１は、プロセッサ１−３を持っているネットワーク制御モジトル１−１、ダイナミックラム１−５および電子的にプログラム可能なＲＯＭｌ−７を概略的に示す。ネットワーク制御モジュール１−１は高速バス１−９、Ｎｌバス、と通信する、その結果、ネットワーク制御モジュール１−１はローカル・エリア・ネットワーク構成の他のネットワーク制御％　ジｘ−／しくこ相互連結させることができる。

高速バス１−９上に接続された複数のネットワーク制御モジトル１−１は、ゲートウェイを通って、高速バスに相互に連結したネットワーク制御モジュールの他のネットワークに相互連結させることができるネットワークを形成する。ネットワーク制御モジトル１−１は、ポー１−１−１３上のモデムを介して通信を提供するための、複数のポートとつながる標準Ｒ３−２３２１−１１、ポート１−１５とコンビコータ上の専用ネットワークターミナルあるいはポート１−１７上のプリンタをさらに有する。フィールド幹線コントローラ１−１９および！−２１は通運媒体１−２３と１−２５で相互に連結したフィールド装置と通信することを、ネットワーク制御モジトル１−１に許可する。

サブネットコントローラ１−２７はＮ２バスＬ−３５上のネットワーク制御モジュール１−１と通信することを装置１−２９．１−３１．１−３３に許可する。

Ｎ２バス１−３５に印可されるかもしれない偽の信号および電圧上昇からネットワーク制御モジュール１−１を分離するために、Ｎ２サブネットコントローラ１ −２７は、図示の如く、ｏｐｔｏ−２２インターフエースを組込む。発明に従ったネットワーク制御モジュールは、以下に記述するネットワークコントロールユニットの中央の一部として機能する。ネットワーク制御モジコールハ、単独あるいはネットワークコントロールユニットの一部トして、高速のＮ１バス１−９によって相互に連結したノード用のコントクーラとして機能する。したがって、ネットワーク制御モジュールの二次機能は、他のネットワーク制御モジュールあるいはネットワークコントロールユニット、および高速バス１−９につながっているオペレータワークステーションとの通信を監視することである。

ファシリティマネジメントシステム（ＦＭＳ）において、ネットワーク制御モジュールは、ビルディングのエリアの監視制御を実行する。

したがって、専用プログラムに従って、ネットワーク制御モジトルはプログラムパラメータに従った環境条件の維持、および、Ｎ２／（ス１−３５を介してネットワーク制御モジュール１〜１に接続されたセンサーおよび他の装置のような運用上のユニットとの通信を監督する。ネットワーク制御モジ纂−ル１〜１　ハ、＄１々なマンマシンインタフェース（ＰＭＩ）へのＲ３−２３２インタフェース１−１１による通信をさらに管理する。ファシリティマネジメントシステムの専用装置は、フィール１宅陳コントローラ１−２１、および１−１９、対応する通信媒体１−２５および１−２３を介して接続することができる。発明に従ったファシリティマネジメントシステム（ＦＭＳ）において、ネットワーク制御モジュール１−１　（それらはネットワークコントローラと呼ばれることもある）は、バックプレーンでコネクターと結ばれているモジュールのプラグとして構成される。

図２は、バックプレーンでコネクターとさらに接続するディジタルコントロールモジコール２−１を示す。ディジタルコントロールモジエール２−１はプロセッサ２−３およびメモリ２−５を含んでいる。メモリ２−５はスタティックＲＡＭ部２−７、電子的にプログ５ｖプルなＲＯＭ　（ＥＦＲＯＭ）部２−９、および電子的に消去可能なＦＲＯＭ　（ＥＥＦＲＯＭ）２−１１に分割される。さらに、ディジタルコントロールモジュール２−１は入出力部２−１３および２−１５を持っている。以下に議論されるように、ディジタルコントロールモジニール２ −１は、さらに発明に従ったネットワークコントロールユニットに組入れられてもよい。

ディジタルコントロールモジエールはセンサー人力は、入出力部２−１３および２−１５を介して受信されたセンサー人力を決定し、ネットワークコントローラあるいはネットワーク制御モジュール１−１へ変更を報告する。さらに、ファシリティマネジメントシステム（ＦＭＳ）において、ディジタルコントロールモジュールは、複数のコントロールルーズのための閉ループ制御を実行する。したがって、閉ループ制御はネットワーク制御モジエールなしで遂行することができる。さらに、ディジタル制御子：）、−ル２−１は、ネットワーク制御モジュール１−１から受信されたコマンドを実行する。ディジタル制御モジュール２−１は、直接あるいはファンクシ璽ン、モジュールを介して入力を受信することもできる。さらにファンクシ璽ンモジニール（ＦＭ）は、入出力信号の決定を行なう。

発明に従ったディジタル制御モジトルが、入力を直接（ＩＱＱ−１，０００オームのＲＴＤ、４−４−２Ｏ，０−１０ボルトのＤＣ（抵抗性の温度袋ｆｔ））あるいは入カフアンクシｌンモジュールを介して受信することができるのに対して、ディジタルｌ１ｌｆｌモジユール２−１からの出力はすべてファンクン璽ンモジニール選択によって特徴づけられる。ファンクシ１ンモジユール（不図示）は信号を決定するが、非常に複雑な処理は実行しない。そのようなファンクシ璽ンモジュールは発明に従って、リクエストされる特定のコンディジにングファンクン夏ンを提供するように適合作成される。したがって、ファンクシ曹ンモジュールは、特定のタスクを実行するように適合作成された非常に複雑なエレクトロニクスを含んでいてもよいし、あるいは単一の抵抗器のような単純なものであってもよい。

以下に議論されるように、ネットワーク制御モジュール１−１も、システムの各ノードが同じグローバル変数で作動し、時間的に同期し、システム名の一貫したディレクトリを持つことを保証するために、多数の背景タスクを実行する。

さらに、データ通信を圧縮し、データエージングを追跡し、かつ専用の操作可能ユニットからのハイレベルソフトウェア特徴を分離する均一の手段を提供する、ネットワーク制御モジエール１−１内のソフトウェアが以下に議論される。

フ１シリティマネジメントシステムにおいて、典型的な入力ファンクン１ンモジユールは圧力／電気のトランスデユーサ、バイナリ入力コンタクトあるいはＡ（４間電圧フンディ７１す、差動圧入力およびバイナリ周波数入力を含んでいる。

典型的な出力ファンクン１ンモジトルは、アナログ出力、絶縁グラウンドを備えたアナログ出力、電気／圧力変換器、バイナリ極性リバース、トライアックインクリメントのファンクシランモジュール、モータスタート／モータストップファンクシ望ンモジュール、電気的に保持されたリレー出力、磁気的にラッチされたリレー出力、およびソレノイド空気弁ファンクションモジエールを含んでいる。

図３に示されるように、発明に従った展開モジュール（ＸＭ）３−１はプロセッサ３−３およびメモリ３−５を含んでいる。メモリは、スタティブクラム（ＳＲＡＭ）３−７と電子的に消去可能なプログラム可能読取専用メモリ（ＥＥＦＲＯＭ）３−９に典型的に分割される。ポイント多重モジュール３−１１は拡張モジュール用の構成可能入出力を提供する。拡張モジュールも、ファンリテイマネジメントシステムのノードのパブクブレインのコネクターにプラグを差し込むモジュールのプラグである。拡張モジニールはバイナリ、アナログおよびパルス入力を決定し、変更をネットワークコントローラあるいはネットワーク制御モジュール１−１に報告する。

さらに、拡張モジュールは、ネットワークコントローラ１−１からのバイナリ出力コマンドを実行する。ポイント多重モジトル３−１１は、拡張モジュールの５つの構成を提供する。これらは、３２個のバイナリ入力を持つ第１構成、モメンタリーリレーを使用した８つのバイナリ入力および８対の出力を持つ系２構成、８つのバイナリ入力および８つの磁気的にラブチしたリレー出力を持つ第３構成、８つのアナログ入力を持つ第４構成、および８つのバイナリ入力と８つの電気的に保持されたリレー出力を持つ第５構成を含んでいる。

ネットワーク制御モジエール、ディジタツユ制御モジュールおよび拡張モジュールは、発明に従ったネットワーク制御ユニットを形成するために、様々な構成で組合わせることができる。フアジリティマネジメントシステムのネットワークコントロールユニット（ＮＣＵ）は、暖房および冷房（ＨＶＡＣ）、照明、およびビルディングａをモニターし管理する。ネットワークコントロールユニットはＮ１バス１−９によって相互に連結している。Ｎｌネットワークの一部として、ＮＣＵは、動的データ・アクセス関係で他のすべてのＮＣＵとデータをすべて共有する。各ネットワークコントロールユニットが、他の任意のネットワークコントロールユニットのコントロールの下で得られたデータにアクセスしそれを使用することを仲間通信が可能にするので、分散型システムが形成される。したがって、任意のレベルでの情報が、ビルディング内の構成要素をすべて統合し最適化するために、すべてのＮＣＵにアクセスすることが可能である。さらにネットワークコントロールユニットは、制御システムを含む幅広い系列の工業用制御処理および他の処理のような、種々の物理的センサーおよび機器の使用及びモニタリングを含む池の＊漕藝−屯を実行するために相互に連結することができる。

図４は、５つのスロット４−３．４−５．４−７．４−９および４−１１が利眉可能なＮＣＵ４−１の１つの構成を示す。スロット４−３は図１に関連して以前に議論されたようなネットワーク制御モジュールを含んでいる。ネットワーク制御モジュールは、通信ターミナルボード４−１３を介して高速Ｎ１バス４−１５に沿って単一の通信手段を提供する。ネ、トヮーク＄膚モジュールだけが高速Ｎ１バス４−１５で通信する可能であることが注意されるべきである。図示の如（、ディジ９Ｍ１Ｆｌｌモジユール、拡張モジュールあるいは追加ネットワーク制御モジエールは、スロット４−５〜４−１１を占めることができる。これらの装置間、およびネットワーク制御モジエールを使った通信はＮ２バス４−１６を介したものである。スロット４−５および４−９もネットワーク制御モジュールを提供することができる。これらのネットワーク制御モジュールは、さらに図４の点線４−１７で示されるようにＮ１バス４−１５および４−１９を通じて通信してもよい。

図１に示されるように、ネブトワークコントロールユニット４−１は、ネットワーク制御モジュールｌ−１のＲ３−２３２インタフ工−ス部分１−１１を通じてオペレータにインタフェースを提供される。ダイアル呼出しモデム１−１３、専用ネットワークターミナル１−１５あるいはパーソナルフンピ鼻−夕のようなオペレータワークステージ璽ンを使用して、オペレータはフマンドを生成するなり、それに応答するなりして、ユーザ指定データベースにプログラム変更および編成データを提供してもよい。

Ｐ、４８図４の５つのスロットＮＣＵ構成は、さらに複数の入カフアンクシ薗ンモジ二− ル、対応する入力ファンクシ１ンモジトルターミナルボード４−２７および４− ２５用のコネクター４−２１および４−２３を示す。同様に、コネクター４−２９および４−３１は複数の出カフアンクシ冒ンモジュールを接続し、対応する出力ファンクシ１ンモジユールターミナルボード４−３３および４−３５が提供される。各個々のスロット４−３に４−１１が４−４５によって自身のｔ＃４−３７を提供されることにも注意すべきである。拡張モジュール入力端子ボードは４ −４７と４−４９で提供される。また、拡張モジトル入出力端子ボードは４−５１と４−５３で提供される。線間電圧Ｖは電源ターミナルボード４−５５に印可される。

ネットワークコントロールユニットの代替構成は図５に示される２つのスロット構成５−１である。スロット５−３および５−５は各々拡張モジュールに接続することができる。スロット５−５がさらにネットワーク制御モジュールに接続することができるのに対して、スロット５−３もディジタル制御モジニールに接続することができる。ネットワークコントロールユニットを構成するためには、少なくとも１つのネットワーク制御モジュールがリクエストされることに注意すべきである。

これは、以前に注意したように、ｐｅｅｒ−ｔｏ−ｐｅｅｒ関係でＮ１バス上の他のネットワークコントロールユニットと通信することができるのはネットワーク制御モジュールだけであるという理由のためである。したがって、スロット５ −５は、Ｎ１バス５−７と接続している。スロット５−３および５−５にインストールされる装置は、Ｎ２バス５−９を通して互いに交信する。Ｎ１およびＮ２バスの両方は一層の通信にシステムの残る部分を提供するために通信ターミナルボードボード５−１１に接続される。

図４で議論されたのと類似の方法で、複数の入カフてンクシ璽ンモジュールをコネクター５−１３に設置することができる。また、複数出力ファンクシ１ンモジユールはコネクター５−ＩＳに設置することができる。入力ファンクシ１ンモジユールターミナルボード５−１７および対応する出力ファンクシ１ンモジユールターミナルボード５−１９がさらに提供される。同様に、拡張モジュール入力端子ボード５−２１および拡張モジトル入出力端子ボード５−２３は拡張モジニールにアクセスすることができる。スロット５−３および５−５の装置にも独立した電源５−２５および５−２７があることにも注意すべきである。線間電圧Ｖは電源ターミナルボード５−２９に提供される。

図６は発明に従った単一のスロット構成を示す。スロット６−３は、この場合装置が、Ｎ１バス６−５を介して他の装置とｐｅｅｒ−ｔｏ−ｐｅｅｒベースで通信する能力を持つネットワークコントロールユニブトとして作動するネットワーク制御モジュールを含むことができる。ＮＣＵ６−１に外部Ｎ２バスに接続した装置との通信は、Ｎ２バス６−７で行なわれる。

図６が示すように、線間電圧Ｖは電源ターミナルボード６−９に接続される。また、電源６−１１は、スロット６−３にこの装置を供給する。図６は、さらにスロット６−３の装置が拡張モジュールでありうることを示す。したがって、図６の単一のスロット構成も拡張モジュール入力端子に６−１３ボードおよび拡張モジュール人出電源ターミナルボード６−１５を有している。

前述したように、ネットワークコントロールユニットはＮ１バスを通じてｐｅｅｒ−ｔｏ−ｐｅａｒ通信を遂行するために、ネットワークｍモジトルを持たなければならない。しかしながら、図６の単一のスロット構成が示すように、装置がネットワーク制御モジュールのつかない拡張モジュールを有して構築することは可能である。拡張モジニールがＮ１バスを通じて通信することができなかったので、装置はネットワークコントロールユニットではありえない。発明に従って、図４に示される５つのスロットバックプレイン、図５に示される２つのスロットバックプレイン、および図６に示される１つのスロットバックプレインのいずれかに、Ｎｌバスを通じて通信する能力を持っていない装置を構築することは可能である。

そのような装置はネットワーク遠隔ディスプレイ増設ユニブト（ＮＥＵ）と呼ばれる。ネットワーク遠隔ディスプレイ増設ユニットは２つのファンクシ嘗ンに役立つ。まず蔦−に、それらは、ＮＣＵのポイントおよびコントロールループ容量を増加させるために、Ｉ１０ポイント用の収集プラットホームとして役立つ。第２に、ネットワーク遠隔ディスプレイ増設ユニットは、ポイントまでコントロールをモニタし分散し、それからＮ２バスを通じてＮＣＵへこれらのポイントからのデータを転送するために、ＮＣＵから遠隔地に設置することができる。

ネットワークコントロールユニットあるいはネットワーク遠隔ディスプレイ増設ユニットのいずれかを構築するために、バックプレインを使用することができるので、代替構成は可能である。図７は、１つ、２つおよび５つのスロットバックプレインを持つネットワークコントロールユニット用に可能な、完全にロードされた代替構成を示す。図８は、１つ、２つおよび５つのスロットバックプレインを持つ、ネットワーク遠隔ディスプレイ増設ユニットの完全にロードされた可能な構成図９は、発明に従ったファシリテイマネジメントシステムの可能な構成を例示する。５スロツ）ＮＣＵ９−１は、ＡＲＣＮＥＴ９−５のようなＮ１バスを通じて１スロブトＮＣＵ９−３と通信する。Ｎ１バス９−５は、さらに／イーソナルコンピュータ９−７に接続される。パーソナルコンピュータ９−７は、新しい情報とデータベースを、ＮＣＵ９−１と９−３、ならびにＮＣＵ９−１と９− ３に接続される他の装置へダウンロードするためのダウンロード装置として使用することができる。Ｎ１バス９−５は、ＮＣＵ９−１の通信ターミナルボードボード９−９、およびＮＣＵ９−３のターミナルの通信ボード９−１１に接続される。ＮＣＵ９−１内では、Ｎ１バス９−１３はネットワーク制御モジュール９− １５に接続される。これが５スロットＮＣＵ９−１に示される唯一のネットワーク制御モジコールなので、５スロツトＮＣＵ内ではＮ１バス９−１３への接続はそれ以上ない。５スロットＮＣＵ９−１も拡張モジュール９−１７、および９− １９、ディジタル制御モジニール９−２１および９−２３を持つ。これらのモジュールは、以前に議論された機能を実行し、Ｎ２バス９−２５を介して５スロツトＮＣＵを相互連結している。

インタフェースは、ラフプトブブＰＣ９−２７を介して、５スロツトＮＣＵＮＩおよびそのＮ２バスに接続した装置と直接通信する。図９が示すように、ラップトツブ９−２７は、ネットワーク制御モジュール９−１５の一部であるＲ３−２３２インタフェース９−２９に接続される。専用ネットワークターミナル９−３１用のネットワーク端末装置は、ざらにＲＪ−１１インタフェース９−３３に接続される。ネットワーク制御モジュール９−１５もサブモジュール９−３５と９ −３７を持つ。そのようなサブモジュールは、サブネットコントローラ１−２７、フィールドトラックコントローラ１−２１およびＲ５−２３２インタフェース１−１１のような装置を含んでいてもよい。例えば、ファンクシ１ンモジユール９−４１ａから９−４１ｆも５スロットＮＣＵ９−１の中で使用される。

図９が示すように、５つのスロット中の各装置は自身の電源（例えば９−４３から１９−４３ｆ）を持つ。電源はすべて電源ターミナルボード（例えば、９−４５ｍから９−４５６）によって線間電圧または交流電源を受信する。個々の電源の存在理由は、１つの装置の偽の信号および雑音が第ｉ装置の中へ電源ライン経由で入り込むことを防ぐためである。

１スロットＮＣＵ９−３は単一のネットワーク制御モジュール９−４７から形成される。ネットワーク制御モジニール９−４７内で、サブモジトル９−４９はパーソナルコンピュータ９−５１にインタフェースを提供し、Ｒ５−２３２インタフェース９−３０はプリンタ９−５３に提供される。

ＮＣＵもＲＪ１１インタフェース９−３２を持ってもよい。

ネブトワーク制御モジュール９−４７は、ネ７トワークコントＱ−ルユニー／ト９　３からＮ２バス９−５５を通じて火災報知システム９−５７およびアクセス管理システム９−５９に通信する。火災報知システム９−５７はビルディング内の危険な煙および火災状況を検知するために使用される。また、アクセス管理システム９−５９はセキュリティサービスを提供するために使用される。そのようなシステムは当業者に周知されており、発明に従ったフ１シリティマネジメントシステムの能力を例示するために示される。

５スロットＮＣＵ９−１は、Ｎ２パスタ−６１を通じて１スロツト遠隔デイスプレイ増設ユニツト９−６３．２スロツトネフトワーク遠隔デイスプレイ増設ユニツト９−６５、アプリケージ嘗ン特定コントローラ９−６７および照明コントローラ９−６９と通信する。

１スロツトネツトワーク遠隔デイスプレイ増設二二、ト９−６３は、１スロフトＮＣυ９−６３内の通信ターミナルボードボード９−７３を介してＮ２バス９− ６１と通信する拡張モジトル９−７１を持つ。拡張モジエール９−７１は自身の電源９−７５を持つ。

５スロブトＮＣＵ９−１内の拡張モジュール９−１９および９−３７に対する場合のように、拡張モジュール９−７１は、以前に記述されるな５つの構成のうちのいずれであってもよい。以前に注意したように、拡張モジニールがバイナリ、アナログ、およびパルス入力を決定し、ネットワークコントローラに変更を報告し、バイナリ出力コマンドを実行する。そしてこの出力コマンドは、ネットワークコントローラから、２つの安定状態の１つに対して接続されている操作可能ユニットを命じる。

２スロブトネフトワーク遠隔デイスプレイ増設ユニツト（ＮＥＵ）９−６５は、拡張モジュール９−７７およびディジタル制御モジトル９−７９を持ち、９−７７．９−７９にはそれぞれ１つずつ自身の電源９−８１および９−８３がついている。ファンクシ１ンモジニ−ル（例えば、９−８５ａから９−８５ｃ）はディジタル制御モジニール９−７９とインタフェースをとる。拡張モジュール９−７７およびディジタル制御モジニール９−７９の両方は、２スロツトネブトワーク遠隔デイスプレイ増設ユニフト９−６５への通信ターミナルボードボード９−８７内でＮ２バス９−６１に接続される。これは、１！ｉ！Ｉ９に示されているサンプルＦＭＳ構成の残りと通信するためのＮ２バス９−６１にアクセスする。

専用照明コントローラ９−６９は、さらにコマンドを受ＩｔＬ、５スロツトネツトワークコントロールユニツト９−１１ｍ照明ステータス情報を提供するために、Ｎ２バス９−６１に取り付けられる。発明に従って、既知のアブソケーシ曹ン特定コントローラ（例えば、９−６７）をＮ２バス９−６１に付けることができる。そのような７プリケーシ曹ン特定コントローラは、Ｎ２バス９−６１を通して通信する時、専用タスクを実行する。様々なネットワーク遠隔ディスプレイ増設ユニットおよび特定コントクーラアプリケージ１ンに接続する全体的ソフトウェア構造が以下に議論される。

図１０はこのシステムに対するオペレージ嘗ンでの照明；ントローラ９−６９の拡大図である。図４０は、Ｎｌバス１Ｏ−（Ｊ上のオペレータワークステーション１０−７と通信スるネットワークコントロールユニット１０−５に接続される、Ｎ２０ＰＮ２０ＰＴＯ＜スｘ　Ｏ−３上の照明：＋７ト０−５１０−１を示す。ＮＥＬＪＩＯ−１５６Ｎ２バスに接続されて示されている。照明装置は３２個の指定変更スイッチ人力１０−１１と４０Ｍのリレー出力を持っている。４０個のう１チング４０リレーが可能である。あるいは、低圧ケーブル接続を介して２０のリモートリレー１０−１３も可能である。

図１１はさらに、図９に記述されたようなアクセスコントロールシステム９−５９を例示する。ここで、カードアクセス・コントローラ１１−１はＮ２バス１ｌ −５（たとえばＯＰＴＯＭＵＸバス）を介してネットワークコントロールユニット１１−３と通信する。セキュリティを提供するために、カードアクセス・コントローラ１１−１はスマートターミナルのインタフェース１１−６に、Ｗｅｉｇａｎｄ効果、バリウムフェライトのようなり−ダ１１−７あるいは磁気ストリップリーグおよび８つのアラーム入力と接続する。カードアクセス・コントローラも８つの近辺リーダＬ　１−１１を提供し、ＣＲＴディスプレイｌ　ｌ−１３およびプリンタ１１−１５に対してＲ３−２３２インタフエースを通じて通信する。典型的に述べれば、１つのアクセス・コントローラは各ネットワークフントσ −ルニニブトとして使用されるであろう。Ｎ２バスは、ざらにＮＥＵＩＩ−１７のような（也のユニットを提供してもよいのに対して、Ｎｌバス１１−２１がワークステージ璽ン１１−１９のような他のユニットに接続されていてもよい。

図１２は）１ンリテイマネジメントシステムで作動する９−５７のような火災報知システムを示す。ネットワークコントロールユニット１２−１は、オペレータワークステージ璽ン１２−３およびＮｌバス１２−５を通じて他のネットワークコントロールユニットと通信する。Ｎ２バス１２−７は、火災検知／信号発生ループ１２−１１からの入力を受信するインテリジェントファイアコントローラ１２−９に接続されている。すばやい検出器（例えば１２−１３ａから１２−１３ｃ）が煙、熱状態およびプルステーションで起動される警報を検出する。

さらに、信号装置を起動するコントクールモジュール１２−１５が火検出信号ループ１２−１１に接続されている。モニタモジトル１２−４７は、プルステーション１２−１９、熱検出器１２−２１およびウォーターフローアラームスイッチ１２−２３の状態をモニタする。インテリジェントファイアコントローラ１２− ９は、ざらにＲ８−４８５バス１２−２５を通じてアナンシェータ１２−２７に接続される。同様に、インテリジェントファイアコントローラ１２−９はＣＲＴディスプレイ１２−２９およびプリンタ１２−３１＋二対してＲ３−２３２インタフエースを通じて通信する。ざらにＮ２バス１２−７は、それ自体スイッチパネル１２−３５が接続されているバイナリ入力拡張上ジュール１２−３３に接続するこ七もできる。バイナリ拡張モジニール１２−３３およびスイフチパ＄ル１２−３５ハ、ネットワークコントロールユニット１２−１およびＮ２バス１２− ７を通じてインテリジェントファイアコントローラエ２−９に情報を４するスモークコントロールステーアロンを形成するために、協同して作動することができる。

図１３−４６は、興なるサイズのビルディングにおける、この発明に従った様々な構成の使用を例示する。図１３は、小さなビルディング用に構成されるファシリティマネジメント７ステムを示す。これはネットワークコントロールユニットが、暖房、換気、冷房および他の電子／機械的なピルディングンステムを、直接接続されている入出カポインドで自動的に制御し最適化するスタンドアロン構成のものである。ネットワークターミナルのようなローカルＩ１０デバイス１３− １を使用すると、オペレータは、買整機能と指定変更能力を備え、ファンクシ１ンとスケジュールを持つネットワークコントロールユニット１３−３をセフドアツブすることができる。

Ｎ２バス１３−５は、１３−７で概略的に示される、被制御システムにネットワークコントロールユニットからの通信を提供する。そのようなシステムには温度センサー１３−９、フローコントローラ１３−１１およびチラー１３−１３がついていてもよい。

ｖｌＪ１４は、いくつかのネットワークコントロールユニット（例えば１４−１，１４−３）が冷暖房および様々な他の電子／機械的なシステムを同時に管理する、中規摸ビルディング用の典型的な構成を示す。ＮＣＵ１４−１および１４− ３は、高速Ｎｌバス１４−５を通じて、またオペレータワークステーション１４ −７を使って互いに交信することができる。

ＮＣＵ１４−３は、リモートネットワーク遠隔ディスプレイ増設ユニット１４− ９および１４−１１のインプリメントによって、容量と範囲を拡張した。これは、ネットワークコントロールユニット１４−３への個別ｊの装置穴めの線間電圧を配線する必要を除去する。ネットワークコントロールユニブト１４−１に対するローカル入出力はローカル■１０デバイス１４−１３によって提供される。両方のネットワークコントロールユニット１４−１および１４−３は、それらのそれぞれのコントローラ１４−１５．１４−１７．１４−１９．１４−２１．１４ −２３、およびＮ２バス１４−１５．１４−２７上のネ、トワ−り遠隔ディスプレイ増設ユニットと通信する。

図１５は、大規模ビルディング用に構成されたファシリティマネジメントシステムを示す。１ｉ１５において、複数のネットワークフントロールユニット１５− １．１５−３．１５−５がＮｌバス１５−７を通じて相互に連結している。さらに、１５−９と１５−１１のような複数のオペレータワークステーションは、さらにＮ１バスに接続される。例の目的のために、図１５は、そのＮ２バス１５− １３を介して、ブロクシミティリーダー３０および磁気ストリップリーグ１５〜３４に接続しているスマートターミナルのインタフェース１５−３２でカードアクセス・コントローラ１５−１５に接続しているネットワークコントロールユニット１５−３を示ス。カードアクセス・コントローラについては図１１に関連して議論された。

図１５はさらに、そのＮ２バス１５−１７を通じて、火災検知／信号発生装置ループｌ５−２８で火災報知フントローラ１５−１９に接続しているネットワークコントロールユニット１５−５を示す。そのような火災報知コントローラは図１２に関連して議論された。ネットワークコントロールユニット１５−１は、様々なフントロールシステム（ｆｓ、ｔハ１５−２３）へのそのＮ２バス１５−２１および１５−２５を通じて接続される。さらに、ネットワークコントロールユニット１５−１へのローカル入出力はローカル！１０ターミナル１５−２７を介して提供される。

発明に従って、さらにファシリティマネジメントシステムはリモートビルディングために構成することができる。図１６はそのようなシステムを示す。ｒｌ！Ｊ１８に示されるように、リモートリンクは、ＮｌあるいはＮ２バスのいずれかに存在することができる。オペレータワークステーション１６−１は、Ｎ１バス１６−３にネットワークコントロールユニット１６−５およびネットワークコントロールユニット１６−７に直接接続されている。しかしながら、ネットワークコントロールユニット１６−９はリモートリンク１６−Ｌｌを介してＮ１バス１６ −３に接続される。ネットワークコントロールユニット１６−７は、オペレータワークステージ曹ン１６−１１こ直接接続されて、そのＮ２バス１６−１３にコントローラ１６−１５および１６−１７を通じてさらに接続される。同様に、ＮＣＵ１６−９は、そのＮ２バス１６−１９にコントローラ１６−２１および１６ −２３を通じて直接接続される。ネットワークコントローラ１６−９へのローカルＩ１０はローカル１１０２５ターミナル１６−２５によって提供される。対照的に、ネットワークコントロールユニット１６−５４ｔ、Ｎ２バス１６−２７にコントローラ１６−２９および１６−３１を通じて直接接続されるが、リモートリンク１６−３５を通じてコントローラ１８−３３に接続される。したがって、発明に従って、リモートリンクは、Ｎ１バスを通じてｐｅｅｒ−ｔｏ−ｐｅｅｒ通信を遂行することができる。また、リモートリンクは、さらにＮ２バスを通じてマスター／スレーブ通信を遂行することができる。

図１７に従って、プロセッサ１７−２を各々持つ複数のネットワークコントローラ１７−１およびメモリ１７−４は、高速バス１７−３によりて、例えばネットワークされたフ１シリティマネジメントシステム（ＦＭＳ）１７−６を形成するために接続される。プロセッサ１７−２がここに議論されるようなノードにソフトウェア層を接続するために、集中化されるかもしれないし分散されるかもしれないことが注意すべき点である。各ネットワークコントローラ機能はマスターコントロールノードとして操作可能ユニット用にそれに付いており、ソフトウェアのいくつかの層を組込む。ソフトウェアレベルはソフトウェアレベルと操作可能ユニブトの間の分離を増大させるために組立てられる。最も高いソフトウェアレベルは特徴レベル１７−５である。特徴レベル１７−５は、ファシリティマネジメントシステムを操作する際に、ネットワークコントローラによって実行される特定の機能をインプリメントする。特定のファンクシ１ンの１つの例は、ユーザ表示を作表することあるいはグラフ式に示すある値であろう、、特徴は、制御プログラムが作動するデータオブジェクトの制御プログラムおよびリストを含んでいる。

ハイレベルのソフトウェア特徴の任意の数は、システムの要件およびマスターコントロールノードの能力に依ってインプリメントすることができる。ファシリティマネジメントシステムで実行される特徴の他のある例は、傾同変動分析、トークリゼーシ冒ン、およびファシリティマネジメントシステム性能の測定値を提供する、他の統計の特徴を含んでいるだろう。

重要なファクターはハードウェアからの分離の増加レベルが、ソフト９エフ特徴が７ァシリティマネジメントシステムハードウェアの変更によって影響されないことを許することである。

最も高いレベルでのソフトウェア特徴はソフトウェアオブジェクトレベル１７− ７と通信する。ソフトウェアオブジェクトレベルは、特徴レベル１８−５で、特徴１ｇ−２１，１８−２３，１８−２５の１つによってリクエストされるアクシ璽ノを遂行する方法を決定する中間レベルである。情報は、ソフトウェアオブジェクトレベル１７−７と１８−７およびハードウェアのより低いレベルでの特徴レベルの相違から独立した１７−５および１８−５の間で渡される。同様に、ソフトウェアオブジェクトレベルは、ハードウェアオブジェクトレベル１７−９および１８−９と呼ばれるソフトウェアの別のレベルとのインタフェースを構成する。センサーや他のデータ取得およびコントロール装置のような、ネットワークコントローラに接続されている操作可能ユニットの特色にもかかわらず、ハードウェアオブジェクトレベルは、共通のインタフェースがソフトウェアオブジェクトとハードウェアオブジェクトレベル間で確立されることを許可する。ソフトウェアオブジェクトレベル１７−７および１８−７における様々なエンティティに対する操作可能ユニット間の相違を覆うために、ハードウェアオブジェクトレベルを構成することによって、これは遂行される。ローカル・バス通信インタフェース１７−１１および１８−１１の要件に従って、ネットワークコントローラ１７−１はローカル・バス１７−１３を通じてスレーブコントローラ（例えばタイプＡ１７−１５．１７−１７およびタイプＢ１７−１９）と通信する。図１に示されるように、任意の番号のタイプのスレーブコントローラでも可能である。

スレーブコントローラは操作可能ユニット（例えば、センサーＴ１、Ｔ２、Ｔ３、Ｓｌ、Ｓ２．３３）に接続される。そのようなセンサーは現実の世界のデータ（たとえば戸外の空気温史の値を読むバイナリフィールドセンサーあるいはアナログセンサーである。

図１８は図１７に記述される構成のより詳細な実例を提供する。ソフトウェアオブジェクトレベルは複数のソフトウェアオブジェクトマネージャー１８−２７．１８−３１．１８−３５を含んでいる。ソフトウェアオブジェクトマネジャーは特別のタイプのソフトウェアオブジェクトに対するリクエストをすべて処理するデータペースマネジャーである。オブジェクトはネットワークコントローラに格納される名前付きデータ要素である。オブジェクトは、タイプで類別化されており、オブジェクトの各々の実例は、オブジェクト名、現在値、アラーム制限などのようなそれ自身のセットデータを持つ。したがって、各ソフトウェアオブジェクトマネジャーは対応するデータベース１８−２９．１８−３３．１８−３６に関連している。

ソフトウェアオブジェクトマネジャーの１つの例はアナログインプットオブジェクトマネージャー１８−２７である。これは、次側における温度オブジェクトＴの例ＴＩ、Ｔ２、Ｔ３のようなアナログ入力オブジェクトのすべての例に対するデータベースマネジャーだろう。別のものはバイナリ入力オブジェクトマネージャー１８−３１である。与えられたマネージャーに対するデータベースのすべての要素は、同じタイプのオブジェクトである。次側において、ソフトウェアオブジェクトはアナログ入カポインドおよびバイナリ入カポインドを含んでいる。

各オブジェクトタイプにはいくつかの実例（その各々に属性と呼ばれるデータ値自身のセットがある）があってもよい。例えば、データベース１８−２９に格納されたアナログ入力オブジェクトは各々オブジェクトのタイプの実例である。これら３つの例の各々には属性自身のセットがある。これらの属性はオブジェクト名、現在値、アラーム制限などを含むデータである。

ハードウェアオブジェクトレベルは、類似の複数のハードウェアオブジェクトマネージャー１８−３７．１８−４１゜１８−４５を含んでいる。各ハードウエアオブジェクトマネジャーはスレーブハードウェア装置１７−１５．１７−１７゜１７−１９にネットワークコントローラを接続するローカル低速バス１７−１３に接続した特別のタイプのハードウェア装置に対するリクエストをすべて処理するデータベースマネジャーである。例えば、スレーブコントローラタイプＡハードウェアマネージャー１８−３７は、すべてのＡタイプ（以下に示される例のＡＩ、Ａ２）のスレーブコントローラオブジェクトに対するデータベースマネジャーである。ソフトウェアオブジェクトマネジャーの場合と同じように、各々ののハードウエアオブジェクトマネジャーはそのタイプのオブジェクトをすべて含み、それに関連するデータベース１８−３９．　１８−４３゜１８−４７を持っている。例えば、タイプＡハードウェアオブジェクトに対するデータベース３９はＡ１データ１８−４９およびＡ２データ１８−５１を含んでいる。各オブジェクトには、その特定のオブジェクトに対するユニークな１セツトの属性がある。

透過的オブジェクトは２つのレベルで達成される。まず第１に、ソフトウェアオブジェクトは特徴に対して透過的である。そして、第２に、ハードウェア装置あるいは操作可能ユニットはソフトウェアオブジェクトに対して透過的である。これらの透過的オブジェクトは、例によって最もよく例示される。第１の場合、特徴へのソフトウェアオブジェクトの透過的オブジェクトにおいては、特徴Ｘを仮定すると、１８−２１は現在値フィールドあるいはセンサーＴ２の属性を読む必要がある。これは、Ｔ２を制御しているソフトウェアオブジェクトマネジャーに対して特徴Ｘからのリクエストを向けることによって遂行される。図１７に示されるように、この場合、Ｔ２はタイプＡスレーブコントローラ１７−１７によって制御される。

アナログ入力オブジェクトマネージャー１８−２７は、Ｔ２のデータ構造をａｔル、特徴（たとえば値］屹υによって必要とされる属性を特徴Ｘに返すことに責任を持つ。その結果、特徴Ｘは、単一の値として返すことができる様々な可能なタイプのデータを理解する必要があるのみで、アナログ入力オブジェクトに対する全体のデータベース構造を知る必要がない。

オブジェクトに現在値を要求する場合、特徴Ｘは、特定のオブジェクトタイプについて心配する必要がない。情報がすべて、特徴レベル１７−５と１８−５およびソフトウェアオブジェクトレベル１７−７と１８−７の間で、同じ方法で転送されるので、特徴は、オブジェクトの現在値をめる必要があるだけである。したがって、アナロ乞入カオブジェクト１ｉＪｊｌ値およびバイナリ入力オブジェクトのような異なる型オブジェクト値を要求する方法は変らない。特徴Ｘは、適切なオブジェクトマネジャーに現在値属性に対するリクエストを送信するだけである。特徴はどのソフトウェアオブジェクトマネジャーがデータを制御するか決めるだけのためにオブジェクトタイプを使用する。値に対して特徴によって出される実際のリクエストは、どのタイプのオブジェクトが尋ねられているでも、同一である。これは各々異なるオブジェクトタイプに対して現在値を具なって要求することをハイレベルのソフトウェア特徴に要求することを回避する。

このアプローチの付加的利点は、ハードウェアがシステムのどこで設置されているかにかかわらず、同じ方法で、特徴が常に情報を得ることができることである。

特徴がネームによってオブジェクトを要求するだけなので、特徴は、指定されたオブジェクトを生産するハードウェアのシステム内の物理的な位置に対して鈍感である。したがって、ハードウェアの相違およびハードウェアの物理的な位置はハードウェアおよびソフトウェアオブジェクトマネジャーによって覆われる。

ソフトウェアオブジェクトデータ・ベース管理プログラムおよびハードウェアオブジェクトデータベースマネジャーは図１７と１８で以前に記述され示されたように情報を転送する。これは９示目的だけのためであること、および、転送情報の任意の構成は、ソフトウェアオブジェクトデータベースマネジャーおよびハードウェアオブジェクトデータベースマネジャーによって提供されるデータによって実行される機能に左右されて、可能であることに注意すべきである。

したがって、特徴は、実際のセンサーあるいはデータ取得あるいはコントロール装置が付けられるスレーブコントローラハードウェア装置のタイプに関係がない。特徴がオブジェクトの属性に値を要求する場合、それは、生データを生成するセンサーを管理するために使用される、スレーブコントローラのタイプに鈍感である。ソフトウェアおよびハードウェアオブジェクトレベルは特徴を分離し、操作可能ユニットが付けられている物理的なスレーブコントローラにもかかわらず与えられたオブジェクトタイプ対するすべての特徴に同じデータ値セットを同じ方法で贈る。したがって、特徴を各タイプのスレーブコントローラ用に変更する必要がない。

このことは、第２透過レベル、すなわちソフトウェアオブジェクトに対するハードウェア装置の透過性に通じる。ソフトウェアオブジェクトマネジャーとスレーブコントローラ間にハードウェアオブジェクトマネジャーを間に置くことによって、ソフトウェアマネジャーとのハードウェア相違を覆うことが可能である。これは、より高いレベルのコントロールおよび前定義された条件の報告を実行するための、ノード中のソフトウェアオブジェクトマネジ中−の処理能力を解放する。例えば、ソフトウェアオブジェクトマネジャーはアラームを報告し、データを生成するために使用されるハードウェアから独立のトリガメカニズムの役をするように変更をハイレベルの特徴に通知する。

特徴ｘ１８−２１がアナログタイプ温度ポイントＴ１、Ｔ２およびＴ３の値を読む場合、図１８に基いて１つの例が発生する。以前に議論したように、特徴はハードウェアに関係がなく、シたがって、アナログ入力オブジェクトマネージャー１８−２７に対して各温度ポイントをめる同じリクエストをする。これはリクエストされるオブジェクトがアナログタイプであるからである。アナログ入力オブジェクトマネージャー１８−２７自身もまた、Ｔ１、Ｔ２およびＴ３が設置されているスレーブ＋ｑ剛系がない。特徴Ｘおよびアナログ入力オブジェクトマネージャー１８−２７に関するかぎり、様々なハードウェアマネジャーへの通信はすべてＴｉ％Ｔ２およびＴ３に対して同一である。

アナログ入力オブジェクトマネージャー１８−２７は、ハードウェアオブジェクトレベル１７−９から７２．３°Ｆのような明瞭な浮動小数点数（実１りを要求する。

スレーブタイプＡおよびＢに対応するハードウェアオブジェクトマネージャー１８−３７および１８−４１はリクエストされるタイプの値をアナログ入力オブジェクトマネジャー１８−２７に供給するようにデータを決定する。値を決定するために、ハードウェアオブジェクトマネジャーの個々の計算の何らかの数がリクエストされるかもしれない。例えば、温度センサーの値が、アナログ／デジタル変換器によって産み出されるディジタルカウントのようなカウント（このカウントは浮動小数点値を計算するためにあらかじめ定められた範囲に渡って展開されねばならない）としてスレーブコントローラに到着すると仮定しなさい。センサーの最終温度値が得られる前に、一層の修正が、スパン方程式、平方根方程式およびフィルターによってリクエストされるかもしれない。

図１７に示されるように、タイプＡスレーブコントローラ１７−１５および１７ −１７は、Ｔ１およびＴ２生データを受け渡す。タイプＢスレーブコントローラはＴ３生データを受け渡す。コントローラＡおよびＢが完全に興なるレベルの能力を持つと仮定すると、コントローラの相違は既存のコンビエータ化されたファシリティマネジメント管理システムにおいて、重大な問題を引き起こすであろう。例えば、他方がインプリメントしていないかもしれないのに対して、一方のコントローラは平方根方程式をインプリメントするかもしれない。あるいは、コントローラ同士が興なる範囲方程式を持つかもしれない。従来のファシリティマネジメントシステムにおいては、ハイレベルのソフトウェアはこれらの相違を補正する必要があるだろう。しかしながら、本発明においては、スレーブコントローラに対するハードウェアオブジェクトマネジャーは、データを決定してアナログ入力オブジェクトマネージャー１８−２７とこれらの相違を覆うために、ノードプロセッサ（あるいは個別のプロセッサ）にアクセスする。

タイプＡスレーブコントローラ１７−１５および１７−１７は、ネットワークコントローラにアナログディジタルカウントだけを提供する、高度に単純な装置であると仮定しなさい。この場合、タイプＡスレーブコントローラに対するハードウェアオブジェクトマネジャー１ｇ−３７は、アナログ入力オブジェクトマネージャー１８−２７に提供するための最終温度値Ｔ１およびＴ２を得るのに必要な別の計算を実行しなければならない。対照的に、スレーブコントローラタイプＢが、ネットワークコントローラ上へ情報を送る以前に、はとんどのレインリング及びフィルタリングを実行する高度に精巧な装置であると仮定しなさい。この場合、タイプＢコントローラに対するハードウェアオブジェクトマネージャー１８ −４１は比較的に小さな処理を実行する。いずれの場合にも、ハードウェアオブジェクトマネジャーによって実行される処理は、データを操作し、ハイレベルの特徴にそれを送るソフトウェアオブジェクトマネージャー１８−２７に対して透過的である。これは、ハードウェアオブジェクトマネージャー１８−３７と１８ −４１ならびにアナログ入力オブジェクトマネージャー１８−２７間に共通の情報インタフェースがあるからである。したがって、ハードウェアオブジェクトマネジャーはすべて、同じ頬頃りに従ったソフトウェアオブジェクトレベル１７− ７と通信スる。

したがって、アナログ入力オブジェクトマネージャー１８−２７を総称オブジェクトタイプ（この場合、アナログ入力オブジェクト）を処理するために書くことができる。それは、アナログ入力の各単−の可能なスレーブコントローラ実行月代替フードを含んでいる必要がない。

さらに、図１８に示されるように、通信が、ソフトウェアオブジェクトレベル１８−７のすべての特徴とすべてのオブジェクトマネジャー、およびソフトウェアオブジェクトレベル１８−７およびハードウェアオブジェクトレベル１８−９のすべてのオブジェクトマネジャー間で可能であることに注意すべきである。

使用される実際の通信パスはリクエストされる特徴およびデータによって実行されるファンクシ曹ンだけからなるファンクシ嘗ンである。したがって、特徴ｙもソフトウェアオブジェク）ＴＩをリクエストしてもよく、シたがうて、アナログ劫オブジェクトマネージャー１８−２７にアクセスする。同様に、特徴ｎは、ハードウェアオブジェクトレベル１８−９の１つ以上のオブジェクトマネジャーからデータをさらに要求することもできる、ソフトウェアオブジェクトレベル１８ −７の１つ以上のオブジェクトマネジャーからデータをリクエストしてもよい。

ハードウェアオブジェクトとソフトウェアオブジェク叶レベル間のインタフェースの共有性は、新スレーブコントローラおよびオブジェクト例の追加を単純化する。もし３ｆＥ４温度センサーＴ４がシステムに加えられれば、オブジェクト例は上記の例に加えられるだろう。箪３タイプＡスレーブコントローラＡ３が加えられれば、同じタイプの新スレーブコントローラが加えられるだろう。いずれの場合にも、ソフトウェアオブジェクトレベル１８−７とハードウェアオブジェクトレベル１８−９間に情報のインタフェースにたいする変更がないので、必要なソフトウェアはすべてネットワークコントローラに存在する。ユーザはただ、１８−２９のアナログ入力オブジェクトＴ４の新しい例を生成するためにデータベースを修正変艷する必要があるだけである。あるいは、タイプＡコントローラオブジェクト（たとえば、Ａ３）の新しい例をネットワークコントローラに生成するために、データベースｌ　８−３９を修正変更する必要があるだけである。

９のフ１シリティマネジメントシステムソフトウェアに最少のインパクトをそなえた新しいスレーブコントローラタイプを加えることも可能である。新しいコントローラタイプ、さい。

そのローカル・バスで操作可能なユニットに対するマスターコントロールノードの役をするネットワークコントローラにおいて、既存のソフトウェアに新しいハードウェアオブジェクトマネジャーを加えること（ダウンロードあるいは他の手段によって）をこのことは要求するだろう。このハードウェアオブジェクトマネジャーは、システムの中ですでに定義されているソフトウェアオブジェクトに新コントローラの能力をマツプするだろう。例えば、新ハードウェアコントローラは新しいハードウェアオブジェクトマネジャーをリクエストして、略式な方法でアナログ温度データをモニタしてもよい。新コントローラがアナログ温度データを産み出せば、新しいハードウェアオブジェクトマネジャーは、アナログ入力オブジェクトの新しい例Ｔ５にデータをマツプすることができる。既存のソフトウエアオブジェクトマネジャーおよびソフトウェアオブジェクトレベル１７−７、およびネットワーク制御ソフトウェアの特徴レベル１７−５のハイレベル特徴は、影響されないだろう。なぜならそれらは従来と同じ様に作動するであろうから。唯一の例外は、既存のタイプのオブジェクトとはオペレージ嘗ンにおいて非常に興なるために、ソフトウェアオブジェクトレベル１７−７で既存のソフトウェアオブジェクトマネジャーの１つにマツプすることができなかった新しいデータタイプを、新しいハードウェアｂ助りサボートするかであろう。その場合、新しいソフトウェアオブジェクトも作成されなければならないかもしれない。

したがって、ハードウェアオブジェクトマネジャーは、ソフトウェアオブジェクトに対するハードウェアの相違を覆うために、再び使用される。したがって、ソフトウェアオブジェクトマネジャーＢなるハードウェアに左右されるバージロンを持つ必要がない。

ソフトウェアオブジェクトマネージャーは、データ要素がタイプＡコントロールのもとで操作されたセンサーから由来するものであれ、タイプＢコントロールの下で操作された別のセンサーから由来するものであわ、データ要素を同じ方法で処理する。ハードウェアオブジェクトマネジャーは、ソフトウェアオブジェクトマネージャーの必要によつてリクエストされる形にデータをフｔ−マットするかマツプする。これは、ソフトウェアオブジェクトマネジャーがより高いレベルのソフトウェア特徴にハードウェアから独立したインタフェースを提供することを可能にする。

この発明の別のアスペクトに従１て、図１９は、ソフトウェアあるいはハードウェアオブジェクトマネジャーが、センサーのような操作可能ユニットから直接得られたデータが処理されるのとほとんど同じ方法で計算中に生成されるデータを処理するための一つの構成体を提供することを例示する。発明に従って、１つのポイントがオブジェクトのタイプとして定義される。例えば、アナログ入カポインドはオブジェクトのタイプである。したがって、ポイントにはその現在値、上限、下限、アラーム状態、そのハードウェアアドレスなどのような属性がある。

ポイントに対するこれらの複数次元はポイントをベクトル量として定義する。１ポイントは、フィールドのセンサーのような操作可能ユニットに常に関係している。したがって、操作可能ユニット１９−１は、ソフトウェアオブジェクトマネージャー１９−７によってリクエストされる形にハードウェアオブジェクトマネージャー１９−５のデータを処理するネットワークコントローラ１９−３にデータを提供する。ポイントに対応するデータは、プロセッサメモリ１７−４のような記憶手段に属性１９−９として格納される。

特徴レベル１９−１１での中間計算は、ソフトウェアオブジェクトレベル１９− １３力ｎ作可能ユニットから直接集められないデータを供給することを時として要求することがある。

そのようなデータを処理する共通の方法を容易にするために、擬ポイント１９− １５がソフトウェアオブジェクトレベル１９−１３で作成される。擬ポイントは、ソフトウェアオブジェクトマネージャー１９−７によってポイント１９−９とまったく同ヒ左法で処理される。１ポイントと擬ポイントの間の相違は擬ポイントが関連するオブジェクトからその属性の１つ以上を得ているのに対して、１ポイントが操作可能ユニットからその値を得ることである。擬ポイントは、その属性の１つとして関連するオブジェクトの身元を格納する。したがって、擬ポイント１９−１５は、ポイント１９−９としてその関連するオブジェクトを認識することができよう。この場合、擬ポイント１９−１５は、ポイント１９−９の属性からその属性の１つ以上を得ることができよう。これは同じ方法で特徴レベル１９−１１からのデータリクエストをすべて処理することを、ソフトウェアオブジェクトマネージャー１９−７に許可する。

したがって、ポイントとして操作可能ユニットから得られたデータ、および、そのような操作可能ユニットから直接得られない、中間計算の中で使用される他のデータを区別する必要がない。

図２０は、高速ネットワークバス２０−７で相互に連結したネットワークコントローラ２０−１，２０−３．２０−５を示す。高速ネットワークバス２０−７は、／−ド間のデータをコンビ講−夕２０−９に伝送するために使用される。コンビ二−タ２０−９は、ネットワークコントローラ２０−１に対するアーカイブデータベース２０−１３、およびネットワークコントローラ２０−３に対するアーカイブデータベース２〇−１５のようなアーカイブされたデータベースを含んでいる記憶要素２０−１１へ情報を伝送するコンビコータ２０−９は、データのレベルが特定のアプリケージ冒ンに対して適切なものはどんなレベルであわ、ユーザがデータ要素を生成することを可能にし、データ要素にネームを割当てることを可能にする生成ソフトウェア２０−１０を含んでいる。２つの要素に同じネームがあってはならないので、生成ソフトウェアはアーカイブされたデータベースあるいはオンラインデータベースをチェックし、各データ要素が自身に袴宵のネームを割当てられていることを確認する。

ネームが割当てられた場合、ネームおよびデータ要素は両方とも高速パス２０− ７を使用して、上位ノードにダウンロードされる。こａｌｔ、レファレンス番号２１−２０および２１−２２として生成時刻で図２１に概略的に示される。その結果、上位ノードは名前付きデータ要素を含んでいる。

図２１のファンクシ覆ンブロック２１−２４にさらに示されるように、ランタイム中、レファレンスノードは、ネームによってデータ要素に対するリクエストを送信する。これが指定されるデータ要素に対する第１リクエストである場合、ファンクシ１ンブロック２１−２６に示されるように、データ要素が見つけられるまで、ネットワーク全体が探索される。これは、ファンクシランブロック２１− ２８に概略的に示される。

ネームをネットワークのいかなる場所にも見つけることができない場合、ファンクシランブロック２１−３０に示されるように、エラーメツセージ２１−３２が送信される。また、ネームの探索はブロック２１−３８で終了される。一方、ファンクシ１ンブロック２１−３４に示されるように、ネームが見つけられた場合、ネームはバインド情報でタグを付けられる。このパインディング情報はネットワーク上のノードアドレス、およびノードのデータベース内のデータ要素の内部アドレスである。ノードアドレスおよびデータ要素の内部アドレスには任意の便利なフォーマットがありうる。

ファンクシ璽ンブロック２１−３６に従って、ノイインド情報およびデータ要素それ自身は、バインド情報を格納するしフルンスノードに返される。

レファレンスノードがデータ要素に対するＮ１リクエストを行っていない場合、ブロック２１〜２６に示されるように、バインド情報が読まれるコントロールはファンクシ璽ンブロック２１−４０にパスする。バインド情報を使用して、ブロック２１−４２で、指定位置０位ノードおよびデータ要素位１Ｄでのネームは、リクエストされたネームを持つブロック２１−４４の中で読まれ比較される。指定位置で見つかったネームが、リクエストされたネームと一致した場合、データは、ステップ２１−４６に従ってリクエストノードに返される。そして、データ取得ルーチンが終了される。

しかしながら、指定された位置で見つけられたネームがリクエストされたネーム七一致しないこともありうる。これは、バインド情報が無効になったことを示す。典型的に、検証は上位ノードで行すれる。ホストは、リクエストされたデータが、境界アドレスに格納された要素のネームと渡されたネームを比較すること１；よって同じアドレスにまだあることを確認する。それらｂ−一である場合、以前に注意したように、パインディングはまだ有効である。また、リクエストされるように、データは返される。しかしながら、上位ノードのデータベース内に、あるいは別のノードのいずれたに、データ要素が移動した場合、上位ノードは、そのデータベースでその位置に今格納されるネームとリクエストで渡されたネームとの間の不一致を検知する。

レファレンスノードは、バインド情報が無効であると通知される。ダウンロード、１輸あるいは他のデータベース生成が上位ノードを通じて実行された場合、データ要素の削除、ノード内データのデータベースの別の位置への移動、あるいは翼なるノードへのデータの移動によってバインド情報が無効になることはあり得る。これらの事象のうちのいかなるものでもレファレンスノードが通知されないで起ることがある。バインド情報が無効の場合、レファレンスノードは、データ要素名の第１リクエストに対する前述のステップに再び従って、ステップ２１− ２８に従う要素名をめてネットワークの探索を実行する。データ要素名す哨Ｉ餘された場合、エラーメツセージ２１−３２が返されるだろう。しかしながら、ステップ２１−３４および２１−３６に従って、データ要素名が、ノード内であるいは翼なるノードへ移動させられた場合、ネームは新しいバインド情報のついてタグを付けられるだろう。新しいバインド情報およびデータ要素はレファレンスノードに返されるだろう。

上記の結果、ネットワークは自己回復作用を行う。アドレスの変更が生じた後、はじめてレファレンスが行われたとき、無効になるレファレンスが修正される。

さらに、それが参照するデータ要素がダウンロードされる前に、レファレンス７ −ドがダウンロードされる場合、ネームがダウンロードさね、次に、それを見つけることができるまで、エラーメツセージは返される。したがって、上記の発明に従えば、はじめてデータ要素がリクエストされたときか、あるいは、データ要素が移動させられた後はじめてそれがリクエストされたときネットワーク探索を行うだけでよい。

図２２は、上記に記述された方法のパリエージ１ンを例示する。ネーム生成２２ −５０後、ネームは、レファレンスノードへステップ２２−５２でダウンロードされることを、図２２−３は例示する。ステップ２２−５４で、レファレンスノードはネームテーブルを生成する。レファレンステーブルは、データ要素のコピーを１つだけ保持することによって、ノード内メモリの使用を最適化するように構築することができる。

その後、データ要素を要求するレファレンスノードで、すべてのレファレンスおよびアプリケージ１ンは、ＡＳＣＩ　Ｉ名より少ないデータ・バイトしか典型的にリクエストしないレファレンステーブル指標と取替えられる。したがりで、図２２のステップ２２−５４および２２−５６で示されるように、ネームは１つの場所、レファレンステーブルエントリだけで保持される。

この方法で各々のレファレンスノードが自身のネームテーブルを保持することに注意すべきである。したがって、ステップ２２−５８の後レファレンスノードがデータ要素を要求する場合、ステップ２２−６０はこれがレファレンスノードによる最初のリクエストかどうか決めるように実行される。それがレファレンスノードによる最初のリクエストである場合、図２２のステップ２２−６２から２２ −７２が実行される。これはネームがバインド情報およびデータを返して発見された場合に要素名をめてネットワークを探索すること、および、ステ、プ２２− ７２で示されるようなレファレンスノードに作成されるテーブルにそのネームを置くことを含んでいる。以前に議論したように、エラーは処理されるだろう。

ステップ２２−７４で、これがレファレンスノードによる最初のリクエストでない場合、データ要素の位置は、ホストに送られたネームテーブルおよびリクエストから読まれる。その後、ネームはネームテーブルで指定される位置に上位ノードによってネームと比較される。ステップ２２−７８での比較の結果に基いて、データは要求するノードに返されるだろう。あるいは、ネットワークは要素名をめて探索されるだろう。レファレンスノード内で、それが、データ要素をめるリクエストが起こす、いかなるアプリケーン１ンあるいは特徴において重要ではないことに注意することは重要である。一度ノイペンディングがその要素への１つのレファレンスに対して生じれば、それは、その要素へのそのノード内のすべてのレファレンスに対して発生する。これは、各々の場所に対して一度ずつレファレンスがノードで発生する代わりに、ノイインデイングが７−ド内のすべてのレファレンスに対して一度だけ発生する必要があることを意味する。これは、ノードによってすべてのレファレンスに対応する初期パインディングを作るのに費やされる時間を縮小する。個別のレファレンステーブルが各ノードに対して構築されることも注意されるべきである。したがって、データ要素の位置が上位ノードの範囲内であるいは別の上位ノードζ［される場合、はじめて、そのノードがデータ要素を要求するときＣζレファレンステーブルを更新するプロセスが各レファレンスノードによって繰り返されるだろう。

図２３は図２２に示される配置の＝層の最適化を示す。

ノードがデータ要素に対する第１リクエストを行なうたと仮定して、バインド情報によって識別される位置のネームが、現在リクエストされているデータ要素のネームと比較される。

この場合、一致が生じなければ、ローカル探索は、バインド情報によっ１りされるホストの探索によって、ステップ２３−８２でまず実行される。これはデータ要素が同じホスト内に見つけられるからである。これが生じた場合、バインド情報およびデータがレファレンスノードに返されるコントロールはステップ２３− ７０にパスする。しかしながら、これが生じなかった場合、ネットワークの残りはステップ２３−６２からスタートする探索が行なわれる。

一層の実施例はデータ要素が、要求するノード（つまり、上位ノードおよびレファレンスノードは間じノードである）と同じノードに格納される場合にデータ要素へのレファレンスをめてネットワークを探索することを回避する。前述したように、レファレンスネームテーブルは、レファレンスノードに各ネームに対するエントリを含んでいなければならない。

データがある場合にはこのノードから別の７−ドに移動することもあるので、レファレンスノードおよび上位ノードが間−でも、これは必要である。したがって、たとえレファレンスノードがさらに指定される要素に対して上位ノードでも、レファレンスノードのネームテーブルからエントリを躇１餘することはできない。しかしながら、これらの状況になったときだ１九はじ・めでレファレンスノードがレファレンスノードがさらに上位ノーｒであるデータ項目をリクエストしたときに、ネットリークの探索を削除することは、可能である。これは、要素がダウンロードされる場合に、データベースソフトウェアおよび上位ノードにレファレンステーブルエントリを加えることによって、達成される。上位ノードがデータ要素を所有し、従って、パインディングを知っているので、テーブルエントリは正確なバインド情報を含んでいる。

間じノードの他のどこかから第ルファレンスが生じた場合、バインド情報は、レファレンステーブル内にすでにあり、追加探索はリクエストされない。したがって、レファレンスノードによって頻繁に使用されるデータ要素をそのレファレンスノードにホストすることは有利である。

図２４はネームの複数のレベルを使用して、一層の最適化テクニックを示す。例示されるように、ネームの２つのレベルが示される。しかしながら、テクニックは、指定する階層の任意の深さまで延長することができる。したがって、ネームの、小さなレベルおよびハイフンでつながれたレベルは使用することができる。

各々のレベルで、ディレクトリは次のより高いレベルまでアクセスを可能にして、構成される。２レベルの名前づけスキームにおいて、各ネームは、２つの部分、ずなわち、グループ内のグループ名および要素名から成る。各グループは、ネットワークにおいて１つのノードに割当てられ、グループの範囲内で多くの要素を持ってもよい。第１デイレクトリすなわちグループディレクトリは、ネットワークのすべてのグループのディレクトリである。ディレクトリは、各グループのネームをリストし、グループが駐在するノードを定義する。ネットワーりの各ノードにグループディレクトリを保持上なければならないので、グループディレクトリは、ネットワーク内のすべてのノードに同報通信される。すべてのノードがグループディレクトリの最新のコピーを保持するように、グループの付加あるい（よＲＩＭはネットワークのすべての７−ドに内報通信されなければならない。

ノードの各グループ対して、ｌ−ドは、要素ディレクトリと呼ばれるディレクトリの茶２レベルを含んでいる。

要素ディレクトリは、そのグループの要素をすべてリストし、グループの各要素のフードアドレスを識別する。

グループの要素が、グループあるいは要素ディレクトリを含んでいるノードに駐在する必要がないこと、また、すべての要素およびそのグループがネットワークの同じノードにかならずしも駐在する必要がないに注意することは重要である。

もちろん、要素が加えられたりかグループから削除されたり、１つのノードから別めノードに移動した場合は常に要素ディレクトリは更新される。図２４は、ディレクトリがどのように使用されるか例示する。ステップ２４−Ｚｏｏで示されるように、レファレンスノードがデータ要素にたいしてその第１リクエストを行なっているかどうかが最初に決定される。ステップ２４−１０２において、これが茶１リクエストである場合、レファレンスノードはグループディレクトリとグループ名を比較し、グループノードを識別する。ステップ２４−１０４において、一致が生じていない場合は、エラー２４−１０６が示される。そして、事象のシーケンスが終了する。

ステップ２４−１０４での適切なオペレージ賃ンを仮定した場合、一致が生じ、ステップ２４−１０８でリクエストはグループディレクトリで身元確認されたグループノードに送られる。グループノードのステップ２４−１１０において、要素ディレクトリは要素がそのグルー２＋４れるかどうかを決めるために、探索される。要素ディレクトリがデータ要素の位置を含んでいるので、一致がステップ２４−１１４で生じた場合、ステップ２４−１１２でグループノードは要素ディレクトリから上位ノードアドレスを読み、ステップ２４−１１６で上位ノードへのリクエストを転送する。ステップ２４−１１８で、上位ノードはデータを得て、レファレンスノードにバインド情報およびデータを返す。したがって、要素のネームの初期探索は、正しいグループに対する要素ディレクトリの探索が後続するグループディレクトリの探索に短縮される。

ネットワーク全体を探索する必要がない。しかしながら、ディレクトリは最新にしておかなｊすればならないし、グループディレクトリのコピーをネットワークの各ノードに保持しなければならないことに注意すべきである。グループディレクトリが駐在するノード上にだけ、グループの要素ディレクトリを保持する必要がある。グループあるいは要素が加えられたりかｌｌ１１９１されたり、要素が移動させられたりした場合のみ、逼六飛關シト要求されるだけである。これは、そのような変更が生じた場合、レファレンスノードをすべてダウンロードすることに比べれば相当に少ない仕事量である。レファレンスノードのソフトウェアの実際のレファレンスが影響を受ける必要がない。

以前に議論したように、これがデータに対する系ｌリクエストでない場合、バインド情報が読まわ、そのネームはバインド情報によって識別された位置に見つけられたネームと比較される。一致が生じない場合、バインド情報はもはや最新でなく、適切な情報を位置指定するにシーケンスを再び実行しなければならない。

１つのアプリケージ璽ンにおいて、ファシリティマネジメントシステムで上述の方法を遂行することができる。ファシリティマネジメントシステムに対するこのアプリケージ璽ンは例を介したものであり、この発明に対して制限を（わえることを意図したものではない。図２０で、数個の実時間ネットワークフントａ−ラおよびネットワークコントローラへダウンロードするためのデータベースを生成するために使用されるパーソナルコンピュータは、ネットワーク２０−７に相互に連結している。パーンナルコンピュータ２０−９に付けられたディスクのような記憶手段２０−１１は、ネットワークコントローラ２０−１．２０−３および２０−５にダウンロードされるデータベースを含んでいる。

各ネットワークコントローラおよびパーソナルコンピュータはノードと考えることができる。ＮＣ２を上位／−ド３のネームであり、上位ノードがＡＨＵ１／ＦＡＮと呼ばれるデータオブジェクトあるいは要素を所有すると仮定しなさい。

システム／オブジェクト名はシステム名が上記の説明においてグループ名と同一であり、オブジェクト名が特別のデータオブジェクトあるいは要素のネームである場合にスキームを指定する２レベルである。このオブジェクトは空気ハンドラ＃ｌに対するリターンファンである。２つの位置の１つに対してそれを制卸することができ、そのネームがネットワーク上でユニークなので、これはバイナリ出力オブジェクトである。

１グルーｔあるいはシステム名はＡＨＵｌおよび“要素“である。あるいは、オブジェクトはファンである。さらにそのＮＣ１がノード１のネームであり、レファレンスノードであると仮定しなさい。これは、それがＦＡＮオブジェクトを参照する必要のあるい（っかのソフトウェア特徴を持つことを意味する。図２０に示されるように、特徴ＡはＦＡＮオブジェクトの現在値を読む必要があり、特徴Ｂはファンを物理的に開始させるためにＦＡＮオブジェクトにコマンドを送る。

図に示されるように、すべてのシステム名、グループディレクトリ２０−２００．２０−２０２および２０−２０４のリストは、各７−ドに複写される。グループディレクトリは、どのノードが特別のシステムのためのオブジェクトのディレクトリ含んでいるかを識別する。ＡＨＵ１システムの場合、オブジェクトのディレクトリはＮＣ２ノード２０−３によって保持される。したがって、ＮＣ２、ノード２０−３もＡＨＵ１システムのオブジェクトのディレクトリ、および、それらがデータベースに位置指定されている場所とを含んでいる。同様に、ＡＨＵ２システムに対するオブジェクトはＮＣ３あるいはノード２ｏ−６に位置指定されている。

以前に議論したように、パーソナルコンビュータ２０−９を使用して、ユーザは、記憶ディスク２０−１１上にアーカイブされたファイル２０−１３．２０−１５に置（ことができ、ネットワークコントローラ２０−１．２０−３および２０ −５にダウンロードすることができるデータベースを生成する。特徴ＡおよびＢからオブジェクトＡ）ｆＵ１／ＦＡＮへのレファレンスのようなレファレンスは、ダウンロードされる時、ＡＳＣＩＩネーム形式で保持される。これはそれらが、ネットワークコントローラに対応するデータベースがダウンロードされた時にまだバインドされていないからである。参照を付けるソフトウェア特徴は、データオブジェクトＡＨＵｌ／ＦＡＮの実際の物理的な位置に気がつかない。

ダウンロードするに際して、オブジェクトは、同じタイプのオブジェクトをすべて管理するデータ・ベース管理プログラムに与えられる。ＡＨＵＩ／ＦＡＮの場合には、ＮＣ２のバイナリ出力マネジャーが使用される。オブジェクトデータ・ベース１理プログラムソフトウエアは、レファレンスネームテーブル中にネームを最初に入力する。例えば、バイナリ出力オブジェクトマネジャーがダウンロー１時にＦＡＮオブジェクトを与えられる場合、それは自身のバイナリ出力データベースにＦＡＮオブジェクトを入れて、レファレンステーブル２〇−３００にエントリを加える。このエントリは、ＡＨＵＩ／ＦＡＮオブジェクトおよびそのバインド情報のネーム、および、バイナリ出力データベース（レコード３）における、オブジェクトタイプ（バイナリ出力）、上位ノードアドレス（ＮＣ２）およびデータベース位置を含んでいる。この例において、テーブルエントリは、図２０に示されるようにオフセット１６に位置指定されている。ＮＣ２以外の他の７ −ドがバインド情報をこの時知らないことに注意しなさい。これらの７−ドは、ＡＨＵＩ／ＦＡＮに対するネームレファレンスをまだ持っているだけである。

後のネーム探索が適切な場所でそれを見つけるように、オブジェクトとＡＨＵｌのディレクトリは、さらに、ＦＡＮオブジェクトに対するレファレンステーブルを指定する。レファレンスノード２０−１、ＮＣＩに対するデータベースもダウンロードされる。これはＭＣＩに対するレファレンステーブル内にエントリを作らせる。特徴Ａに対するデータベースがダウンロードされると、エントリがＡＨＵＩ／ＦＡＮに対するレファレンステーブルに作られるが、これにはバインド情報がついていない。この“バインドされていない”レファレンスは、ＭＣＩのある特徴がＦＡＮをレファレンスすることを単ｔこホす。ハイレベルのソフトウェア特徴已に対するデータベースがダウンロードされると、特徴Ｂも、テーブルにバインドされていないレファレンスを加えようと努めるがそれがそこ（レファレンステーブル２０−３０２のオフセット２７）にすでにあることを知る。その後、両方の特徴は、ＡＨＵＩ／ＦＡＮに対する名前付きレファレンスを２７のオフセットと取替え、テーブルの中へ入れる。この時点でもバインド情報がＭＣＩのテーブルの中になおないことに注意しなさい。

ハイレベルのソフトウェア特徴人の実行は、ＮＣＩにＦＡＮオブジェクトの値を読むことを要求する。パインディングが、ＡＨＵＩ／ＦＡＮに対するＭＣＩのレファレンステーブル中にはまだないので、ソフトウェアはネットワークにＡＨυ １／ＦＡＮを位置指定しなければならない。これはシステム名ＡＨＵ１をめてシステム名リストあるいはＭＣＩのグループディレクトリを探索することを要求する。図２０に示されるように、リストは、ＡＨＵｌがＮＣ２に位置指定されていることを示す。したがフて、ソフトウェアはＮＣ２にリクエストを同ける。ＮＣ２は、要素ディレクトリを使用して、そのデータベースにオブジェクトを置く。

これは、ＡＨＵＩのオブジェクトのディレクトリ中のＦＡＮを調べることによって遂行される。図２０に示される例において、これは、ＮＣＺ中のレファレンステーブルのオフセット６に位置指定されたバイナリ出カポインドである。

上述のように、この情報がダウンロード時にそこに置がれたので、ＮＣ２のレファレンステーブルは、ＦＡＮに対して加えられバインド情報をすでに持っている。従って、ソフトウェアは、このノード上に正確なデータ・ペース１理プログラム（バイナリ出力）オブジェクトマネジャーにリクエストを送信し、正確なレコード（それはレコード３である〉を要求することができる。

一度データが４られれば、情報はバインド情報と共に特徴ＡおよびＮＣＩに渡される。その時、ＦＡＮに対するレフアレンステルプルエントリは、正確なバインド情報と共にノードＭＣＩに完成される。

図２０は、さらにＮＣ２の特徴Ｃからのような、上位ノードのレファレンスに対して、データベースがダウンロードされた後、バインド情報がレファレンステーブル中にすでにあることを例示する。したがって、はじめてレファレンスがアクセスされたときでさえ、パインディング手続きはそれらのレファレンスに対して要求されない。

バインド情報がネットワークコントローラＮＣＩに提供されているので、ネットワークコントローラＮＣＩからのその後のレファレンスは上記の手続きを繰り返す必要がない。特徴ＢがＦＡＮを参照する必要があると仮定した場合、レファレンステーブルにＦＡＮファンを見つけるためには、格納されている２７のオフセットを使用する。この時、バインド情報は、テーブル中にすでにある。したがって、ソフトウェアは、ノードＮＣ２のバイナリ出力データベースマネジャーにリクエストを直接送信し、レコード３を要求することができよう。

上述の探索手続きはもはやリクエストされない。引き続いてＦＡＮを参照するＭＣＩ上の他の任意の特徴レファレンスファンはテーブル中の同じバウンドレファレンスを使用する。したがって、パインディングは、ＭＣＩからすべてのレファレンスに対して一度リクエストされるだけである。以前に議論したように、各ソフトウェア特徴で、より長いＡＳＣＩＩ名が短いテーブルオフセットによって取替えらへただ１つのテーブルエントリだけがその同じノードからすべてのレファレンスに対してリクエストされるので、レファレンステーブルはメモリ要求をを總小する。

図２５は、データ要素が７−ド内を移動する場合の事象のシーケンスを例示する。ＦＡＮがレコード３からレコード５までＮＣ２のデータベース内を移動すると仮定しなさい。これは、たとえば、パーソナルフンピユー夕でのデータベースの再生成の結果として発生する可能性がある。その結果、ＡＨＵＩ／ＦＡＮがレコード５まで移動したのに対して、しニア−Ｆ３がＡＨＵ１／ポンプと呼ばれるオブジェクトに今度はなる。ネットワークコントローラ２５−２上のバイナリ出力データベースマネジャーに直接行くべき、ネットワークコントローラ２５−１によって使用されるバインド情報は、レコード３に対するリクエストを引起すだろう。しかしながら、レコード３で見つけられたネームと比較できるように、このリクエストも、ＡＨＵＩ／ＦＡＮのネームを送る。この場合、レコードはもはや一致しない。

前述の最適化の１つを使用して、バイナリ出力データベースマネージャーはそれがオブジェクトＡＨＵＩ／ＦＡＮをなお持つかどうか理解するために、自身のデータベースを探索する。この場合、それはレコード５で見っｌすられ、したがって、要求された情報は新しい正確なバインド情報と共に返される。ＮＣＩは、それが使用していたパインディングがＮＣ２１こよって修正されており、レコード３に対するレファレンスをレコード５ど交換することによって、そのレファレンステーブルを更新することを理解する。

したがって、オブジェクトはネットワークコントローラＮＣＺ内を移動した。しかし、ネットワークコントローラＮＣＩは、ネットワークコントローラＮＣＩに対する何の変更もなしでデータをなお見つけることができた。更に、共通のレファレンステーブルエンドリカ９５軒されるので、ネットワークコントローラ２５ −１のレファレンスはすべて修正される。

ダウンロードの結果、データオブジェクトが興なるネ。

トワークコントローラに移動させられた場合、図２６は状況を例示する。この場合、ユーザは、システムあるいは“グルー１ネームＡＨＵ１を移動させるＮＣ２、およびＮＣ３に対するデータベース、およびＮＣ３に対するそのオブジェクトを生成し九今、ＦＡＮはネットワークコントローラＮＣ３（ノード５）上のバイナリ出力データベースのレコード７である。ここで、それがすでに持っているバインド情報を使用して、ＦＡＮをｔ照しようとするネットワークコントローラＮＣＩの試みは失敗する。これはネットワークコントローラＮＣ２でのネーム比較、レコード３が、ＡＨＵＩ／ＦＡＮデータオブジェクトがそのアドレスにはもはやないことを示すためである。さらに、ＮＣ２データベースの残る要素のチェックは、ＦＡＮを見つけることができないことを示す。したがって、ネットワークコントローラ１の特徴Ａは、エラーメツセージを受信する。

ネットワークコントローラ２６−１は、そのテーブルからのバインド情報を削除することによって、および、ＡＨυ１／ＦＡＮの新しい位置を見つけるために上に議論された方法に従うことによって応答する。

この場合、それはネットワークコントローラ３のレコード７で見つけられるだろう。共通のレファレンステーブルが更新されるので、これを一度行うことは、ネットワークコントローラＭＣＩのレファレンスをすべて修正することになる。

もしデータ要素がネットワークから完全に削除されていたとしたら、ネットワークコントローラＮＣＩは、忠告メツセージを介してＦＡＮを見つけることができないことをオペレータへ報告していたことだろうということは注意すべきである。このことは、また、ＦＡＮが再びダウンロードされるまで、ＮＣＩからＦＡＮへのすべてのレファレンスに対して真実である。したがって、ＡＨＵＩ／ＦＡＮが再定義されるか、レファレンスが削除されるまで、エラーは発生する。しかしながら、ダウンロート潰、レファレンスは、盤インドし適切に作動し始めるだろう。従って、ノードダウンロードの順序は重大ではない。

Ｎ１バスで相互に連結したノード間で適切な時間同期を提供するために、ノードの１つが、限定的システムマネージャーの役割を演する必要がある。図２７に示されるように、／−ド２７−１１ｔＪ１間同期装置（限定的システムマネジャー）として２７−２で選択さね、ノードは時間を定義し、Ｎ１バスで相互に連結した他方の／−ドにこの情報を送信する。２７−３に示されて、／−ドは非更新間隔の間、時間をモニタする。

決定ブロック２７−４は現在、再同期がセットされる時間かどうか決めるために、ブロックをテストする。そうでなければ、フントロールは２７−３に転送さね、時間モニタリングは継続する。ブロック２７−５において、今ノード間で時間の同期を再設定する時であるということが決定ブロック２７−４において決定された場合、ノードはそれがシステム時間マネジャーかどうか決めるために、テストする。そうならば、コントロールは２７−２を閉鎖するために転送される。また、システム時間マネジャーは現在の時間を送信する。

決定ブロック２７−５において、それがシステムマネジャーではないことをノードが認識した場合、ブロック２７−６において、ノードは、それが時間同期データを受落したかどうか決める。そうならば、ノードはブロック２７−７においてその時間をリセットし、ブロック２７−３でのように、時間モニタリングは継続する。時間同期データがブロック２７−６で受信されない場合、ブロック２７− ８のノードは、それがシステム時間マネジャーでありうるかどうかを決め、そうならば、ブロック２７−２でのように時間を送信する。これは、オリジナルのシステム時間マネジャーが障害を起こしたり、オフラインになった場合、新しいノードが時間同期責任を引き受けることを可能にする。

ノード間で時間を同期させることに加えて、グローバルなデータを同期させることも必要である。図２８は、ダウンロードの基本ステップを示す。ファンクシ璽ンブロック２８−１において、グローバルなデータベースはネットワークの上に定義されロードされる。グローバルなデータベースは、パスワード、システム名（オブジェクト名ではないカリのリスト、ノードのリストおよびシステムにつながっているプリンタ、ユーザのある分類の忠告メツセージがどこに同けられているかを示すリポートグループ、またすべてのノードに有用な他の情報のような項目を含むことができる。ファンクシ璽ンブロック２８−３は、各７−ドがまた、アーカイブ装置の中でそのノードに対して定義されるデータベースを持つことを示す。ノードデータベースは、ノードに格納されるデータ、およびノードによって制御される他の装置にＮ２バスを通じて送信される補足データを含んでいる。

ファンクシ璽ンブロック２８−５において、ノードは、それにＮ１アドレスを与えることおよび不揮発性メモリにそのアーカイブ装置の身元を格納することによって、ネットワークに構成される。

ステップ２８−７でのパワーアップに続いて、ノードはステップ２８−９で他のノードと同期しなければならない。同期が完全かどうかをステップ２８−１１はテストする。そうでなければ、コントロールは同期プロセスを完成するためにファンクシ嘗ンブロック２８−９に転送される。ノード同期の完成に際して、ノードが自身の特別のデータベースをダウンロードするために、アーカイブ装置にアクセスするファンクシ璽ンブロック２８−１３に、コントロールは移る。各データ要素が受信されるので、情ｅ（Ｎ２パスで装置に送信されるかどうかを決定ブロック２８−１５はテストする。送信されなければ、情報は、ファンクシ冒ンブロック２８−１７に示されるようなノードに格納される。）１ンクシ謬ンブロフク２８−１９に示されるように、情報がＮ２ネットワークにつながる装置に向けて予定されている場合、情報は装置までＮ２ネットワークを通して渡される。

図２９は、同期がどのように起るかをさらに例示する。

パワーアップに際して、ノードはＥＰＲＯＭ中のコードを実行し、ノードの不揮発性メモリ部の中で定義されているノードのアーカイブ装置を識別する。これはファンクシ璽ンブロック２９−１に示されている。ファンクシ１ン２９−３に示されているように、ノードは、それから、そのＲＡＭの中へコードをダウンロードするようにアーカイブ装置に要求する。決定ブロック２９−５で、ネットワークに連結するノードはそれがネットワークにつながる別のノードから同報通信を受信したかどう帽べるテストをする。発明に従って、ネットワークにつながるすべてのノードは、そのノードのグローバルなデータベースの最新のバージ夏ンを示すタイムスタンプを周期的に同報通信する。

したがって、ネットワークに連結するノードがまだ決定ブロック２５−９に示されるような同報通信タイムスタンプを受信していではない場合、それが１つを受信するまで、ノードは待つ。最初の同報通信タイムスタンプの受信に際して、ネットワークに入るノードは、ファンクシ璽ンブロック２９−７に示されるようにタイムスタンプに関連したノードからグローバルなデータを要求する。さらに、新しいノードは、そのタイムスタンプとしてのグローバルなデータベース情報とともに、それが受信した時刻を格納する。

続いて、ファンクシ１ンブロック２９−９において、ノードは以前＋、ａｑしたように、自身の特別のデータベースを得るために、アーカイブ装置にアクセスする。そのデータベースを受信した後、斬りシードは、ファンクシ嘗ンブロック２９−１１に示されるように、そのタイムスタンプを同報通信するとき、ネットワークの他のノードとつながる。データベースの同期は、ファンクシ讐ンブロック２９−１３に示されるように他の７−ドからタイムスタンプを受信することによって保持される。受信タイムスタンプが７−ドの現在タイムスタンプより後である場合、ファンクシ１ンブロック２９−１５および２９−１７に示されるように、ノードは、後のタイムスタンプを持つノードにグローバルなデータを要求する。利用できないグローバルなデータを待ちながら、ノードがハングアップ状態になることも有り得るということも注意すべきである。したがって、待ちステップ２９−１９は時間終了決定ポイント２９−２１に対してテストされる。ノードのオペレージｊンの保留を［３するために、時間が終了した場合、ノードは、ステップ２９−２３で示されるようなグローバルなデータをめてアーカイブ装置にアクセスする。代替アプローチは、その第１スタンプの受信を待つことを回避するために、上述のようにネットワークとつながるノードを許可する。

このような代替方法によれば、ネットワークにジ嘗インするノードは先ずアーカイブ装置にアクセスして　グローバルデータを得てこのグローバルデータのタイムスタンプをそのノードのタイムブとしてアーカイブ装置に記録する。次いでノードはネットワークにジゴインし、そのタイスタンプを周期的に送出するとともに先に述べたように他のノードのタイムスタンプを検査する・スレーブ装置をＮ２ネットワークのノードによって制御しつつ同様のアプローチカｆ用いられる。Ｎ２ネットワークは、オンラインされるごとに、そのデータベース更新レベルを、タイムスタンプとしてそのネットワークコントローラに送る。ネットワークコントローラｂｅのタイムスタンプによって示される新しいデータを以ている場合には、ネットワークコントローラはその情報（これはデータベースの一部である）を、Ｎ２ネットワークにオンラインしつつある装置にダウンロードする。Ｎ２ネットワークにオンラインしている装置のタイムスタンブによって示されるデータベース以外の最近データをネットワークコントローラが持うていない時には、ネットワークコントローラはＮ２装置が正しいで−たベーすを持っているものと判鳳計する。

第３０図は、ルーティングテーブルを持たない装置へのダウンロード情報にアプローチする手法を示している。このアプローチは、複数の装置をカスケード接続して行なわれるもので、ルーティングテーブルを持たない装置への経路がルーティングテーブルを持つ装置を経由して達成される。このようなアプローチ方法は、人が装置のおいである場所まで行って装置の望ましくないときに宵月である。

この発明においては、リクエストを行なうネットワークコントローラは、少なくともそのアーカイブ装置のアドレスを、不揮発性メモリーの中に保持する。また、各ネットワークコントローラは、このネットワークコントローラのためのダウンロードを開始するネットワークコントローラのアドレスを、その不揮発性メモリーの中に保持する。このようにカスケード接続が用いられることにより、階層において上位のノードが、階層において下位にあるノードよりも先に初期化される。

二つのケースが可能となる。第３０図において、ダウンロード装置３０−１は、ルーティングテーブルを持たないノード３０−４として示されるネットワークコントローラ３についてダウンロードを開始する事ができる。罵３１図のテーブル１は、アーカイブ装置またはＰＣのネットワークコントロール層によって遂行されるステツブのシーケンスを示している。各７−ドが、そのネトワークを定義するアドレス、ネットワーク上のローカルアドレス、およびノードのポートを有していることに留意することが必要である。ノード自身にはボート０が割り当てられる。従って、ダウンロード装置３０−１は、アげレスとして１：１：Ｏを持つ。何故ならば、この場合、装置はネットワーク上１にあり、ローカルアドレスが１であり、また、装置自体がボート０としてティグされているからである。

だい３０図の表１かられかるように、メツセージのソースは１：１：Ｏであり、メツセージのあてさきは２：４：Ｏである。マタ、ネットワーク中を伝達されるメツセージの刻々のソース即ち仮ソースも表示される。オリジナルのソースにおいては、メッセージソースと仮ソースとカー−のものとなる。即ち、最初の仮ソースは１：１：Ｏである。東３１図の表に示される他の仮ソースは先のものと同じネットワークならびにローカルアドレスを持つ。ノードの、ネットワーク層（これは、例え　ば　、　国　際　標　準　機　構（Ｉｎｔｅｒｎａｔ　ｉｏｎａｌＳｔａｎｄａｒｄｓＯｒｇａｎｌｚａｔｆｏｎ）のオーブンシステムインターコネクシッンモデル）中に定義されたルーティングは、メツセージを、ネットワークが１１０−カルアドレスが２、ポートが０のＮＣＩにルートする。表中のステツブをたどると、メツセージをＮＣ１次いでＮＣ２をとうしてルートすることによってダウンロード情報がＮＣ３に到達するということが理解される。ＮＣ３は、メツセージを受け取ったことを示す確認応答をソースに対して行なう。この場合、メツセージを受ける装置はルーティングテーブルを持っていないので、メツセージをこの装置に対して送り込んだノードに対して返答が行なわれる。確認応答は、このノードから、メツセージの伝達経路を逆にたどるかあるいはルーティングテーブルを持つノードによって定義される適宜の経路を経てソースに送られる。

第２のケースにおいては、ネットワークコントローラ３がアーカイブＰＣ３０− １に対してダウンロードリクエストを開始する。この場合には、アドレス２：４：Ｏに位置するノードＮＣ３はそのダウンロードリクエストを送出するべきルーティングテーブルを持たない。しかしながら、ＮＣ３は、前に述べたように、このノードＮＣ３のためにダウンロードを開始するべきネットワークコントローラのアドレスをその不揮発性メモリーの中に保持している。したがって、ＮＣ３は、そのリクエストをこのネットワークに送ることができる。ＮＣ３は、アドレス１：１：Ｏにあるデータダウンロード装置（これは、ＮＣ３の中に、ＮＣ３のアーカイブ装置として特定されている。）に対してダウンロードを要求する。このリクエストがたどるルートは、東３２図の表２かられかるように、アドレス２：３：ＯにあるＮＣがＮＣ３に対するイニシエータであるということをＷする。ＮＣ２は、メツセージをアーカイブ装置に送るために、すでにルーティングテーブルを持っている。このことは、複数の装置をカスケード接続することによってメツセージをアーカイブｐｅに受け取らせることが出来るということを示している。これにより、上位のノード、例えばＮＣ二が、下位のノード、例えばＮＣ３がダウンロードされ得る前に完全に纜能化されなければならないというような階層化が達成されるということが理解されよう。同様に、ＮＣ３で表す別の／−ドへのダウンロードｉｔ、ＮＣ３からのダウンロードが、そのイニシエータであるＮＣ２を通じて完全に終了するまでは行なわれない。

ダウンロードが行なわれるとき、目標が存在するＮＣ以外のＮＣにシステムガ定義されるような他の複数の目標の存在によって問題が生じる。何故ならば、二つのＮＣの持つデータベースが相互に矛盾しないものであるものであるとは限らないからである。この矛盾は、定義がインターレースされたいくつかのＮＣが影響される際に自然に生じるものであるので自動的に訂正することは出来ない。これらのＮＣの更新すなわちダウンローディングを行なうためにはある時間長が必要であり、その時間中に不可避的に矛盾が生じる。しかしながら、全ての問題は検出されユーザーに知らされる。

ひとつのＮＣについてダウンロードが行なわれるとき、他の複数のＮＣはダウンロードが行なわれているＮＣと矛盾するかも知れない。もしそのようなじょうけん力傳続するなら、あるいはまた、もし上記時間中にシステムがいずれかのＮＣにアクセスを行なうならば、エラーやあいまいさが生じる。

目標がひとつのＮＣから別のＮＣに移された時に生じる問題の例を以下に示す。

しかし、結果的なデータベース不整合性は同じであろう。次の仮定がなされる：ａＮｃｌは、システムＳに対するディレクトリを含んでいる。

ｂＮＣ２は、オブジェクト０のオリジナルのバージ璽ンを含んでいる。

ｃＮＣ３は、同じオブジェクト０の新しいパージ讐ンを含んでいる。

正常なケースは、ＮＣ３の代わりにデータベースにオブジェクト０を加えて、ＮＣ２からそれを削除することである。

これは、テンプレート生成（単一のオブジェクト変３９を通じて、あるいはＤＤＬ　（データ定義訂を介してのいずれかで行うことができる。いずれの場合にも不整合性は発生する可能性がある。

ＤＤＬがこの変更に使用されると仮定しなさい。その場合、３つのＮＤＤＬファイルをトランプクシ１ンを完成するために更新する必要がある（Ｎｌ、２および３）。その後、各々のＮＣをダウンロードしなければならない。しかしながら、ダウンロードの１つ以上はスキツプすることができよう。あるいは、結果的にフィールドにおいて一貫しないＮＣになる、不正確にダウンロードされた古いデータベースはもスキツプすることができよう。テンプレート住にａが失敗するか、何らかの理由ために途中で緩される場合、類似した問題が発生することがある。

次の場合は、発生する可能性がある不整合性を実証する。

上記の変更が行なわれた後に、ＮＣＩが最初にダウンロードされたと仮定しなさい。その場合、Ｓに対するシステム・ディレクトリは、オブジェクトＯがＮＣ３に駐在すべきであることを示すだろう。ＮＣ３がダウンロードされる（仮にそれがダウンロードされたとして１）まで、ディレクトリが「それはＮＣ３にあるべきである。」と言うのでオブジェクトＯは見つけることができない。これが第１の問題のケース、つまり、そこにないオブジェクトを指定しているディレクトリ、である。

バインドされたレファレンスは、ＮＣ２の中の古いオブジェクト０を今のところ使用し続けるだろうということに注意しなさい。ディレクトリカ１斤しいパインディングに対して必要であり、それが存在しないオブジェクトを指定するので、新しいパインディングを遂行することができない。ＮＣ２が次にダウンロードされるとさらに仮定しなさい。オブジェクト０の古いバージ璽ンが今度は躇Ｉ餘されるので、古いパインディングさえも失敗するという付随的問題に関して上記の問題と同じ問題をこれは引き起こす。ＮＣ３がダウンロードされるまで、オブジェクトは存在しない。

ＮＣ２が最初にダウンロードされると今度は仮定しなさい。Ｓに対する古いディレクトリがオブジェクトをもはや含んでいないＮＣ２を依然として指定しているので、これは再び同じ問題である。現行のパインディングは無効になり、新しいパインディングは作ることができない。ＮＣ２がダウンロードされた後、次にＮＣＩがダウンロードされたとさらに仮定しなさい。同じ問題は再び発生する、なぜならディレクトリが、新しいオブジェクトでまだダウンロードされていないＮＣ３を指定しており、古いオブジェクトはなくなっているからである。

今度は、ＮＣ３が最初にダウンロードされると仮定しなさ−〜このダウンロードの結果、フィールドにオブジェクトＯの２つのコピーがある。これは、発生する可能性のある第２問題、すなわち複数のＮＣにおいて同じネームを持つ重複オブジェクトを実証する。以前に議論された古いネームパインディングは、ＮＣ２の中で０の古いバージ璽ンを使用し続けるだろう。ディレクトリがなお更新されないので、新しいパインディングは、さらにＮＣ２に行くだろう。ＮＣＩがダウンロードされるまで、０の新し、いバージランをアクセスすることはできない。これは“孤児のオブジェクト”と呼ばれる。−そのネームがディレクトリにないので、これはアクセスすることができない。ユーザがオブジェクトのこのバージ１ンを調べたり、変更したり、あるいは肖１脂１−ることさえする方法はない。

これは、第３問題が発生することがありうることを実証する。

ＮＣ３がダウンロードされた後、ＮＣＩがダウンロードされるとさらに仮定しなさい。今、なお重複オブジェクトＯがあるが、Ｏの両方のコピーに特徴を結びつけることができる。

ＮＣ２にオブジェクトをなお見つけることができるので、０に対する古いパインディングはなお有効である。しかし、新しいオブジェクトがディレクトリにあるので、新しいパインディングがＮＣ３に行くだろう。したがって、例えば、以下に議論されるように、ハイレベルの特徴にあるタスクを再集中させる事象トリガならば同時に両方のコピーからサインアップし、受信することができよう。オブジェクトタイプの０が変更されていない場合、両方のトリガは、受信タスクによって有効であると考えられるだろう。これは問題２（重複オブジェクト）のバリエージ璽ンである。（今や、パインディングは両方のバージ讐ンに対して行うことができる。）他のシナリオも同じ問題に帰着する。すなわち、ＮＣ２をダウンロードし、その後でＮＣ３をダウンロードする、またはその逆は、ＮＣ２に存在しないオブジェクト、また、ＮＣ３に孤児のオブジェクトを指定するディレクトリをＭＣＩに作ることに帰着する。

要約すると、この場合、次の問題がダウンローり麦に発生する可能性がある：ａノードのディレクトリが存在しないオブジェクトを指定することがある。

ｂ孤児のオブジェクトはアクセスすることも削除することもできない。−オブジェクトを指定するディレクトリが無い；また、Ｃ重複オブジェクトが発生することがあり、パインディングがオブジェクトのいずれのコピーに対しても起こり得る。

これらのダウンロード上の問題は自動的に修正することができない。なぜなら、ソフトウェアには、ダウンロードの順序で、ユーザがどこにいるか知ることができないからである。

つまり、ソフトウェアは、ＮＣデータペースが今どのように見えるか、すなわち、ダウンロードがいつ完成されるか決めることができないからである。しかしながら、この問題を検出することはできる。すなわち、オペレータは以下のように警報を受けることができる。

次の定義を仮定しなさい。すなわち、ディレクトリＮＣニジステムＳに対するディレクトリを含んでいるＮＣあるいはノードオブジェクトＮＣニジステムＳにディレクトリを含んでいるＮＣあるいはノード「ここに、私はいる」メツセージ：オブジェクトが存在すること、オブジェクトがどこで見つけられるか、およびそのタイプを示す、オブジェクトによってそのディレクトリＮＣに送られるメツセージ。

「そこにあなたはいますか」メツセージ：オブジェクトに応答するよう要求する、ディレクトリによってそのオブジェクトの一つに送られるメツセージ。（オブジェクトが正しいＮＣにあり、正しいタイプかどうか決めるために）。

不整合性はダウンロードから通常発生するので、上記エラーが入り込むと、次のシナリオが上記エラーをキャッチする。オブジェクトＮＣはそのディレクトリＮＣがオンラインになるのを見る。（この場合、２つのＮＣが同期していない可能性がある。なぜなら、他方がオフラインであった間に一方のＮＣに変更が行なわれた可能性があるからである。したがって、ディレクトリを再同期することが必要である。「ここに、私はいる」メツセージをそのディレクトリＮＣへ送る、オンラインになつたＮＣ上にあるディレクトリを持つ各オブジェクトによってこれは行われる（グローバルなシステム・ディレクトリデータベースによって定義されるように）。これは、この問題の中の２つをキャッチする。

第１に、ディレクトリＮＣがそのディレクトリにオブジェクトを見つけないので、それは孤児のオブジェクトを半ヤアチする。それから、それはユーザにエラーを報告することができる。箪２に、重複オブジェクトが両方とも同じディレクトリに報告しようとするので、それは重複オブジェクトをキャッチする。しかしながら、ディレクトリは一度にオブジェクトの一方をしか指定できないので、一つは孤児にならなければならない。再び、ディレクトリＮＣのディレクトリマネジャーはエラーをユーザに送ることができる。内部で報告するオブジェクトがディレクトリによって決定されるような適切なオブジェクトタイプであることを保証するために、さらに、チェックもオブジェクトタイプに対して行なえるであろう。

第２の場合、ディレクトリＮＣはオブジェクトＮＣがオンラインになるのを見る。この場合、ディレクトリからそのオブジェクトへ「そこにあなたはいますか」メツセージを送ることによって、オブジェクトの存在をめるチェックを行なう。

もしオブジェクトがそこにない場合、オブジェクトが答えないので、ディレクトリは、存在しないオブジェクトを指定するエラーをキャッチする。再び、オブジェクトタイプをクロスチェックすることもできよう。

ｊｐｉ３場合、ディレクトリＮＣは、オブジェクトＮＣが（あるいはこの逆もまた同じだ力９オフラインになるのを見る。２つの間の通信が確立できるまで、ここではほとんど何も行うことができない。

第４場合、オブジェクトＮＣは、ディレクトリＮＣがダウンロードされるのを見る。これはオンラインの場合と同じに処理される。オブジェクトは、ダウンロードが何かを変更したかどうか決めるために、「ここに、私はいる」メツセージを送る。

第５場合、ディレクトリＮＣは、オブジェクトＮＣがダウンロードされるのを見る。これは系２の場合と同一である。

「そこにあなたはいますか」メツセージがオブジェクトがそこにまだいるかどうかを決めるために送られる。

要約すると、「ここに、私はいる」メツセージは、ディレクトリとオブジェクトＮＣ間の関係が使用されるかもしれないし、されないかもしれない時に、重複および孤児のオブジェクトをキャッチするために、使用される。「そこにあなたはいますか」メツセージは存在しないオブジェクトをキャッチする。なぜなら、存在しないオブジェクトはレファレンスが生じたとき、レファレンスによってキャッチされるから。

ノードのディレクトリマネージャータスクは解決の両半分の実行に責任を負う。

ディレクトリマネージャータスクはレファレンス鑓防す（ＲＩＤ）テーブルを保持する。したがって、このテーブルは、ＮＣ上で定義され、ディレクトリＮＣがオンラインになったときなどに、このリストによって走ることができるオブジェクトをすべて知っている。それは「ここに、私はいる」メツセージを、その一方のＮＣにあるシステムを有するすべてのオブジェクトに対して送る。必要な場合、それは、目分が所有しているディレクトリによって走り、「そこにあなたはいますか」メツセージを、一方のＮＣに駐在するように定義されているすべてのオブジェクトに対して送ることができる。

さらに、ディレクトリマネジャーは、他端でこれらのメツセージ両方を受信する。「ここに、私はいる」は、オブジェクトが当然いるはずの場所にいるということを確認するためにディレクトリをチェックするディレクトリマネジャーに送られる。「そこにあなたはいますか」メツセージも、そのオブジェクトをめてＲＩＤテーブルの中を調査するオブジェクトＮＣのディレクトリマネジャーのところまで行（。

システムおよびオブジェクトが興なるＮＣにある場合、このリンクチェックを行う必要があるだけである。不整合性は単一のＮＣ内では可能ではない。不整合性が存在するとすれば、それは中断されたテンプレート生成トランザクシ璽ンのためである。その場合、ユーザはトランザクシ璽ンが中断された時にエラーを出すことができるので、問題が存在していることを知らされる。

１つのＮＣが別のＮＣがオンラインにあるとか、ダウンロードされているということを認識する方法は、トリガ処理と同じに行なわれる。ノード状態メ１セージは、上記の処理が生じることが可能なディレクトリマネジャーにそのメツセージを配達するノードマネジャーに送られる。

一方のＮＣをもう一方のＮＣより前にダウンロードしなければならないので、１つのポイントおよびそのシステムが興なるＮＣにある場合、エラーメツセージは避けられない。たとえユーザが良心的にすべての影響を受けたＮＣをダウンロードしたとしても、このことは発生するだろう。しかしながら、そのような場合Ｃ列暖オブジェクトおよびディレクトリ）の数は典型的にほとんどない。また、オブジェクトが１つのＮＣから別のＮＣに移動させられた場合に限り、これが発生する可能性は最も大きい。

フ１シリティマネジメントシステムにおいては、必要とされるデータ値が、ある間隔で繰返して読まれるポーリングタイプアブリケーシ嘗ンを値が斐るときアルゴリズムを実行するだけの事象に基いたスキームと交換することが望ましい。これはいつデータが変ったかということを認識すること、およびトリガーできるオブジェクトあるいは特徴にデータの変更を関連させることを要求する。分散環境においては、データベースが互いと１ｆｌｌ）Ｉｌｌに変更されるかもしれないので、データの所有者およびユーザが傭びすの７−ドあるいはプロセッサにいるかもしれないことＩＦ！されなければならない。サインアップメカニズムを取り入れることにより、特定のデータあるいはデータ要素を含んでいるノードに、特定のデータあるいはデータ要素が変る場合は常に、その特徴を知らせるように要求することが、特定のデータを特徴とする特徴に可能になる。

その結果、ポーリングはもはやリクエストされない。しかしながら、分散環境においては、指定されるデータを含んでいるノードは、結果的にサインアップリクエストの損失になる新しいデータベースのダウンロードを経験するかもしれない。データが１つのネットワーク・／−ドから別のネットワークに移動する場合にも同じ問題が発生する。したがって、ノードがデータベース生成あるいはダウンロードによって更新される場合、サインアップする特徴を通知しなければならない。以前に議論したように、各ノードは、その最も最近のデータを示すタイムスタンプを周期的に送信する。したがって、ノードがオフラインであるかあるいは新しいデータでダウンロードされるかが検知される場合、サインアップ特徴はそのサインアップを無効にし、新しいデータベースで新しいサインアップを試みるだろう。ごれが可能でない場合、以前に議論されたパインディングスキームが、データが今どこに位置しているかをサインアップ特徴に決めさせる。もちろん、データがもはや利用可能でない場合、サイン−アップは可能ではない。

その結果、ポーリングはもはやリクエストされない。しかしながら、分散環境においては、指定されるデータを含んでいるノードは、結果的にサインアップリクエストの損失になる新しいデータベースのダウンロードを経験するかもしれない。データが１つのネットワーク・ノードから別のネットワークに移動する場合にも同じ問題が発生する。したがって、ノードがデータベース生成あるいはダウンロードによつて更新される場合、サインアップする特徴を通知しなければならない。以前に議論したように、各ノードは、その最も最近のデータを示すタイムスタンプを周期的に送信する。したがって、ノードがオフラインであるかあるいは新しいデータでダウンロードされるかが検知される場合、サインアップ特徴はそのサインアップを無効にし、新しいデータベースで新しいサインアップを試みるだろう。これが可能でない場合、以前に議論されたパインディングスキームが、データが今どこに位置しているかを決めるために、ことを可能にする。もちろん、データがもはや利用可能でない場合、サインアップは可能ではない。

事象トークリゼーシヲンを含むいくつかの特徴あるいはユーザによってプログラムされ、カスタマイズされた特徴を働かせるために、トリガサインアップを使用することができることに注意すべきである。同様に、さらにサインアップはそのようなスクリーンの間隔的リフレッシュというよりはむしろマンマシンインタフェーススクリーンのりフレッシ１を行なうために、使用することができよう。これにより、変数あるいはデータの状態の変更をユーザに対して即時に通告することが可能になるだろう。

図３３はそのプロセスを例示する。ブロック３３−１に示されるように、特徴は、システムでデータ要素と命名されたオブジェクトによるトリガーのためのサインアップを行なう。

ブロック３３−２において、ノードのプロセッサは、オブジェクトがネットワークに在るかどうかチェフクする。ブロック３３−３においてそうでなければ示されるように、特徴は新しいネットワークコントローラ（ＮＣ）が加えられるようになるかどうか決めるために、ネットワークをモニタし始める。ブロック３３− ４に示されるように、新しいＮＣが検知された場合、特徴はトリガーできるオブジェクトに対して新しいＮＣをチェックし、ブロック３３−２において処理を繰り返す。

オブジェクトが在ることを特徴が決めた場合、特徴はブロック３３−５に示されるように新しいデータがＮＣにおいてオブジェクトとともにダウンロードされるかどうか決めるテストをする。このケースの場合、特徴は、ブロック３３−１においてそのサインアップを繰り返す。このケースでない場合、ブロック３３−６に示されるように、特徴は、オブジェクトのトリガーできる属性をモニタする。

ブロック３３−７は、属性の状態に対する変更が特徴（ブロック３３−８）にトリガを送ることを示している。特徴がトリガを受信しても受信しなくても、特徴は、ブロック３３−５で始まる処理を繰り返す。

これによって、特徴はオブジェクトを持つノードに対して新しいデータのダウンロードを認識することが可能になり、その結果それがトリガーされるべ（再びサインアップできるようになる。ステフプ３３−２の繰り返しによって、特徴は、ネットワークに再配置されるトリガーできるオブジェクトを拾い上げることができる。

発明に従って、ネットワークコントローラのグローバルなデータは、システム処理の間作成される様々なリポートの宛先を！ＨＩＪする。システムは、ターゲットのユニークなリストとともにいくつかのタイプのリポートを産み出す。例えば、リポートは重大なタイプ（１−４）保守（再調査）および状態よりなることもある。

ざら（こ、ポイント履歴リポート、トータリゼーシ璽ンリポート、傾向リポートおよび取引ログあるいはトレースリポートが作成される。

もう一つの要求は）１シリテイマネジメントシステムの重大なタイプリポートがすべて、リポートタイプに対して定義されるターゲットの少な（とも１つに渡されるまで、保持されることである。リポートルーティングを容易にするために、与えられたノードから出されるリポートはすべて、様々なハードコピー装置、コンビニ−タフアイルおよび他の記憶要素に対して最終的に分散されるように特に設計されるリポートルータタスクに送られる。図３４に示されるように、ポイント３４−１が変る場合、メツセージは通信タスク３４−２３を通じてネットワークコントローラ３４−５のレポートルータ３４−３へ送られる。リポートルータ３４−３は、メツセージがその推奨宛先、ネットワークコントローラ３４−９のコントクールの下にあるプリンタ３４−７へ送られるべきであることを決める。

これは、Ｉ１０タスク３４−１１に状態情報の変更を送るリポートルータ３４− ３によって遂行される。リポートルータ３４−３は、さらにメツセージのコピーを保持する。プリンタ３４−７がメツセージを印刷する場合、通告はリポートルータ３４−３に送られる。また、コピーが削除される。

他方では、プリンタ３４−７がオフラインか、他のなんらかの理由のためにメツセージを印刷することができない場合、Ｉ１０タスク３４−１１はリポートルータ３４−１３（それらは、宛先プリンタと同じネットワークコントローラで８１用可能なリポートルータである）に通知する。リポートルータ３４−１３がディフォルト装置を位置指定できない場合、メツセージ１叫え醍される。リポートルータ３４−３はリポートルータ３４−１１あるいは３４−１３からメツセージを受信しない。したがって、リポートルータ３４−３は、状態の変更を示さないことによって情報が格納されていないか印刷されていないことを示す。

その後、リポートルータ３４−３は、メツセージのそのコピーを保持する。

一方、リポートルータ３４−１３が、リポートルータ３４−１９に対してネットワークフントローラ３４−１７に接続されるプリンタ３４−１５のようなディフォルト装置を位置指定する場合、レポートルータ３４−１３がプリンタ３４−１５へ伝送するのためにＩＯタスク３４−２１へのメツセージのルートを定める。

ディフォルト装置が作動しない場合も、メツセージは廃棄され一メフセージはまったく、リポートルータ３４−３に返されず、リポートが印刷も格納のされなかったことが示される。その後、リポートルータ３４−３は、そのセーブファイルにそのメツセージのコピーを保持する。

プリンターがオフラインになっている場合、すべてのプリンタルータに通告される。セーブファイルがあるメツセージを含んでいる場合、そのメツセージは再び特定の装置にルートを定められる。万一セーブファイルがいっばいの場合、最も低い優先権および最も古いメツセージはセーブファイルから取除かれ、エラーがシステムに記録される。

図３５および３６は、リポート要約を生成するための分散形フィルター処理を例示する。リポート要約は、オブジェクト名およびある選択基準に基いて生成される。１つのアプローチは、要約を受信すべきリモート装置に各オブジェクトディレクトリを検素させ、それからディレクトリで識別１される各オブジェクトに対するレコードを検索させることである。その後、リモート装置は、その要約の基準を満たすレコードだけを保持する。しかしながら、これはノード間での処理と通信のためのかなりの量を要求するだろう。したがって、特別の興味のあるオブジェクトディレクトリが位置指定されているノードでのデータの犀θＨヒされたフィルタリング（たとえばフィルタータスク３５−１１）が望ましい。

図３５に示されるように、特徴３５−１およびノード３５−３はＰＣ３５−５にデータ要約を過言することを要求するかもしれない。しかしながら要約を構築するのに必要とされるオブジェクトはシステムの至る所に散在しているかもしれない。オブジェクトディレクトリは３５−９に示されるＮＣ２に位置指定されたディレクトリ３５−７である。図３６に示されるように、特徴３５−１は、オブジェクト名とファンクシ蓼ンブロック３６−１での選択基準を指定する指令を生成する。

ファンクシ曹ンブロック３６−５において、オブジェクトディレクトリ３５−７は３５−９で示されるネットワークコントローラ２に位置指定されている。ステップ３６−３で、オブジェクトディレクトリはノード位置から読まれる。そして、同じシステムとオブジェクト名を持つレコードおよび属性の数が記録される。

オブジェクトディレクトリ３５−７を使用ｔて、オブジェクトは、ＮＣＩ、ＮＣ２、ＮＣ３およびＮＣ４のネットワーク制御ノードから検索される。ステップ３６−９において、オブジェクトが検索される場合、ステップ３６−１で生成された指令に含まれる選択基準が適用される。ステップ３６−１１で示されるように、もし基準が満たされない場合、要素は廃棄されるのにたいして、基準がファンクシ璽ンブロック３６−１３において満たされた場合には、属性はメッセージバブファｉｎ格納される。属性がすべて評価されたかどうかは、決定ブロック３６ −１５がテストする。もし評価されなければ、選択基準は次の属性に適用される。属性がすべて評価された場合、要求された属性を持つメツセージブロックの形で要求ノード３５−１に単一のメツセージを送信するために、メツセージ愈虫ヨ戊される。

例示目的のために、図３７においてシステムｌはノード３７−３．３７−５．３７−９および３７−１１を持つ、ファシリティマネジメントシステム（ＦＭＳ）でありうる。これらのノードは、ビルディングや、工業上および環境上のセキニリティおよび他の自動システムコントロールに関連するデータを処理するネットワークコントローラとして機能する。例となるノード３７−３が示すように、各々のそのようなノードすなわちネットワークコントローラは少なくとも１つのブロセブサ３７−２、メモリ３７−６および機器インタフェース回路３７−８を持つ。そのような機器インタフェース回路は、ノードへの直接的東２次的通信を使用するインタフェースを含む（もっともこれに限定されるわけではない力０、多数の機器相互接続配置を接続してもよい。オペレージ璽ンにおいては、ネットワークコントローラ３７−３は、空気フローセンサー３７−１ｏおよび温度センサー３７−１２からの測定値を、また応答においては、ダンパー３７−１４の開閉ををモニタすることができよう。しかしながら、そのようなＦＭＳシステムにこの発明のアプリケーン冒ンは少しも制限されず、多数のタイプのネットワークされたシステムが、この発明から利益を得ることができることは、理解される。

システム３７−１において、ネットワークコントローラ３７−３および３７−５は第１通信リンクによって接続される。箪１の通信リンク３７−４は、ゲートウェイ３７−７に付けられたネットワークコントローラ３７−９および３７−１１を持つ第２通信リンク３７−１７を介して接続される。通信リンク３７−４および３７−１７に付けられたノードは個々ネットワークを形成するために考慮することができる。

ネットワークにつながっているノードすなわちネットワークコントローラの数とシステムにつながっているゲートウェイによって相互に連結しているネットワークの数は、システムの要求と能力のファンクシ嘗ンである。本発明の原理が、任意の数の通信リンクにつながっている任意の数のノードあるいは任意の数のネットワークコントローラの適用さ瓢この点では無制限であることが理解される。

図３７のルーティング規定に従って、各ノードはネットワーク・アドレスによつてＩ四１１される。ネットワーク・アドレスの要素は少な（とも３つのフィールドを含んでいる。すなわち、東１に、サブネットと呼ばれる通信リンクの識別子、第２に、通信リンクあるいはサブネットにつながるノードの構内アドレス。例えば、ノード３７−９はサブネット２にあり、構内アドレス１である。ネットワーク・アドレスの第３フイールドはドロツブｒＤと呼ばわ入装置が落される／− ドのボート番号である。図３７において例示されるように、各々の個々の構成ノードはそれ自身ドロップＩＤＯである。ラップトツブコンビ二一夕のような非構成装置あるいは他のデータ処理装置はノードの番号を付けられたポートに接続することができるしあるいは落すことができる。ここに、本発明がノードポートの任意の数を提供し、そのようなノードポート能力に限界を適用しないことが、再び理解される。非構成うフプトフプコンピュータ３７−１３のポートはノード３７−３のように、ノードからポートに接続することができ、ネットワーク・アドレスを割当てられている。例えば、非構成ラップトツブコンビ１−タ３７−１３のポート２がサブネットｌ構内アドレス１であるノード３のポート３　（ドロップＩＤ３）に接続される場合、第３７図に示されるように、ラフブトブプ３７− １３のネットワーク・アドレスは１１：３である。

ラップトップフンピ講−夕３７−１３のポートがネットワーク・アドレスの一部ではないということに注意すべきである。図３７はさらに、別のラップトツブコンビュータ３７−１５は元来構成されるようなネットワークの一部でありうることを例示する。ネーミング規定に従って、そのような装置は追加サブネットにつながる追加ノードと識別され、この場合、サブネット３、構内アドレスｌ、ドロップＩＤＯである。

最終的に、便宜上、ネーミング規定（↓装置のプロセスの識別子をさらに追加することを可能にする。もっともこれは要求されるものではないが。唯一の要件はサブネット、構内アドレスおよびドロップＩＤがネットワーク・アドレスのフィールドに含まれることである。そのようなプロセス識別子は、メツセージのソースであり、それは応答を通常受信する装置のプロセス、およびメツセージの宛先であり、それは応答を通常生成する装置のプロセスを識別する。図３８において例示されるように国際標準化機構のオーブンシステム相互接続アーキテクチャあるいは他の任意の便利なアーキテクチャからネットワークおよびデータリンク層のような層を処理する、任意の組合せに７−ドすなわちネットワークコントローラを組織することができるということを理解すべきである。

発明に従って、非構成装置が構成ノードのポートへ付けられる場合、非構成装置は、ポート上にその存在を確立する。

他の構成ノードからメツセージを受信する場合、それが宛先ノードである場合、構成ノードは、サブネットおよび構内アドレス宛先からメツセージ部分を最初に決定する。宛先ノードでなければ、メツセージは、ルートによって定義され、次の固宵の構成ノード上へ渡される。宛先で、構成／−ドは、メツセージが自身に対するもの（ドロップＩＤ０）であるか、あるいは付けられた非構成装置（ゼロでないドＣ２１ブ［））に対するものであるかを決めるために、受信メツセージのドロップｒＤを評価する。

図３９は、ネットワークを通じて別の装置と通信しようと努める非構成ラブブトツブ３７−１３上のプロセスによる生成およびメツセージの伝送を何歩する。ブロック３９−３０１に示される通信リクエストを始めるために、初期設定位相は、非構成装置がネットワーク上でその位置を確立する場所を最初にとる。非構成装置３７−１３は、それが取り付けられたノード（この場合ノード３）、あるいはＦＭＳネットワークコントローラにアドレスを要求するメツセージを送信する。ノードあるいはＦＭＳネフトワークコントローラは、サブネット、構内アドレスおよび非構成装置へドロップＩＤを含むネットワーク・アドレスを送る、初期設定タスクの起動によって、答える。

その後、非構成装置は、そのネットワーク・アドレスとしてのこの情報を格納する。

ファンクン讐ンブロック３９−３０３において、非構成装置はこのアドレスにアクセスし、それが生成すＬメツセージのソースアドレス・ポーシ１ンとしてそれを使用する。これらのメツセージはソースアドレスおよび宛先アドレスの両方、および過言すべきデータまたはデータリクエストを含んでいる。

例として、非構成ラブブトツブ３７−１３が構成ラフブトフプ３７−１５１ｉｌＪａｉ＆サレルダ７／（−３７−１６）ｔｆｆｌニ関ｌニゲータをリクエストしたと仮定しなさい。ファンクシ叢ンブロック３９−３０５において、メツセージを送信するノードのプロセッサは、リクエストが、別のノードに遠隔に位置指定されたプロセスに対するものか、あるいはこのノードのローカルプロセスに対するものであるかどうかを決める。そうでなければ、ファンクシ冨ンブロック３９ −３０７に示されるように、リクエストはローカルプロセスに渡され、出口３９ −３０９が得られる。リクエストが別のノードのプロセスに対するものである場合、ブロック３９−３１１は、ソースおよび宛先ネットワーク・アドレス力情動かどうか決める。

これは、ノードのネットワーク処理層３８−２０１がサブネ。

ト、サブネット上のノードすなわちネットワークコントローラの構内アドレス、ドロップＩＤおよびプロセス−８１仔が、有効であることを確認することを要求する。そうでなければ、エラー処理３９−３１３が始まる。また、出口３９−３０９が辱られる。ネットワーク・アドレスが有効な場合、ＭＺ／−どのネットワーク層３８−２０１は、メモリ３７−６に格納されるルーティングテーブルを参照する。パスの次のホップを決定するために。以前に議論したように、そのようなルーティングテーブルは集中化されるか分散化されて、静止的であるかもしれないしあるいは動的かもしれない。ただ例示目的だけのためにそしてこれはこの発明の制限としてではなく、静的ルーティングテーブルが仮定される。その後、ファンクシ首ンプロフク３９−３１７に示されるように、リクエストは、ノードのデータリンク層３　Ｂ−２０３において次の中間の宛先によって、承認を得るために送信するノードのネットワーク・アドレスでタグを付けられる。その後、リクエストの伝送はファンクシ曹ンブロック３９−３１９において起る。

上に議論されたように、図３９は、ネットワークを通じて通信するための非構成装置からのリクエストに続く、含まれている活動を例示する。ノードすなわちネフトワークコントローラカｑ顆憇到！から応答を送信する場合、同じ処理は起る。

したがって、ネットワークコントローラあるいはノードが構成装置から応答を送信する場合に起るのと同じ処理を使用することによつて、ネットワークを通じて通信する非構成装置によるリクエストを接続することができる。

ｒＩＩＪ３７および３８、ならびに図４１においてテーブルは、非構成うップトフプソース３７−１３から構成ラップトツブ宛先３７−１５までリクエストを送る際の、一層の詳細を示す。弁構成ラフブトフブソース１：１：３：ＰＩＤＸ＋ｔ、サブネット１上のプロセス、構内アドレス１％ＰＩＤＸとし１１１ａｒｔＬ；／：Ｆロフ７’ｌ　Ｄ３を線区すする。非構成うフプトフブ３７−１３からのメツセージもサブネット３、構内アドレス１、ドロップＩＤｏ、プロセスＰＩＤＹとして宛先を識別する。したがって、構成時のルーティングテーブルにおける第１ルーテイング（それは定義されないだろう）は１：１：３：ＰＩＤＸから１：ｌ：Ｏまでである。これは、非構成うフプトフブ３７−１３間のパスおよびノードすなわちネットワークコントローラ３７−３を表す。構成時に定義された静的ルーティングテーブルは、ノードすなわちネットワークコントローラ３７−３（ネットワーク・アドレス１：１：Ｏ）から構成ラップトップ３７−１５（ネットワーク・アドレス３：１：０）までルーティングを提供する。図３７．３９および４１に示されるように、静的ルーティングテーブルでｗｊｌされるノード３７−３から次の絞りは、サブネット１、構内アドレス位置４、ドロツブＩＤＯ七して定義されるゲート９エイ３７−７のネットワーク１側にある。

ゲートウェイ３７−７のルーティングテーブルは、サブネッ２、構内アドレス４ドロフプＩＤＯのゲートウェイの出力にこのリクエストを向ける。ゲートウェイのルーティングテーブルは、このリクエストに対する効率的なルートが、サブネッ２、構内アドレス２、ドロップＩＤＯと定義されるノード１１に直接あることを決める。ノード３７−１１は、サブネッ３、構内アドレス１、ドロップＩＤＯと定義されるアドレスへポートからメツセージを送る自身のルーティングテーブルを持つ。その後、メツセージはＰＩＤＹと−８すされるプロセスに送られる。

図３８は、プロセスの各中間段階でネットワークおよびデータリンク層に起る活動を例示する。以前に議論したように、メツセージの中間レシーバおよびセンダーは、各７−ドにおいて、メモリの静的あるい動的ルーティングテーブルのエントリによって決定される。中間段階においては、メツセージは受信さ狛、背定応答信号が、受信構成ノードであるデータリンク層３１３−２０３によってメツセージを進めた中間ノードへ送信される。ネットワーク層３ｇ−２０１は、メツセージの宛先がこの構成ノードであるかあるいは他のなんらかの構成ノードであるかを決め、ルーティングテーブルから適切な次の中間の宛先を見つける。データリンク層３８−２０３は、次の中間段階による承認をうけるためにメツセージに再びタグを付け、次に、ネットワーク層３ｇ−２０１によって識別される次の中間の宛先へメツセージを送信する。

図４０は非構成装置からリクエストを受信する際に起る任意の与えられたノードの活動を例示する。これらの活動は構成装置からの応答を受信する際に起るもの２間−である。したがって、構成装置からの応答の受信を処理するための同じアプローチを非構成装置からのリクエストに応答するために使用することができる。以前に議論したように、受信が宵定応答を受けることができるように、構成ノードからのメツセージは進行ノードによってタグを付けられる。ファンクシ璽ンブロック４Ｑ−４０３において、図４０に示されるように、メツセージはタグを付けられたメツセージが、有効なソースから有効な宛先へ向けられたものであり、図３９に関連して以前に議論したようにメツセージが適切にタグを付けられるかどうか決めるために、最初に評価される。そうでなければ、ファンクシ璽ンブロフク４０−’４０５に示されるように、メツセージは廃棄さね、出口４０−４０７が得られる。さらに、スライディングウィンドーのような信頼性のための他の既知のタグ機能を実行することができる。有効なものとして、ファンクシ冒ンブロック４０−４０３におけるデータリンク層３８−２０３での処理が、メツセージを識別１する場合、ファンクシ璽ンブロック４０−４０９、さらにデータリンク層３Ｂ−２０の一部は、進行ノードにメツセージの受信の宵定応答を送信する。ネットワーク層３８−２０１で、メツセージは宛先プロセスが受信であり構成ノードに位置措定されているかどうか決めるために、ファンクシ１ンブロブク４Ｑ−４１１においてテストされる。

そうならば、ファンクシ璽ンブロック４０−４１３は、受信ノードに対してローカルプロセスにリクエストを渡し、出口４０−４０７をとる。

宛先プロセスがこのノードネットワーク層に位置しない場合、ブロック４０−４１５に示されるように、３８−２０１の処理は継続する。その後、宛先プロセスはそれが非構成ノードに対するものであるかどうかを決めるためにテストされる。もしそのケースの場合、ネットワーク層は、非構成装置に対する応答を再びアドレス指定し、データリンク層は応答に再びタグを付ける。次に、ファンクシ璽ンブロック４０−４１７．４０−４１９によび４０−４２１においてそれぞれ示されているように、それは送信される。ブロック４０−４１５において処理が宛先プロセスが非構成ノードでないようなものである場合、リクエストは、パスの次のホップに対して再びアドレス指定され、再びタグを付けられ、ブロック４０ −４２３．４０−４２５および４０−４２７においてそれぞれ示されるように、送信される。ファンクシ１ンブロック４０−４０９−４２７での処理が、システムの任意のノードによって受信に対して同一であるということに注意すべきである。

図４１は、ネットワーク・アドレスｌ：１：３において非構成う、ブトブプ３７ −１３に構成ラップトツブ３７−１５からの応答を、非構成ラップトツブ３７− １から構成ラップトツブ３７−１５まで行くに際して、以前に横断した、正確なメツセージパスを引返すことによって、送ることができることを示す。このアプローチを使用すれば、非構成装置によってリクエストされる情報を返すために、追加データ通信パスを積極的にに評価する必要はない。ダンパー３７−１の状態を含んでいるラップトツブ３７−１からの応答は、ノード３７−３ヘノードを通って後ろに送られる。以前に議論したように、メツセージが７−ドそれ自身に対して向けられているものか、あるいはノードにつながっている非構成装置に対して同けられているかどうかを決めるためにそれが受信するメツセージをテストする。

この場合、ラップトツブ３７−１５は、ネットワーク・アドレス１１：３とｍすされる、リクエストのソースに対する応答をアドレス指定する。サブネット１、構内アドレス１０ノード３７−３は非構成装置３７−１３に付けられたノードポートとしてドロップＩＤ３を認識するので、応答はラップトツブ３７−１３まで送られる。

最終的に、構成ノード３７−１５からの応答力Ｗ覆装置３７−１３からのリクエストまで同じパスを横断する必要がないことに注意すべきである。例えば、適応経路選択システムにおいては、メフセージトラフィブク条件の変分は、リクエストよりネットワークを通って興なるパスを横断する応答に結果的になってもよい。１力１に、通信リンク３７−１７につながるネットワークが適応経路選択を使用しているのに対して、通信リンク３７−４につながるネットワークが静的ルーティングスキームを使用することは可能であり、またその逆も可能である。まったく適応性のあるものであわ、まったく適応性の無いものであわ、あるいは、ネットワークのどんな組合せであわ、この発明を用いて使用することが可能である。しかしながら、応答が構成ノードにどのように達するかにかかわらず、構成ノードは、メツセージの宛先として与えられたネットワーク・アドレスにドロップＩＤに基いた、非構成装置へのメツセージを送る。その結果、ネットワークに正常１ｑ乱入れられない機能は、システムのネットワークの１つにつながるノードの１つから使手Ｉなポートへ非構成装置を付けることによって、実行することができる。これはネットワーク・アドレスのドロップＩＤが、構成ノードにつながるポートから落さね、非構成装置に送られる、構成ノードから応答を許可するからである。

図４２は、複数ａ管理水準を持つネットワークアプローチを使用して、ファンリティマネジメントシステムの可能な１つの構成を示す。ネットワークコントローラ４２−１．４２−３および４２−５は第ルベルで作動し、高速ネットワークバス４２−７を通じて互いに交信する。相互に連結させることができるネットワークコントローラの数は、ネットワークコントローラ自身および高速バス４２−の能力によってだけ制限される。この第１のレベルで、コントローラ４１−１，４２−３および４２−５の各々は同類の仲間である。なぜならそれらが同じ高速ネットワークバスに対してアクセスできて、他の下位のレベルファンクシ曹ンを制御するために作動するからである。

■４２はネットワークコントローラ４２−５でこの原理を例示する。ネットワークコントローラ４２−５は、スレーブコントローラ４２−１１，４２−１３および４２−１５に関連するマスターノードとして作動する。ネットワークコントローラ４２−５は、ローカル・バス４２−９を通じてスレーブコントローラ４２− １１．４２−１３および４２−１５と、また高速バス４２−７を通じて他のネットワークフントローラと通信する。マスターコントローラとして、ネットワークコントローラ４２−５は、スレーブフントローラ４２−１１．４２−１３および４２−１間でローカル・バスの資源を割付ける。各スレーブフントローラはその個々のファンクシ１ンを実行し、データ取得ユニット４２−１７．４２−１９および４２−２１とそれぞれ通信する。センサーに接続されるデータ取得ユニットは、そのデータ処理ファンクシ１ンを実行するためにスレーブノードにとって必要とされる情報を提供する。

スレーブノード４２−１１．４２−１３および４２−１５のあるファンクシ１ンは、特別のスレーブノードによって制御されないデータ取得ユニブトによって得られた情報にたいするアクセスを要求してもよい。例えば、そのａ＋＋のファンクシロンを実行するにおいては、スレーブノード４２−１１は、スレーブコントローラ４２−１３によって制御されるデータ取得ユニフ）４２−１９に接続されるセンサーによって提供される情報に対するアクセスを要求りでもよい。このデータを得るために、スレーブコントローラ４２１１は、低速バス４２−９を通じてネットワークコントローラ４２−５を示す。その後、従来のシステムにおいては、ネットワークコントローラ４２−５は、データを要求するスレーブコントローラ４２−１３に低速バス４２−９を通じてメツセージを送信する。その後、スレーブコントローラ４２−１３は、低速バス４２−９を通じてネットワークコントローラ４２−５にデータを送信することによって、答えるだろう。その後、ネットワークコントローラ４２５は必要とするデータをスレーブコントローラ４２ −１１へ渡すだろう。上記の例が例示するように、データ取得ユニット４２−１から利用可能なデータに対するスレーブコントローラ４２−１からのリクエストは、低速バスを通じて送信される一系列のメツセージに結果としてなる。スレーブコントローラを通じるデータ・アクセスリクエスト数が増加するにつれて、低速のバスを通じるメツセージトラフィックが、データバスの混雑と処理効率の低下という結果を高い割合で引き起こす。

この状況は、高速バスを通じての仲間ネットワーク制御ノードで行なわれる追加リクエストによつて合成される。

例えば、データ取得ユニット４２−１から利用可能なデータにアクセスするネットワークコントローラ４２−３に対して、リクエストを、高速バス４２−７を通じてネットワークコントローラ４２−５に最初に行なわなければならない。その後、ネットワークコントローラ４２−５は上述の方法でローカル・バス４２−９を通じて通信する。したがって、追加メツセージトラフィックは、ローカッにシ！バス４２−９上、および高速バス４２−７上に発生する。さらに、ネットワークフントローラ４２−３が、それ自身のより低いレベルスレーブコントローラに基いたデータに対してリクエストに基いたデータを要求している場合、追加遅延は、ネットワークコントローラ４２−３およびそのスレーブコントローラを接続するローカル・バスで招来される。したがって、特別のセンサーを制御するデータ取得ユニットから実際のデータが得られることに結果としてなる一系列のメツセージを生成することは各データリクエストにとって非能率的である。

ネットワークコントローラ４２−５がそれ自身、データ取得ユニット４２−１７．４２−１９および４２−２１によって得られた、複数のデータ項目に対するアクセスを要求する場合、付随的問題が発生する。システムの“特ｒは、システムによって実行されるファンクシロンとして定義さね、システムの興なる位置にあるかもしれない１つ以上のセンサーからデータを頻繁に要求する。ネットワークコントローラ４２−５においてプログラムの一部によってインプリメントされる１つの特徴が、データ取得ユニットから利用可能なデータに対するアクセスを要求する場合、ネットワークコントローラは、ローカル・バスのコントロールをとらえて、情報を得るために適切なスレープコントローラにメツセージを送信しなければならないし、マスターコントローラに情報を送信しなければならない。

スレーブコントローラはリクエストされる情報の送信によって、応答する。

これもまた、舖ボトルネックおよびデータ処理効率の低下という結果を引き起こす。その結果、火災報知機メツセージのようなより劃］お１１フ１ンクシ震ンが、待ちリスト遅延修正処置にスタフクされるようになる。

図４３は、本発明１つの実施例を示す。ネットワークコントローラ４３−２３は、高速バス４３−２５、ローカル・バス４ｓ−ｓｓを通じて、スレーブコントａ −ラ４３−２４３−２９．４３−３１および４３−３３に接続される。以前に言及したように、任意の数のスレーブコントローラをネットワークコントローラ４３−２３に接続することができる。もっともこれはキットワークコントローラの処理能力およびローカル・バスの通信能力に対する要求に左右される。図Ａ３において、ネットワーク；ントローラ４３−２３は、代表的な３つの特徴４３−３５．４３−３７および４３−３９を持って示されている。これらの各々の特徴がプロセッサ４３−４のコントロールの下で遂行されると仮定される。示される特徴の数は例を介したものであり、制限として意図されるものではない。各々の特徴はスレーブコントローラを通じて中囲可能なデータに対するアクセスを要求する望ましいファンクシ１ンを表わし、ネットワークコントローラ４３−２３において遂行されると仮定される。最終的に、図４３は記憶データテーブル４３−４３を示す。Ｉ８憶データテーブルはそれらがマスターコントローラによってスレーブコントローラから受信されるときに、データ項目の値を保持するために使用されるキャフシトメモリである。エージングタイマ４３−４５は各受信データ項目に関連しており、記憶データテーブル４３−４３において個々のデータ項目が冑効である先決の時間を表わしている。したがって、記憶データテーブル４３− ４３において各データ項目は自身のエージングタイマ４３−４５と関連している。

オヘレーシ廖ンにおいては、ネットワークコントローラあるいは別のプロセッサや別のネットワークコントローラ内の特徴がファンクシ璽ンを実行することをデータに要求する場合、ネットワークコントローラは、データが記憶データテーブル４３−４３において［ｉＵ能かどうか決める。その後、データカｑ己宜データテーブルに在る場合、キットワークコントローラは、そのデータが最後に得られてから、データに関連するエージングタイマが終了しているかどうかを決める。

その後、エージングタイマが終了している場合、ネットワークコントローラ１ｍなプロセッサおよびデータ取得ユニットから新しいデータを搏るのに必要とするメツセージを出す。エージングタイマが終了していない場合、ネットワークコントローラ２３は特徴あるいは他のプロセッサに記憶データテーブルの利用可能な最も最近の情報を耕る。その結果、センサーの値に何ら重大な変更が生じていないことが仮定される。

１０で、参照番号４３−３５によってｒｌｌＪ４３に表される特徴ｌが、スレーブコントローラ４３−２７にょ）て制御されるセンサーにデータを要求すると仮定しなさい。ネットワークコントローラ４３−２３は、エントリが記憶データテーブル４３−４３にないことをプロセッサ４３−４のコントロールの下で決める。したがって、ネットワークコントローラ４３−２３はスレーブコントローラ４３−２７に、データ取得ユニットから情報を得て、キットワークコントローラ４３−２３に情報を提供するように指図するメツセージを、ローカル・バスを通じてスレーブコントローラ４３−２７へ出ス。

ネットワークコントローラ４３−２３がスレーブコントローラ４３−２からデータを受信する場合、それは記憶データテーブルの情報を格納し、格納されるデータ項目に荊もって定義したエージングタイマを関連させる。当業者に既知の任意の数の方法でエージングタイマをインプリントすることができることに注意すべきである。例えば、クロックダウンカウントは、情報が格納される時間からダウンしてセットし、カウントすることができよう。これは既知の想へレジスタをプリロードし、冨２論理状態（たとえばすべての論理的１あるいは論理。）に達するまで、レジスタを上下にクロックすることによって達成することができよう。

二者択一的に述べれば、格納時間は次のデータ・アクセス時に時間と共に記録することができ比較することができよう。この場合、我々は、エージングタイマが、例えば、１００ミリ秒間セットされると仮定する。１００ミリ秒という選択は、特にこのセンサーによって得られるデータが１００！す秒間で前動だろうということが、前もって定義したシステム特性に基いて知られているからである。

５０ミリ秒プラスｔＱで、特徴２は、同じデータに対するアクセスを要求する。

プロセッサ４３−４のコントロールの下で、マスターコントクーラ４３−２３は、リクエストされるデータ項目が配慮データテーブル４３−４３に存在することを決める。その後、マスターコントローラは対応するエージングタイマをテストする。ｔｏで得られたデータが１００ミリ秒間有効であり、データが得られた後、データ・アクセスが５０ミリ秒だけしかこの場合生じていないので、データエージングタイマはまだ終了していない。したがうて、ネットワークコントローラ４３−２３は、記憶データテーブルから特徴２によって処理されるデータを提供するだろう。

スレーブ４３−２７によって制御されるセンサーの値が変ったとしても、これは真実である。この利点はそれ以上データ通信が、必要とするパラメータの有効値をアクセスするように特徴２に対してローカル・バスを通じて要求しないことである。

１００ミリ秒プラス１０で、特徴３は、スレーブコントローラ４３−２９によって制御されるセンサーから利用可能なデータを要求する。このデータが記憶データテーブル４３−４３に記録されていないので、ネットワークコントローラ４３ −２３はデータを得るために適切なデータ通信メツセージを出す。ネットワークコントローラ４３−２３がスレーブコントローラ４３−２からデータを受信する場合、データは記憶データテーブル４３−４３に格納される。１５０！す秒プラス１０で、特徴１は、ｔｏでスレーブコントローラ４３−２７によって得られた、同じデータ要素に対するアクセスを再び要求する。しかしながら、ネットワークコントローラのプロセッサは、データエージングタイマが終了したことを決める。したがって、ネットワークコントローラ４Ｂ−２３はスレーブコントローラ４３−２７を通じて新鮮なデータを得るために、メツセージを出す。１ミリ秒のネットワーク遅延を仮定すると、データは、１５１ミリ秒プラス１０で記憶データテーブルに格納される。このデータに対するデータエージングタイマが１００ミリ秒なので、データは２５１ミリ秒プラス七まて有効になる。

ｔｏで得られたデータに対してデータエージングタイマが終了した時、配置データテーブルがＺｏｏ！す秒で更新されなかったことに注意すべきである。たとえスレーブ２７によって制御されるセンサーデータの値がこの時間によって変ったかもしれなくても、要求される特徴あるいは他のプロセッサはこのデータにアクセスしない。

したがって、終了データに対するアクセスが要求されるまで、記憶データテーブルを更新することは、必要ではなかった。これは、ローカルデータバスおよび高速データバスで非産的な通信をさらに減少する。

発明の別の実施例が図４４に示される。図４４は、高速ネットワーク遅延４４− ５での通信ボトルネックの一層の減少を例示する。ネットワークコントローラ４４−５２は、プロセッサ４４−６のコントロールの下で、代表的な特徴４４−５３．４４−５６および４４−５８を実行する。ネットワークコントローラ４４− ５２は、また、データ記憶装置テーブル４４−６２とエージングタイマ４４−６４を含み、ローカル・バス４４−６５を通じてコントローラ４４−６６．４４− ６４４−７０および４４−７２に接続されている。そのようなスレーブコントローラは、１つ以上のセンサー、Ｓあるいは他の装置に一般に接続されてもよい。

同様に、ネットワークコントローラ４４−５４は、フロセッサ４４−７のフントロールの下で、特徴４４−７４および４４−７６を実行する。ネットワークコントａ−ラ４４−５４はデータ記憶装置テーブル４４−８０およびエージングタイマ４４−８２をさらに含んでおり、ローカル・バス４４−８３を通じて、スレーブコントローラ４４−８４．４４−８６および４４−８８と通信する。

例によって、時間ｔｏで特徴４４−７４が、スレーブコントローラ４４−８４によって制御されているセンサーから利用可能なデータを要求する。以前に議論したように、ネットワークコントローラ４４−５４はローカル・バス４４−８３を通じて適切なメツセージを生成し、このローカル・バス４４−８３はレープコントローラ４４−８４にデータを得させ、ネットワークコントローラ４４−５４にそれを送信させる。その後、ネットワークコントローラ４４−５４は記憶データテーブル４４−８０に情報を格納し、前もって定義したエージング時間値４４− ８２を割当てる。

３０ミリ秒プラスｔｏで、ネットワークコントローラ４４−５２の特徴（４４− ５３，４４−５６，４４−５８）は、高速ネットワークバス４４−５０を通じて同じデータを要求する。

応答により、ネットワークコントローラ４４−５４は、データ記憶装置テーブルの現在値が有効であり更新される必要がないことを、データ記憶装置テーブル４４−８０およびデータエーソングタイマ４４−８から決める。したがって、ネットワークコントローラ４４−５４はネットワークバス４４−５０を通じてデータ記憶装置テーブルに見つけられるような要求されるデータを送信する。さらに、ネットワークコントローラ４４−５４は、データが読まれた（七の実λ城ｐ時間、およびエージングタイマの値を送信する。応答により、ネットワーク４４−５２は、そのデータ記憶装置テーブル４４−６２において受信されたデータを格納し、処理を要求する特徴にそれを提供する。さらに、ネットワークコントローラ４４−５２はデータがそのデータ記憶装置テーブル４４−６２に格納される時間および、ネットワークコントローラ４４−５４によつて送信されるニージング時間に基いて、どのくらいの時間そのデータが有効になるかを決定する。データを送信する際に、およそ２ミリ秒の遅延を仮定して、データは、３２ミリ秒プラスｔｏでデータテーブル４４−６２に格納される。このデータはｔｏ秒からｔｏプラス１０ミリ秒まで有効であろうから、ネットワークコントローラ５２はこのデータは追加６８ミリ秒の間有効であろうと決定する。したがって、ネフト７−クコントａ−ラ４４−５２は、エージングタイマ、ネットワークコントローラ４４ −５から得られたデータ要素に対応する４４−６４として６８ミリ秒のニー２７グ時間値を格納する。

したがって、次の６８ミリ秒の間、ネットワークコントローラ４４−５４がこのデータを得るためにスレーブコントローラ４４−８４に再びアクセスしない時間、ネットワークコントローラ４４−５２の特徴あるいはネットワークコントローラ４４−５２に接続されるスレーブコントローラは、ローカル・バス４４−６５を通じ、データ記憶装置テーブル４４−６２から特にこのデータ要素を得るだろう。その結果、ネットワークバス４４−５０を通じて非産的なデータリクエストも１１１ｍ１ｆｌ＋される。したがうて、この実施例においては、ネットワークに接続されている仲間ノード間でのデータエージングタイマ値のトランスファは、データ通信要件に重大な減少を産み出することができる。そのデータ記憶装置テーブルに要求されるデータを含んでいる、ネットワークコントローラからデータエージングタイマの転送へのもう一つの選択肢は、残るデータエージングタイマで利用可能な時間を転送することであるということに、さらに注意すべきである。これは、受信ネットワークコントローラが受信データｂｍな残り時間を計算するための要件を回避することを可能にするだろう。

分散形ファシリティマネジメントシステム（ＦＭＳ）においてエージングタイマを使用することが、ユーザが個々のデータの片々に対する可変有効な期限を定義することをさらに可能にすることに、さらに注意すべきである。例えば、外部の空気温度を感じるセンサーからデータにアクセスするスレーブコントローラは、データに火炉の温度をモニタするセンサーはど頻繁にアクセスする必要がない。

これは外部の空気温度の変化率が火炉で期待される変化率より遅いからである。

したがって、データエージングタイマはデータの特性のバリエージ曹ンに左右されて翼なるものになろう。

ユーザ定義のニーソングタイマの代わり、一層のユーザ定義の嘴郭Ｗ５ない時に自動的にインプリメントされる省略値をプログラムすることもできる。

分散形ファシリティマネジメントシステム（ＦＭＳ）において、受信ｍ）データの信頼性はしばしば問題になる点である。本発明に従って、一貫性と完全性への援助として、ファシリティマネジメントシステムの特徴間で渡される、各データ値は、信頼性のある／信頼性のないインディケータでタグを付けられている。データがファンクシ宵ンブロック４５−１において要求される場合、図４５に示されるように、受信データは、受信データカ硼待される範囲内にあったかどうか決めるために、決定ブロック４５−３でテストされる。そうでなければ、決定ブロック４５−５において可能な１つの選択肢はデータの交互のソースが利用可能かどうか決める処理を実行することである。そのような処理はデータが設置するネットワークで他の物理的な位置を識別するために、ディレクトリによるソートを含んでいてもよい。例えば、ソースデータは、同一あるいは３１のノードの別の記憶場所に格納されるかもしれない。

あるいは、同じデータを別のセンサーから利用可能かもしれない。そのような処理も、信頼性のないデータとの置換をネットワークでＩＮ可能な他のデータから引き出し溝るかどうか決めることを含むことができよう。

ファンクシ璽ンブロック４５−７は代替ソースが消耗されたかどうか決めるテストする。そうでなければ、データは代替ソースから得、決定ブロック４５−３で再テストすることができよう。代替ソースが利用可能でない場合、あるいは代替ソースが消耗されている場合、別のオプシ１ンがデータの前の値を使用することになる。

したがって、ファンクシ１ンブロック４５−９は前の値が利用可能かどうかをテストする。その後、前の値が利用可能な場合、４５−１１でこのプロセスにおいて前の値が有用かどうかが決定されるだろう。そうならば、ファンクシ１ンブロック４５−１３に示されるように、前の値が使用さね、データは、ファンクシ１ンブロック４５−１５においてそのような古いデータに適切な信頼性インディケータでタグを付けられる。前の値が利用可能でないもしくは有用でない場合、ファンクシ璽ンブロック４５−１７において、代替コントロールが利用可能かどうかについて決定が行なわれる。そうでなければ、すなわち代替フントロールがファンクシ璽ンブロック４５−１９に示されるように、有用でないと決められた場合、データはその非信頼性を示す表示でタグをつけられ使用することができる。

もちろん、代替フントロールが利用可能な場合、ファンクシ１ンブロブク４５− ２１に示されるように、そのような代替コントロールテクニックを実行することができる。代替フントロールプロセスで受信される、新しいデータもファンクシ１ンブロック４５−２３に示されるような信頼性テストを経験するだろう。その後、一度データが、ブロフク４５−１５において信頼性インディケータでタグを付けられれば、データは、ファンクシ冒ンブロック４５−２５および４５−２７に示されるような他の特徴へ渡すことができる。これは、最終計算の信頼性の− とじての中間計算に含むことができるデータの信頼性の標識を提供する。信頼性インディケータの使用は、比例、積分、および微分係数（Ｐ　Ｔ　Ｄ）ループのコントロールと関連して以下にさらに議論される。発明図の別のアスペクトに従って、４６Ａと４６Ｂは、比例＋積分十微分係数（Ｐ　Ｉ　Ｄ）オブジェクトを示す。以前に議論したように、ＰＩＤループオブジェクトはソフトウェアオブジェクトレベルでソフトウェアにインプリメントされる。

したがって、ＰＩＤループオブジェクトには他のソフトウェアオブジェクトを行うように、ノードすなわちネットワークコントローラの起源手段に格納されるプロセスおよび属性を管理するデータ・ベース管理プログラムがある。ファシリティマネジメントシステムの範囲内では、発明に従うて、ＰＩＤループを処理するタスクは、ＰＩＤデータ・ペース管理プログラムタスクおよび１６のＰｒＤループ実行実行ラス７間割される。したがうて、ＰＩＤコントローラは、ＰＩＤループの１６の例まで制御することができる。

図４７は、ＰＩＤ処理に関するコントロールループを示す。ＰＩＤデータ・ベース管理プログラムは、ＰＩＤループからデータ（たとえば４７−５）を読み、ＰＩＤループに書き、あるいはＰＩＤループに命じることのできる、ネットワークの他のタスクにインタフェースを最初に提供する。第２のＰＩＤデータ・ベース管理プログラムタスクは、ＰＩＤループの各々１６の例の処理をスケジュールすることである。ＰＩＤデータ・ベースｉ理プログラムの第３の責任は補助信号スイッチ処理、出力フィルタ処理、高／低信号選択処理、およびこれらの処理ファンクシ１ンへの入力に従う信頼性スイッチ処理を実行することである。

図４６に示されるように、ＰＩＤループオブジェクトにはＰＩＤループに対するフィード・バック値を計算するためニ、入力フンディレ１ニングプロセス４６− ３によって使用される６つの入力４６−１がある。擬ポイントと関連して以前に議論したように、各々６つの入力４６−１は他のオブジェクトの属性へのアナログパラメータあるいはレファレンスのような浮動小数ポイント値であってもよい。他のオブジェクトの属性へのレファレンスはＰＩＤコントローラとして機能する同一の物理的なディジタル制御モジュール（ＤＣＭ）のオブジェクトでなければならない。

アナログ値として、入力値、あるいは、アナログ値を提供する他のパーツの値は、ネットワークコントローラからコマンドの結果変更されてもよい。

ポートが別のオブジェクトの属性を参照する場合、以前に議論したように、対応する処理が実行されるごとに、属性の値が得られる。これは、Ｎ２バスを通じてではなくネットワークコントローラとして機能する、デイジタノＩ膚モジュール内のタスク間のメツセージを送信する、指定されるオブジェクトに読取り属性メツセージを送信することによって、達成される。ポートが個々に指定変更されることもあり得る。その場合、その指定変更値は、その指定変更値を解除するコマンドが受信されるまでポート値として使用される。ポートがアナログ値である場合、解除コマンドが受信された時に、ネットワークコントローラによって命じられた最後の値が記憶され行動に移される。ネットワークコントローラだけが［を開始し解除する。

以前に議論したように、セフトポインを入力４６−５も別のオブジェクトの属性に対する、浮動小数ポイント値あるいはレファレンスであってもよい。セットポイント値４６−５はフィード・バック値のセットポイントである。また、それはＰＩＤ処理４６−７の中で使用される。

オフセット値４６−９は別のオブジェクトの属性に対する、浮動小数ポイント値あるいはレファレンスであうでもよい。オフセット値４６−９は２つのファンクシ１ンを実行する。６つのスケーラ４６−１１がすべて０であることを、入力コンディシ璽二ング処理４６−３が決める場合、ＰＩＤ処理４６−７は無効になる。また、オフセット値４６−９は、ＰＩＤ処理４６−の出力として使用される。

６つのスケーラ４６−１１のうちのどれもＯでない場合、オフセツト値４６−９は、ＰＩＤ処理４６−７によって計算された出力値に加えられる。オフセツトは、ＰＩＤ処理の開始時に出す第１出力コマンドを示すために使用することができるＰＩＤ処理に他の制御動作を導入するために使用されてもよい。

高飽和度限界４６−１３は別のオブジェクトの属性に対する、浮動小数ポイント値あるいはレファレンスであってもよい。高飽和度限界４６−１３は、ＰＩＤ処理４６−７への直接入力である。ＰＩＤ処理はこの高飽和度限界４６−１３以上にＰＩＤ出力へコマンドを出すことを妨げられる。低飽和度限界４６−１５も別のオブジェクトの属性に対する浮動小数ポイント値あるいはレファレンスであってもよい。飽和度限界４６−１５は、ＰＩＤ処理４６−７に直接提供され、ＰＩＤ処理４６−７がＰＨ）出力へのコマンドを出さない下限を確立する。

補助信号入力４６−１月ｆｉｌのオブジェクトの属性に対する浮動小数ポイント値あるいはレファレンスであってもよｔ〜補助信号人力４６−１７は、以下に議論される補助信号入力処１１ｉ４６−１７の出力上へ渡されてもよい代替入力である。

Ｖ低信号人力４６−２１は浮動小数ポイント値あるいは、ＰＩＤコントローラとして機能するディジタル制御モジエールの別のオブジェクトの出力に対するレファレンスであってもよい。またこれは、先へ進むために高／低選択信号処理４６ −２３によって選択することもできる代替入力である。

８この出力４６−２５は操作変数（たとえば、希望の状態へ制御されるプロセスの）を関節するために使用される。その結果セットポイントおよびフィード・バック変数は等しい。

出力は、同一の物理的なＰＩＤコントローラの任意のオブジェクトの任意の属性を参照する。ＰＩＤループからコマンドは、これらのレファレンスの中で定義される各々のオブジェクトに送られる。ＰＩＤ処理もこのレファレンスによって指定されるオブジェクトが他のあるタスク（こよって指定変更されるかどうか決めるために、この情報を使用する。あるパラメータはアナログ値であり指定変更することができない。６つのスケーラ４６−１１は、コンディジ１ニング処理４６ −３を人力するための各々の対応する６つの入力４６−１に対する係数を表す各浮動小数ポイント値である。サンプル周期４６−２７は、１−３２７６７秒の範囲を持っており、ＰＩＤ処理４６−７がＰＩＤループに対してどれくらい頻繁に実行されるか決める。

比例帯４６−２９は、フィード・バック値とセットポイント値（エラー）の間の差にＰＨ）処理４６−７の感度をセットする浮動小数ポイント値である。エラーの大きさは、出力値に変動を引起す。負の値が直接行動コントロールを示すのに対して、正の値は、逆の行動コントロールを示す。もちろん、これらのコントロールは発明の精神を損なわずに、逆にすることができよう。

積分時間４６−３１はエラーの積分にＰＩＤ処理感度を提供する浮動小数ポイント［である。これはそれが一定のエラーを与えられた比例項と等しい積分項をとる時間である。

０．０にこの値をセットすることはＰＩＤコントロール処理から積分動作を取除く。微分係数４６−３３も浮動小数ポイント値であり、フィード・バック値の変化率にＰＩＤ処理感度を与える。

積分時間とともにこの項および比例帯は、提供される微分係数コントロールの量を決定する。０．０にこの値をセットすることはＰＩＤフントロール処理から微分係数アクシ首ンを取除（。不惑帯パラメータ４６−３５は、セットポイントと人力を決定されたフィード・バックの間の差の絶対値と比較される浮動小数ポイント値である。この不感帯値を超過しない場合、エラー変更はＰＩＤ処理４６− ７によって考慮されない。ヒステリシス補正偏り４６−３７は、０．０から１００．０までに渡り、出カポインドとフィード・バックポイント間で出会うヒステリシスの量を表す。この比ｌＰＩＩＭはプロセスヒステリシスを補正するために使用される。

フィード・パフ９８４６−３９　＋！入力コンディシ嘗二ング処理４６−３によって計算され、浮動小数ポイント値である。ＰＩＤ処理４６−７は、フィード・バック値４６−３９をセットポイント値４６−５と等しくさせようと試みる。スタートデータ４６−４１は以前のＰＩＤ処理４６−７の反復からの情報を含んでいる。ＰｒＤ処理４６−７への東ｌのパスにおいては、これらの値は、１．０まで初期化される前の指示値を除いて、０．０にセットされる。履胆上のデータは、微分係数コントロールに対して適用される前のフィード・バック値、積分動作およびバンプレス転送に供給される前の積分項、ヒステリシス■歇に対する前のヒステリシス補正偏り、ヒステリシス削除に対する前の出力値、およびヒステリシス削除に対する出力値の前の指示を含んでいる。

出力値の前の指示は、増加値に対して１に等しく、減少値に対してマイナス１と等しくなるようにセットされる。ＰＩＤループの処理は、データ・ベース管理プログラムタスクおよび１６個のＰｒＤループ実行タスク間で分割される。そういうものとして、ＰＩＤコントローラディジタル制御モジトルは、ＰＩＤループの１６個の例まで制御できる。ＰＩＤデータ・ベース管理プログラムタスクには３つの主要な責任がある。蒐１に、他のタスクあるいはＰＩＤコントローラあるいはノードのオブジェクトにＰＩＤループからデータを読むことを望むインタフェースを提供し、Ｐａｌループにデータを書くかＰＩＤループに命じること。ＰＩＤデータ・ベース管理プログラムの第２のタスクは、ＰＩＤループの１６個の例の各々に対するスケジュール処理にある。第３の責任は補助信号スイッチ処理４６−１９、フィルターウェイト４６−６１に従う出力フィルタ処理４６−４３、Ｈ／Ｌ遺択フラグ４６−７５を生成するための高／低信号選択処理４６−２３を選択する、および覆頼性値４６−７３を産み出す倍額性スイッチ処理４６−６７を含むこともある補助処理の実行である。

これらのタスクを実行するために、ＰＩＤデータ・ベース１理プログラムは２つのタイプの書込みレコードメツセージに反応することができる。箪１はデータベースにＰＩＤループを加えるＡＤＤループメツセージである。それは、さらに− 変力が停電後退されればループが自動的に加えられるようにＥＥＦＲＯＭに書かれるそのループに対する構成情報を引起す。第２のタイプの書込みレコードメツセージは削除ループメツセージである。これは、ＰＩＤループの実行を中止させ、ループの定義を無効にする。それは、さらに、ループの出力に接続されているオブジェクトにループがもはや定義されないと通知させる。

ＰＩＤデータ・ベース管理プログラムは、さらに、２つのタイプの読取りレコードメツセージを提供する。読み込まれたＲＥＡＤ　Ｃ０ＮＦＩＧＵＲＡＴＩＯＮ（構成読ミ込ミ）記録メツセージは、与えられたＰＩＤループに対する現在の有効な定義を、フォマブトし、Ｎ２バスを通じてネットワークコントローラへ送り返させる。もう一方の跣取りレコードメツセージはＲＥＡＤ　ＣＵＲＲＥＮＴ　５ＴＡＴＥ（１靭式幻■売込み）である。これは、ネットワークコントローラにＮ２通通信イスを介して送られる処理の最後の反復の間使用される値と共にＰＩＤループの現在の状態についての情報を引起す。

５ＴＡＲＴ　ＵＰは、あたかもそれがちょうど加えられたかのように、ＰＩＤ処理４６−７を反応させる。処理に対する履医上のデータがすべて再び初期化される。その後、ＰＩＤ処理から第１の出力は、現在のオフセット４６−９および現在の比例制御による補正に基くだろう。書込み属性によって、与えられたＰＩＤループの指定された属性にメツセージの値がセットされる。これにより、結果として、ＰＩＤループの出力が変更される。読取り属性によって、属性の現在値はりクエスタに返される。属性が指定変更される場合、その指定変更値は返される。属性が別のオブジェクトの属性へのレファレンスである場合、読取り属性メツセージは宛先オブジェクトに転送される。

有効な場合には、この指定変更属性によって、解除属性メツセージがその属性に対して受信されるまで入力が受侶するであろう正常な値に対して、メツセージ中の値の方が優先する。指定変更解除属性によって、指定変更属性メツセージの効果は減少する。

ＰＩＤデータ・ベース管理プログラムは、また、状態変更の報告を引き起こす。

報告された状態のそのような変更は、ＰＩＤループ信頼性フラグ４６−４５の変更、高飽和度の変更フラグ４６−４７、低飽和度の変更フラグ４６−４９、およびＰＩＤ処理信頼性の変更フラグ４６−５１を含んでいる。これらのフラグは以下に議論される。

ＰＩＤループデータ・ベース管理プログラムの一次フアンクシ璽ンはスケグ１− リングを提供することである。ＰＩＤループデータ・ベース１理プログラムは、この前、ＰＩＤループが処理されるときにその後経過した時間の量を連続的にモニタする。時間４６−２のサンプル周期量が経過した場合、ＰＩＤデータ・ベース管理プログラムタスクは、ＰＩＤ処理４６−７によって使用されるポートの現在の状態を集める。

ＰＩＤ処理４６−７によって使用されるポートの現在の状態を集めるために、ＰｒＤＩＤデータース管理プログラムは、ポートが指定変更条件にあるか、あるいはアナログ値あるいはレファレンスとして定義されているどうかを決める。以前に議論したように、指定変更がある場合、その指定変更値はポート値として使用される。ポートがアナログ値である場合、その値が使用される、また、ポートがレファレンスである場合、跣取り属性メツセージは指定されたオブジェクトへ送られ、返された値がボート値として使用される。ＰＩＤデータ・ベース管理プログラムは、データおよび応答の信頼性をチェックし、受信データがそのカテゴリーをセットすると決められた場合、確実なものとして、ポートにフラグを立てる。

ＰＩＤデータ・ベース管理プログラムが、優先権スキームに対して、各ＰｒＤループがそのサンプル周期１５％内のサンプル周期毎に処理されるように実行させることに注意すべきである。これは、興なる優先権を各々与えられる一系列ＰＩＤ実行タスクを通じて行われる。

ＰＩＤループに対する定義がＰＩＤコントローラに加えられる場合、ＰＴＤデータ・ベース管理プログラムは、どのＰＩＤ実行タスクが、ＰＩＤループのサンプル周期に基いた、そのＰｒＤルーズに実行を提供するか決める。より短いサンプル周期を持つＰＩＤループはより高い優先権ＰＩＤ実行タスクを割当てられる。

より長いサンプル周期を持つＰＩＤループは、低い優先権を持つタスクに割当てられる。ＰＩＤループがＦＥＤコントローラから肖τ餘される場合、ＰＩＤデータ・ベース管理プログラムタスクは、サンプル周期に従って、ＰＩＤループとＰＩＤ実行タスク間のパインディングを再び整える。ル−プのサンプル周期が変更される場合、ループの優先権が再び整えられる。

現在状態を集めた後、ＰＩＤ実行タスクも必要とされるいかなる肚のデータをも提供する。その後、ＰＩＤデータ・ヘ−スｉＦ［プログラムは入力コンデイシ璽二ング処理４６−３を実行し始める。入カコンデイシ璽二ング処理４６−３は入力合計、差、平均、および様々な他の累積関数、あるいは与えられた入力の瞬間最大値あるいは最小値を提供する。累積ファンクシ璽ンとは、入力）１ンクシ冒ン属性４６−１００に１をセットすることによって選択される、以下のものである。

フィード・バック値！（＃スカシ（ｎ）本人力値（ｎ））ｎ四１人力力９すの属性のオブジェクトへのレファレンスであって、無効の場合、ポイントが指定されず、スケーラ０が使用されることに注意すべきである。スカシがＯである場合、入力は無視れる。

２によって選択され、入カフアンクシ璽ン属性を２にセットする最小値ファンクシ璽ノは以下のとおりであるニスカラ（１）本人力値（１）又は、　スカシ（２）本人力値（２）又は　スカシ（３）本人力値（３）又は　スカシ（４）本人力値（４）又は　スカシ（５）本人力値（５）又は　スカシ（６）本人力値（６）の最小値３によって選択され、入力ファンクシ１ン属性を３にセットする最大値ファンクシ璽ンは以下のとおりであるニスカラ（１）本人力値（１）又は、　スカシ（２）本人力値（２）又は　スカシ（３）本人力値（３）又は　スカシ（４）＊入力Ｍ（４）又は　スカシ（５）本人力値（５）又は　スカシ（６）本人力値（６）の最大値１６のＰＩＤ実行タスクは同一であり、上に議論されたようなそれらの優先権においてのみ異なる。ＰＩＤ処理４６ −７の各反復に際して、ＰＩＤデータ・ベース管理プログラムは、ＰｆＤ実行タスクの一つに、ＰＩＤループの例１つに対して処理を実行するために必要とされるデータのすべてを送る。

Ｐ！Ｄ処理が完了したとき、ＰＩＤ実行タスクはＰＩＤデータ・ベース管理プログラムタスクにすべての最新の中間結果と共に計算される出力に４６−５３を送る。ＰＩＤループに関するデータが反復間の格納されないことに注意すべきである。

一般にＰＩＤ処理は以下のとおりである：Ｅ　（ｔ）　−（セットポイント（ｔ）−フィード・バック−（ｔ））Ｐｔｅｒｍ（ｔ）−１００の＊Ｅ（ｔ）／ＰｂａｎＩ　ｔｅｒｍ　（ｔ）＝　（Ｔ／Ｉ　ｔ　ｉｍｅ）（＊Ｐｔｅｒｍ　（ｔ））＋（１−Ｔ／１ｔｉｍｅ＋Ｉｔｅｒｍ（ｔ−１）Ｄｔｅｒｍ（ｔ）ｍＤｗｅｉｇｈｔ車（Ｉ　ｔｉｍｅ／４Ｔ）＊（１００／Ｐｂａｎｄ）＊フィード・バック（１−１）、−（フィード・バック（ｔ））ＯＵＴ（ｔ）−Ｐｔｅｒｍ（ｔ）＋Ｉｔｅｒｍ（ｔ−１）＋Ｄｔｅｒｍ（ｔ）＋オフセット（１）＋ヒステリシス補正（１）ここで：Ｆ（ｔ）　一時刻むにおける値Ｆ　（ｔ−１）　−前回反復時における値Ｅ（ｔ）　謬時刻ｔにおけるエラーＰｔｅｒｍ（ｔ）譚時刻ｔにおける比ｆｌＩ制御寄与Ｉｔｅｒｍ（ｔ）繻時刻ｔにおける積分コントロールｅＴ−サンプル周期Ｄｔｅｒｍ（ｔ）ｍ時刻ｔにおける微分係数コントロールｅＳａｔｐｏｊｎｔ（ｔ）ｍ時刻ｔにおけるセフトポインドＦｅｅｄｂａｃｋ　（ｔ）オ時刻ｔにおけるフィードバック値Ｐｂ１ｎｄ　ｍ比例項係数Ｉｔｉｍｅｗ積分時間係数Ｄｗｅｉｇｈｔ　■微分係数項係数（Ｍｆｓｅｔ’（ｔ）＝外部的に制御される補正項Ｈｙｓｔｅｒｅｓｉｓ　ｃｏｍｐｅｎｓａｔｉｏｎ（ｔ）ｍシステムのヒステリシスを補正するために必要とされるアクシ謬ＰＩＤ処理４６−７からの出力コマンドが、進行方何を変更する（すなわちＰＩＤ処理出力４６−５３が符号を変える）時はいつでも、ＰＩＤコントローラの出力と、関連する人力間のプロセスで発生する任意のヒステリシスを補正するために、ＰＩＤ処理４６−７は構成されてもよい。これは、進行方何が増加（あるいは減少）であるように、ＰＩＤ処理の出力４６−５３にヒステリシス補正［４６−３５を加えること（あるいは減算すること）によって行われる。

フントロールが、人間のコントロールあるいは別のＰＩＤループのような１つのコントロール方法からこのループのＰＩＤ処理４６−７に転送されるように、バンプレス転送は、ＰｆＤ処理４６−７の反応について記述する。コントロール反応は予めわかっており、フィード・バック間の相違に基（。また、ちょうどフントロールの前に出力に送られた前のコマンドと同様にセットポイントもＰＩＤ処理４６−７に転送される。

補助１号スイッチイネーブル属性がセットされたり、あるいは、ＰＩＤ処理からコマンドを受信することができる出力がすべて指定変更された場合は常に、Ｐ［）処理４６−７はトラッキングモードに入る。トラッキングモードにおいて、ＰＩＤＩＤ処理−６はＰｔｅｒｍ（ｔ）を計算し続けることによって、バンプレス転送を単針る。出力の１つが指定変更条件から解除されり、あるいは、補助信号スイッチイネーブル属性がリセツトされた場合、ＰＩＤ実行タスクは、出力に得るように命じた値を得させ、バンプレス転送を実行するために前の反復からめられるＰｔｅｒｍ（ｔ）と共にそれを使用する。

Ｈａｎｄ１０ｆｆ／ＡｕｔｏＸイッチがＨａｎｄあるいはＯｆｆの位置にあることによる指定変更の場合には、この最後の命じられた値は利用可能ではない。したがって、一度スイッチがＡｕｔｏ位置に返されれば、バンプレス転送は提供されない。

高低ｆｉ和限Ｉ界入力４６−１２および４６−１５は、典型的には出力を１００パーセントとしたスケールにおいて、パーセントで表示されるように指定して、ＰＩＤ処理の出力へのコマンドが留まらなければならない境界を指定する。

ＰＩＤ処理４６−７は、いつＰＩＤ処理が飽和したかを決定し、知らせる機構を提供する。すなわち、ＰＩＤ処理は出力に命令してセットポイントに届かせことはできない。Ｐ■Ｄ処理は４０回の連続する反復のための出力コマンドが、高飽和度極限値４６−１３の１％以内にあった場合、あるい、４０回の連続する反復出力は、低飽和崖極限値４６−５の１％以内にあった場合に、飽和したと決められる。

一度ＰＩＤ％理が飽和したと決められたならば、高飽和度フラグ４６−４７あるいは低飽和度フラグ４６−４９のいずれかがその事実を告知するために適宜にセットされる。これは、ＰｒＤデータベースタスクに状悪メフ七−ジの変更をＭ瞥に出させ、その結果、ネットワークコントローラ（ＮＣ）のファンクシ曹ンがそれに応じて適宜に行動する。一度補助信号イネーブルフラグ４６−５５がセットされろか、あるいは、すべての出力が指定変更条件に置かれろと、これらのフラグはリセットされろ、飽和度回復は、さらにＰＩＤ処理４６−７によって提供されろ、一度処理が高１１ｉＩＫＪｌｌ！度界および下限に指定された値以上の出力を命じようとしても、積分動作が°ワインドアップ“　しないように、処理は設計される。

ＰＩＤ処理４６−７の実行後、ＰＩＤ実行タスクは、このＰＩＤｉ：対するＰＩＤ処理の次の反復に必要とされるすべての最新の中間結果と共に、ＰＩＤ出力値属性４６−５３に対する新しい値を含んで■るＰＩＤデータ・ベース管理プログラムタスクにメツセージを送信する。

その後、ＰＩＤＥＸＥＣタスクは他の専用処理を呼び出してもよい。

この呼出しは他方の進行中の処理を保留するであってもよいし、あるいは、それは、ＰＩＤ％瑠の現在の反復にデータを提供するであってもよい。

プロセスループが不安定であると決められた場合、専用処理を保留する呼出しが送られろ、あるいは、それが決定された場合、ＰＩＤ％ＩＤ処理４６、故障評容処理と関連して以下に議論されるようなＰＩＤループの出力のコントロールを持っていない、ＰＩＤループが信頼性がないと決められた場合、次の条件が示される。ＰＩＤ処理はトラッキングモードにあり、出力４６−５７へ補助信号人力４６−１７を渡すために補助信号スイッチ処ｆｉ４６−１９が補助信号スイッチイネーブル属性４６−５５に命令されいるか、高／低信号選択処理４６−２３が高／低信号入力４６−２１を選択している。

前記条件のどれも存在しない場合、ＰＩＤアルゴリズムの現在の反復の適切なデータが、一層の処理を行なうためにコールで送られる。

ＰＩＤ処理４６−７の出力から正常に来る信号の４６−５３の代りに信号を挿入するために、ＰＩＤ処理を迂回することも可能である。６つのスケーラ４６−１１がすべて０である場合、ＰｒＤ％理４６−７は迂回され、オフセフｌ−４６− ９の値はＰｒＤ出力値属性４６−５３として側層される。

ＰＩＤループオブジェクト４６−２はさらに、補助信号スイッチ処理４６−１９、出力フィルタ処理４６−４３、および高／低信号選択処瑠４６−２３の状態に従つ１’ＩＤループの出力を達成することができると規定する。

ＰＩＤデータ・ベース管理プログラムタスクが、これらのアルゴリズムの入力の１つを変更する書込み属性メツセージを受信するか、ＰＩＤループに対するＰＩＤ実行タスクが実行を終了しており、ＰＩＤループの構成に対してそれが行なった変更のチェックするＰＩＤデータ・ベース管理プログラムにメツセージを送信した場合、これは発生する。補助信号スイッチ処理４６−１９は、補助信号イネーブルフラグ４６−５の状態を検査する。フラグがセットされた場合、補助信号入力４６−１の値は補助スイッチ値属性４６−５７に渡される。補助信号入力４６−１７が信頼性を持たない場合、最後の信頼性がある補助スイッチ値４６−１７はパスされる。補助スイッチイネーブルフラグ４６−５５がリセットされた場合、ＰＩＤ出力値属性４６−５３の値は補助スイッチ値属性４６−５７に渡される。出力フィルタ処理４６−４３は補助スイッチ値属性４６−５７からその値を受信し、その値により第４順序フイルタリングを実行する。出力は出力フィルタ値属性４６−５９に置がれる。フィルターウェイト属性４６−６１は、フィルターの有効性を定義するために使用され、１．０から＋１０２３をカバーすることができる。ここで１．０というフィルターウェイトはフィルタリングを有効に不能にする。フィルタリングは次の方程式従って実行される：出力フィルタ値慣前のフィルター値＋（（１／フイルターウエイト）＊ＰＩＤ出力値−前のフィルター値））。

前のフィルター値とは一瞥最近の反復時に計算された値である。

上記の方程式は、サンプル周期毎に、あるいは補助信号入力４６−１７が変更されるごとに、あるいはスケーラがすべてＯになったとき、オフセット４６−９が変更されろごとに計算される。前の反復のデータがたよりにならなかったために、あるいはそれがこの例に対する処理による第１パスであるために、前のフィルター値が存在しない場合、補助スイフチ値４８−５７が、出力フィルタ値属性４６−５９に直＊ａさ糺る。フィルター出力を計算する間に数学的エラーがある場合、最後の信頼性がある出力フィルタ値属性４６−５９が出力フィルタ値に出される。

高／低選択処１１４６−２３は出力フィルタ属性値４６−５９を高／低信号入力４６−２１の値と比較する。高／低選択状態属性４６−６３がセットされると、２つの入力値の大きいほうが高／低選択値属性４６−６５に渡される。高／低選択状態属性４６−６３がリセットされると、２つの入力値４６−２１と４６−５９の小さいほうが渡される。高／低信号入力４６−２１に信頼性がない場合、ＰＩＤループ無信頼性フラグが高／低選択値属性にセットされ、その最新の信頼値で残るだろう。高／低信号入力４６−２１が選択される場合、高／低選択フラグ属性がセットされる。このフラグの状態の変更により、リポートがＮ２バスを通じて送られる。

信頼性スイッチ処理４６−６７は、ＰＩＤループの出力４６−２５へ出されるコマンドの信頼性を反映している。ＰＩＤループに対する処理を行なっている間、万−ＰＩＤループのうちのどれかに対する入力データが信頼性を持たなくなった場合、この処理の出力値が、ループに対する最新の信頼性のある出力値で残る。

さらに、ＰＩＤループ信頼性フラグ４６−４５は、高／低信号属性４６−６５によって供給されるデータが信頼性のない場合は常に、信頼性を持たなくなる。下記条件のうちのいかなるものでも発生した場合、このフラグは、さらに信頼性のない状態にセットされる：１、　補助信号イネーブルフラグ４６−５５の条件が、ＰＩＤループの出力へ補助信号入力４６−１７を送るためにセットされ、かつ、補助信号入力４６−１７が信頼性を持たな２、ＰＩＤ出力属性４６−５３が、補助信号スイッチ処理４６ −１９を通じて送られ、かつ、ＰｒＤ出力属性４６−５３を生成するために使用される計算が、信頼性がないと決定される場合。ＰＩＤ％理４６−７によって使用されるポートのうちのいかなるものでも信頼性のないデータを受信する場合、あるいは０による除算のような数学的エラーが計算の間生じた場合、これらの計算は信頼性がないものと考えられる。

高／低信号の選択処理４６−２の実行に絖いて、ＰＩＤデータベースはＦｒＤループ信頼性フラグ４６−４５をチェックする。このフラグが信頼性がある場合、ＰＩＤデータベースは、与えられたＰｒＤループ定義に対して指定される出力へ出力コマンドを出す、ＰＩＤループが信頼性がなく、信頼性のない応答セレクタフラグ４６−６９がリセットされる場合、ＰＩＤデータ・ベース１理プログラムは、高／低信号の選択処理４６−２から出力まで最新の信頼性のある出力コマンドを出す。そうでなければ、それは、出力へ償顆性省略時属性４６−７１によって指定されろコマンドを出す。

ＰＡＤデータ・ベース１理プログラムタスクは、出力値属性４６−７３によって指定されろ、逼切なオブジェクトデーターベース管理プログラムに書込み属性コマンドを送る。次の値が、実行の完了時にＰＩＤ％埋４６−７によって供給される。ＰＩＤデータ・ベース１埋プログラムタスクは、現在のＰＩＤループデータベースがこれらの変更を反映することを保証する。

ＰＩＤ出力値は、セットポイント値に向けて被制御変数を駆動させる出カポインドに出されるコマンドである。それは、０．０および１００％の偏向の閏のフルスケールパーセットと思われるものであってもよい。ＰＩＤ処理信頼性フラグ４６−５１はＯか１かのどちらかであり、計算時にエラーが生じたかどうか、あるいは、ＰＩＤ処理４６−７によって使用されるポートの１つが信頼性のないかどうかを示す。ＰＩＤループ信頼性フラグ４６−４５は０か１かのどちらかであり、Ｏを示す場合、ＰＩＤループの出力に送られてνするコマンドカＣ信頼性のあるデータに蒼くことを示す。

追加ループパラメータは、ＰＩＤ％＠４６−７の次の実行に対して返される。これらのパラメータは、微分係数コントロールに対するフィード・バック値、積分動作およびツインプレス転送に対する積分項、ヒステリシス削除に対するヒステリシス補正偏り、ヒステリシス削除に対する出力値、および出力値（ヒステリシス削除、セットポイントとフィード・７＜ツク値の間で計算された前回フィード・バック値とエラーに対して増加■１、減少−−１）の指示を含んでいる。

言語はまたパイをプログラムされる比例積分計算によってセットポイントをリセットするように設計されるＰＩ種機能有する。それは、閉じたループシステムにおける使泪のために設計されろ。

圓４７において概略的に示されるコントロールシステム４７−１は、４７−５ライン経由で入力を受信し、４７−７ライン経由で制御変数を生成するフィード・バック変数として頻繁に知られる入力装置４７−３を持つ。制御変数は、ラインで４７−７においてオブジェクト４７−７のための比例積分微分（Ｐ　Ｉ　Ｄ）　！置への入力を生成し、オブジェクト４７−１１へ故障許容コントロール戦略を提供する。この場合に、典型的なオブジェクトは、コントロールループのための望ましいファンクシ１ンを実行するハードウェアとソフトウェアとの組合せを含んでいる。そのようなオブジェクトは、典型的にはソフトウェアによってインプリメントされ、ネットワークとして作動する１つ以上の自動処理コントロールノード４７−２のメモリ部分に格納される。本発明に従ったハードウェアおよびソフトウェアオブジェクトを持つシステムの構造についてはすでに説明した。

ＰＩＤループ４７−４は、典型的にはコントロールノード４７−２中の故障許容コントロール戦略オブジェクト４７−１１からの援助なしに正常な環境下で作動するように組立てられる。１ＰｒＤオブジェクト４７−９はＰＩＤループ変数４７−１３を生成し受信し、さらに入力をさらにまた故障許容コントロール戦略オブジェクト４７−１１へ入力を行ない、かつ、これから出力を受信する。ライン４７−１５上のＰＩＤ出力は、故障許容コントロール戦略オブジェクト４７−１１とスイッチ４７−１７との双方に伝えられる。ライン１７−１９上の出力デバイスコマンドは、コマンドに基いた故障許容コントロール戦略オブジェクト４７ −２の出力と、ＰＩＤ出力との間でこのように切替えることができる。この切替えは故障許容出力コントロール政略によって生成されるライン４７−２３上のコマンドに従って行なわれる。

オブジェクト４７−１の故障許容戦略はまた、ライン４７−２５上のプロセス定数を受信するとともに、ライン４７−２７上の別の出力を受信する。この出力は入力信号４７−３１を受信する入力装置４７−２９によって生成される。

ライン４７−１９上の出力デバイス駆動コマンドは、スイッチ４７−１から与えられ、ライン４７−３５上に関連する操作量を生成する操作量駆動出力装置４７ −３３を層成する。ライン４７−３５上の関連する操作量はプロセス４７−３７に入力されこのプロセスは、入力装置４７−３および４７−２９へのライン４７ −５およびライン４７−３１上の信号の生成によって、コントロールループを完成する。

コントロールループの目的は出力デバイスをＩＩ（ＩＬかつ希望のプロセス４７ −３７を遂行するために、ライン４７−１９およびライン４７−３５上の操作量を生成することである。正常なオペレージ覆ンにおいては、ＰｒＤコントロールカＣ遂行され、スイッチ４７−１７は信号４７−２３を介してＰＩＤ出力４７− １５ラインにセットされる。したがって、故障許容コントロール戦略オブジェクト４７−１１は、単にライン４７−９上のｌ１１１ｍ変数の状態をモニターするのみでループの実際のコントロールに参加しない。

故障許容コントロール政略オブジェクト４７−１１はライン４７−７上の制御変数をモニタして制御変数が値の信頼性がある範囲内にあることを確認する。ライン４７−４１上の故障許容戦略オブジェクトが、ライン４７−７上の制御変数すなわちフィード・バック変数が、信頼性がある範囲内にもはや存在しないと判断すると、ライン４７−１７上の故障許容コントロール政略オブジェクトは、ライン４７−２１上の故障許容コントロール政略オブジェクト出力を、ライン４７− １９上の出力デバイスコマント信号に送るようにスイッチ４７−１７に命令する。

これはスイッチコマンド４７−２３ラインを介して行われる。

この時点で、ライン４７−２５上のプロセス定数ならびに信号４７−２７に基いて故障許容コントロール政略オブジェクト４７−１１は政略を構成する。この戦略はフィードバックすなわちライン４７−７上の制御変数がもはや信頼性を有していない場合にも関連する操作量の調製を続行するものである。したがって、ＰＩＤコントロールループにおけるフィード・バックの損失は、出力デバイス４７ −３３を通じてのコントロールあるいはライン４７−３５上の操作量のコントロールのロスを生じない。

プロセス４７−３７からの、ライン４７−３１上の信号をモニタする入力装置４７−２９を通じて、故障許容戦略オブジェクト４７−１１は、プロセス定数４７ −２５と共にプロセス４７−３７における動的変更に応答する。それによりライン４７−１９およびライン４７−３５上の操作量を制御するための信号が生成される。したがって、失敗した条件下においても、失敗の効果を最小値限にするプロセス４７−３７を通じて１理水準を保持することは、可能である。

１つの例において、故障許容コントロール政略は、暖房、冷却および混合空気放出＝温度コントロール−を含む典型的なＨＶＡＣプロセスをアドレスする。

図４８は、故障許容コントロール戦略をインプリメントするフェースを示す。これらはコミフショニング４８−１、初期設定４８−３、プロセスモニタリング４８−５およびコントロール４８−７を含んでいる。

［Ｅ１４９は、故障許容コントロール戦略をインプリメントする際のプロセス入力および出力を略示する。

コミッシ璽二ング４９−３０１にの期間中、故障許容コントロール政略オブジェクトは、パラメータが故障許容コントロール戦略オブジェクト４７−１１にアクセス可能なメモリのどこに格納され、いかなるパラメータが制御されているプロセスにとって重要であるかについての情報を受ける０例えば、空気濃度および流量パラメータは冷水バルブを開くべきか閉じるべきかを決定するために、使用されてもよい。したがって、初期のコミフシゴニングにより、故障許容コントロール戦略の中で使用される変数が決定される。

ＨＶＡＣシステムの中で使用される故障許容コントローラにおいては、３つのクラスの情報あるいはパラメータがある。第１は各ＰＩＤループにとって同一である変＠４９−３０の静的セットである。これらはセットポイント、比例帯および制御変数を含んでいる。パラメータの第２セツトは得られた実際のアナログ入力であるプロセス変数４９−３０５である。これらはＨＶＡＣプロセス４９−３０７に依存して、異なる。例えば、他のものが水温度あるいは圧力を要求しているのに対して、いくつかのＨＶＡＣプロセスは戸外の空気温度を要求する。最後のパラメータとして、システム性能をモニタするために使用される物理的な装置に依存するＰｒＤループであるプロセス定数４９−３０９がある。故障許容コントロール戦略オブジェクトをインプリメントする場合においては、ＰＩＤループの構成に関する情報を提供することも必要である。これは、プログラミング言語で放置許容コントロール戦略をプログラムすることによって、あるいはグラフ式のプログラミングツール４７−３１のユーザブロックとしてのいずれかで、行うことができる。一方の場合、ルーチンは、故障許容コントロール政略オブジェクトによってアクセスすることができ、コントロールノード中で実行することができることができる、コントロールシステムデータベースに加えられる。

初期設定フェース４９−３１の間、故障許容コントロール戦略オブジェクト４９ −１１においてルーチンは、プロセス定数および静的ＰＩＤループに関するデータを集めて、安定チェック４９−３１５を実行する。先に述べたように、定数はハードコード化することができ、故障許容コントロール戦略オブジェクト中に一度読まれる必要があるだけである。３つのクラスＰＩＤループパラメータは制御されるプロセスの最も最近の状態を表す。以前に議論された、姿任するフェースは、これらのパラメータがメモリにどこで設置するかについての情報を提供する。初期設定の間、パラメータは故障許容コントロール戦略ソフトウェアオブジェクトによって読まれる。その後、初期設定は、プロセスＩＩＩＩＩ傷のために必要とされる一連の信頼しうる静的パラメータ４９−３１７を得ることができることを確認する。これは信頼性があるＰＩＤ空電データの十分なセットが故障許容コントロール戦略の実行を許可するのに、必要であるからである。

初期設定、すなわちフェース４９−３１３は、変数あるいはパラメータよりもＰＩＤループ制御の安定を確認する。

被制御変数がセットポイントに接近しているままであり、操作量のバリエージ覆ンが小さな場合、ＰＩＤループは安定している。初期設定フェース４９−３１の一部として、発振およびスラギッシュネス４９−３１の前もって定義した数の測定値が、コントロールループの性能に対して評偏されろ。

モニタフェース４９−３２の間、故障許容コントロール戦略オブジェクト４７− １１は安定したプロセス制御を推定し、静的ＰＩＤ変数およびプロセス変数を更新する。

モニタフェースの間実行される主要なファンクシ曹ンは制ａｌ変数４７−の信頼性の評価あるいはＩＩＤループのフィード・バックである。これは例えば、フィード・バックが多次元なもので在る場合、ＰＩＤループそれ自身中のいくつかの物理的なアナログ入力に基いたものであってもよい、このフィード・バック、ライン４７−７上の制６１変数が信頼できないものになった場合、オペレーシッンの１制御モードが入力される。実際のフィード・バックあるいはＩ制御変数をモニタすることが絶対に必要ではないことが注目される。制御変ｆｌＬ４７−７は１１１１ｇｌ変数を生成するソフトウェアオブジェクトの出力であってもよい。

この場合、１１（ａｌｌ変数を生成するソフトウェアオブジェクトへの入力のうちのいかなるものでも、信頼性を失った場合に、制御変数は信頼性を失ったと判断される。したがって、制御変数を生成するソフトウェアオブジェクトへのアナログ入力が開いたこと、あるいはシ冒−トしたことを検知される場合、あるいは正当でない値が、ソフトウェアオブジェクト（たとえば、０にる除算）データ操作の間生成される場合、故障許容コントロール戦略は、ＩＩＩＩ御変数４７−・７あるいはフィード・バックが信頼性を失ったと仮定する。

制御ファンクション４９−３２３が入力される場合、故障許容コントロール戦略オブジェクト４７−１１は、ＰＩＤアルゴリズムによって生成される値の代りに使用される値を計算する。先の述べたように、これは基本的に、システムおよび変数の現在の状態のモデルに基いた開いたループＩ！ｌ１ｍである。

プロセス変数と計算される出力コマンド間の直線性の要件は必須のものではない。

システムが、プロセス４７−３の現在の状態に応答するので、以下に与えられた方程式に示されるように、セットポイントにおいて変更に応答することもまた可能である。

故障許容コントロール戦略オブジェクト４７−１１が、ＰＩＤコントローラと同じレートでコントロールを実行することを試みてもよいことに注意すべきである。しかしながら、はとんどの場合、コントロールは、ネットワーク性能の制限のためにより遅いだろう。前述したように、故障許容コントロール戦略オブジェクト４７−１１コントロールは、適業、ループの一部であるＰＩＤＭ！置においてではなくコントロールノードにおいて達成される。したがって、ＰｒＤループとコントロールノード間のローカル・バスを通じての、および恐らく複数のコントロールノード増加を相互に連結させるネットワークパスな通じての複数の通信は、故障許容コントロール戦略下においてループ応答時間を増大する。

以前に議論したように、故障許容コントロール戦略は、部分的にコントロールプロセスのモデルに基くことができる。故障許容コントローラブロックは、ＰＩＤコントローラ２０のサンプリング周期ごとに一度実行される。プロセスモニタおよび出力スイッチファンクシ１ンはＰＩＤコントローラの各抽出間隔中一度実行される。図５０に示される１つのシステム構成においては、故障許容コントローラファンクシ四ンがネットワークコントローラ中にインプリメントされているのに対して、プロセスモニタおよび出力スイッチのファンクシ四ンはディジタル１１１Ｉａｌモジユール中に直接インプリメントすることができる。

故障許容コントロール戦略をインプリメントするのに必要とする様々な変数はテーブル１においてリストされる。

テーブル１入力１．５ｒ：セフトポイン変数（レファレンス変敗）Ｚ、ＣＶ：被制御変数（フィード・バック変数）３、ＭＶｌ：主要な操作量（コントロール出力変数ン４、ＭＶ２：第２の操作量（対話するコントロール出力変数）５、ＰＶｌ：主要なプロセス変数（フィードフォワード変数＃１）６、ＰＶ２：第２のプロセス変数（フィードフォワード変数＃２）７、ＰＢ：コントローラ比例蕾８、ＡＴ：コントローラサンプリング周期９、ＯＵＴ：コントローラ高飽和限度１０、ＯＵＴ：コントローラ低飽和限度１１．８ＡＮＤ：コントローラエラー許容差出力１．７ラグ：故障許容イネーブルフラグ２、バックアップ故障許容出力ローカル変数１．ＣＶｏ：レファレンス被餌傷変数２、ＭＶｌｏ：第１操作レファレンス３、ＭＶ２ｏ：第２操作レファレンス変数４、ＰＶｌｏ：第１プロセス変数レフアレンス５、ＰＶ２ｏ：第２プロセス変数レフアレンス６、ＰＢｏ：レファレンスコントローラ比例蕾図５２は発明ノ故障許容コントロールのより詳細な例である。ＰＩＤコントローラ５２−１、プロセスモニタ５２−３および故障許容コントローラ２−５はすべて、セットポイン）ＳＰおよび制ｍ変数Ｃｖを受信する。ＰＩＤコントローラ５２−１、プロセスモニタ５２−３および故陳許容コントローラ５２−５はすべて、以下により＃細に議論される偏々の処理を実行する。システム中の条件に基いて、故障許容コントローラ５２−５は、出力スイッチ５２−７へのルートである、フラグ出力を生成する。

さらに、誤りコントローラ５２−５は、出力スイッチにさらに送られる、バックアップ出力を生成する。バックアップ出力は次の方程式によって決定される：ＭＶＩ−ＭＶｌ＃＋ＥＦＦ＊　（ＭＶ２−ＭＶ２＃）＋　（１００％／ＰＢ＃）＊　（ＳＰ−ＣＶ＃＋　（ＥＦＦ−１）＊−ＥＦＦ中−（ＰＶ２−ＰＶ２＃）− （ＰＶＰＶＩＩ））：ＥＦＦを２０％−８０％の範囲に制限。

出力スイッチへの他方の入力はＰｒＤコントローラ２−１において産み出される操作量ＭＶＩである。正常な環境下、つまりシステムが誤りを和していない場合、故障許容コントローラ５２−５はスイッチ５２−７の出力がＰＩＤコントローラ５２−１から主要な操作量であるようなフラグをスイッチ５２−７に出力する。一般に、操作量は、１１７４７に示されろようなＰＩＤプロセス１の出力に相当する。誤り条件がシステム中に存在する場合、フラグは故障許容コントローラ５２−５からその出力までバックアップ信号を送るために、出力スイッチ５２− ７を作動させる。［Ｋ１４７に示されるように、スイッチの出力は出力デバイスを駆動させるために使用することができろ。

したがって、プロセス制御ループ中の失敗は故障許容コントローラによって収容されろ。したがって、出力デバイスは不良状態でも使用可能のままである。

（Ｋ１５３Ａおよび５３Ｂは、プロセスモニタ５２−３において起る処理を例示する。典型的に、プロセスモニタはディジタル制御モジュール中において作動する。ネットワークコントローラは３０のディジタル制御モジュールで可能なモニタレートのより２０分の１のレートの遅いプロセスを典型的に実行する。

したがって、プロセスモニター中の処理は、実行がネットワークコントローラ中に起ったかどうかに左右されて、異なる。処理を始めるより以前に、ここに議論されるように、制御変数が信頼性がある場合、それは、テストブロック５３−７３において最初に決定される。そうでなければ、ブロック５３−７１に示される変数はセットされ、コントロールはブロック５３−７３をテストするために返される。テストブロック５３−１において、プロセスモニタは、間隔がディジタル制御モジュールの２０倍以上のプロセスレートかどうが最初に決める。この条件が満たされない場合、操作量がモニタプロセスによってすでに検知され格納される最大値、および最小値の出力を超過するかどうか決めるために、ブロック５３ −３および５３−５に示されるように、操作量がテストされる。操作量が格納される値を超える場合、適切な最大値および最小値の出力はファンクションブロック５３−７および５３−９において操作量と等しくされる。いずれの場合にも、ファンクションブロック５３−１１において、エラー値はセットポイントからｗ制御変数を引いた値の絶対値として決められる。このエラーがプロセスによって以前にモニタされたエラーの最大値を超過する場合、ファンクションブロック５３−１３および５３−１５に示されるように、エラーの最大値はこのエラーと等しくされる。

間隔がファンクションブロック５３−１中でのディジタル制御モジュールの処理時間の２０倍を超過すると決められるまで、上記のプロセスは繰り返され続ける。この時点でコントロールは、システムが飽和しているか否か、また、出力が安定しているかどうかを決める他のファンクションブロックに移行する。以前に訓諭された処理期間中以前に決定されたような最大値出力が、プロセスための高く定義された出力を１パ一セント下回る値を超過する場合、高ａ和度変数がインクリメントされる。そうでなければ、完全なファンクシ１ンブロック５３−１９および５３−２１に示されるように、変数は０に等しくされる。

同様に、前述のような極小出力が、ブロック５３−２３に示されるように、あらかじめ定められた出力像変数の限界を超える場合、ファンクションブロック５３ −２５と５３−２９に示されるように、低飽和度フラグがインクリメントされるか、０に等しくセットされろ、ファンクションブロック５３−３１で。

飽和度変数のどちらかが１を超過するか否かが決定されろ。１を超過する場合、ブロック５３−３３において示されるように、飽和度フラグは真である°にセットされる。そうでなければ、ファンクションブロック５３−３５に示されるように、飽和度フラグは゛偽°にセットされろ。

その後、プロセスモニタ中の処理が進められ高い出力および低い出力の範囲の特定のパーセンテージを超える偏差の数を識別される。例えば、ファンクションブロック５３−３７は、最大値出力とプロセスの最小値の出力の間の差が許可される高い出力および低い出力の１５％を連通するか否かを決定する。超過しなければ、偏差変数はファンクションブロック５３−４１におい０に等しくされる。しかしながら、差が高低出力間の許されろ差の１５％を超過する場合、ファンクションブロック５３−３９に示されるように、偏差変数はインクリメントされゐ。

同様に、５％を超える偏差がどのように数えられるかを、ファンクションブロック５３−４９．５３−５１および５３−５３が示し、ファンクションブロック５３−４３．５３−４５および５３−４７は、９％から偏差の計数を示す。最大値と最小値の出力の間の差が指定される範囲内にあるごとに、偏差変数がＯまでリセットされるので、偏差のカウントは特定の範囲を超える変化が連続して題える場合にのみインクリメントされる。

ファンクションブロック５３−５５はプロセスが安定しているかどうか決めるために使用されろ。５％を超える偏差の計数値が９より大きいとき、９％超える偏差の計数値が５より大きいとき、あるいは、１５％超える偏差の計数値が３より大きいときには、ファンクションブロックはｒｓＴＡＢＬＥＪ変数を”偽°状態にセットする。これは、システムが安定していないことを示す。これらの偏差が受信可能な範囲内にあり、その後、機能する場合、ブロック５３−５９は、エラーの受信可能な範囲を定義する、″ｆ＃変数と最大値のエラーを比較する。

最大値のエラーが苓変数によって指定される範囲外である場合、プロセスは、不安定であると考えられる。そうでなければ、ファンクション５３−６１に示されるように、プロセスは安定していると考慮される。ファンクションブロック５３ −６３は、プロセスモニタ実行にコントロールを返す前に変数をリセットする。

出力極小および最大値が１００％および０％にそれぞれ典型的にセットされろことに注意すべきである。これは、操作量が、フルスケールに対する１パーセント値の形で提供されろと想定してのことである。しかしながら、操作量を調節するために他の任ｔの配置を行なうことが、発明の精神内で可能であろう。

図５４は、故障許容コントローラオブジェクト中におけろ処理を例示する。以前に議論された間隔が終了していない場合、ファンクションブロック５４−１に示されるように、ファンクションブロック５４−３は間隔を単に更新し、それ以上、処理は起らない。しかしながら、間隔が終了した場合、故障許容コントロール処理は発生する。最初に、ファンクションブロック５４−５に示されるように、間隔は０までリセットされる。

次に、制ｍ変数の信頼性状怒はファンクションブロック５４−７においてテストされる。その後、制御変数の状態が信頼性がある場合、故障許容コントロール処理はファンクションブロック５４−９に示されるように出力が飽和したかどうか決めるために、チェックする。飽和した場合、出力は、安定していると考えられる。また、それ以上、故障許容処理は生じない。出力が飽和されない場合、ルーチンは、ファンクションブロック５４−１１に移行する。このブロックは、図５３と関連して議論されるようなプロセスモニタによって以前に計算された５ＴＡＢＬＥ変数の状態をチェックするものである。５ＴＡＢＬＥ変数、が真でない” 場合、それ以上処理は起らない。しかしながら、５ＴＡＢＬＥ変数が真であろ″ 場合、ファンクションブロック５４−１３が、データが確実かどうか決める。そうならば、ファンクションブロック５４−１３は、ＩＩＩ御変数、第１および第２操作量ＭＶＩおよびＭＹのレファレンス変数、第１および第２プロセス変数ＰＶＩおよびＰＶ２、および、変数の現在を一致する値と等しい比例ＷＰＢをセットする。したがって、故障許容コン“トローラはこれらの変数の最も最新の値を受信する。フラグは、ファンクションブロック５４−２７に示されるように偽” にセットされ、コントロールは間隔をテストするためにファンクシ碧ンプロフク５４−１に転送される。

ファンクションブロック５４−７において、ｌ制御変数状状態信頼性のないと決められる場合、その後、故障許容コントロール処理はデータを検査する。データが信頼性がある場合、セットポイント、主要なプロセス変数、および第２の変数、ならびに第２の操作量は、ファンクションブロック５４−１５において現在値と等しくされる。ファンクシ１ンブロック５４−１７において、効率変数ＥＦＦはオブジェクトに格納されるレファレンス第１操作量と等しい値にセットされろ。この操作量は０から１００％の全域に渡ってではな２０から８０％の範囲に制限される。その後、ファンクションブロック５４−２１は、スイッチ５２−７を出力するために送信されるバックアップ値を計算する。バックアップ変数を計算するための方程式がファンクションブロック５４−２１に示される。方程式が示すように、バックアップ変数は、格納される比例歪のパーセンテージ中の第２の操作量によって修正されるようなオブジェクト中に格納される、主要な操作量の組合せである。ファンクションブロック５４−２３は、バックアップが、ＩＩＩＩｌｇｌされているプロセスためのオブジェクト中に指定される、低出力と高出力の間の範囲にあるように、制限されることを示す。その後、ファンクションブロック５４−２５において、フラグはその出力へのバックアップ信号を送るように出力スイッチ５２−７に命令するのに、真である”とされる。その後、故障許容コントロール処理はファンクシ茸ンブロック５４−１に返る。

ｒＸＪ５５は出力スイッチ処理を例示する。［ＥＩＳＳにおいて、フラグが真の場合、出力信号はスイッチ上のバックアップにセットされる。しかしながら、フラグが故障許容コントローラ５２−５によって真にされていない場合、ファンクションブロック５５−５は、剖ｇＩＩＩＲ数の状態が信頼性がないと認定する。

その後、ファンクシテンブロック５５−７に示されるように、スイッチで出力は、操作量の前かまたは古い値に送られる。

操作量の状慈が信頼性があることがファンクシ１ンブロック５５−５に示されている場合、古い操作量は新しい操作量と入れ替えられろ。また、出力はファンクションブロック５５−９および１１において新しい操作量と等しくされろ。そうでなければ、操作量の古い値が使用されろ。これにより、スイッチの処理が終了する。

上述の処理の結果、フィード・バック変数が信頼性を失い出力が不安定化してエラーが許容筒口から外れたとしても、プロセスｌ１１’ｍループが下げられた状態のオペレージ這ンを保持することが可能である。

全体的なエネルギー消費量を減少するために、ファシリテイマネジメントシステムのようなシステムはロードローリングおよびリクエストを制限すること（それは時間を通じてロードに引起されろエネルギー消費量の１理を試みる）を実行する。エネルギー消費量は、例えば、プロセッサメーターで１理され、エネルギーを消費するロード装置（すなわちロード）は選択的に停止されるか、シェッドされる。発明１つのアスペクトに従えば、ロードローリングはシステムの他の１つ以上のノードによって制御されるロード、あるいはロードの要素をシェッドするように作動する、第１ノードのノ）イレベルのｑＩＦ徴でありうる。ノードが多重音源からエネルギー消費量を１理することも可能である。例えば、１つの実施例においては、特徴を流すロードをサポートするノードは４（１のエネルギーメーターをモニタする。ロードのオペレージテンをサポートし、要素をロードするノードは、ロードローリング機能をサポートするノードかもロードシエディングコマンドを受信する。これに応答して、コマンドを受信したノードは負荷（ロード）を選択的に停止する。

ロードローリング機能をサポートするノードとロードをサポートするノード間の通信への依存は、ロード特定ノードの各々にリストアタスクを組入れることによって解消される、例えば、［１ｉ１５１において、第１ノード５１−１は、メーター５１−５によってモニタされるシステムエネルギー消費量に応答するハイレベルのロードローリング機能５１−３を含んでいる。モニタされるエネルギー消費量のレベルに基いて、ロードローリング機能５１−３は、エネルギー消費量の必要とする減少度を決定する。これは希望のエネルギー減少を遺戒するため、ロードテーブル５１−７においるエネルギー消費量値と比較されゐ、この結実現在作動中のロードのうちどれを停止すれば所望のエネルギー消費が削減されるかが決定される。ロードロ−リング機能５１−３はついでコマンドを高速Ｎ１バス５１−９に送出し、これを他のノード５１−１１および／若しくはノード５１−１３によって読むことができる。ノード間の使Ｍされる通信通信規約が発明のこのアスペクトに従ったファクターではないということに注意すべきである０例えば、第１ノード５１−１からのコマンドは、特定の１つ以上のノードに向けることができるしあるいは高速バス５１−９上のすべてのノードに同報通信することもできる。

ロードローリング機能５１−３からロードシェッドコマンドを受けたノードは、ロードを処理し指定されたロードを停止する。例えば、第２ノード５１−１１は、ロード５１−１５と５１−１７の一方または双方を停止し、第３ノード５１− １３はノード５１−１９と５１−２の一方又は双方を停止する。第１ノード５１ −１は、さらにそれが希望のエネルギー消費量を達成するために必要とされ、停止されるべきロードの特定の組合せを禁止するようにプログラムされる、他のし１かなる規則も破らない場合に２つ以上のノードからロードシエデイングコマンドを出すことができる。

ロードを停止することに加えて、第２と第３のノード５１−１１および５１−１３は適切な時にオペレージ曹ンにロードを戻すために、ローカル処理を実行する。そのような処理をローカルに実行することは、ロードローリング機能を含んでいる第１ノード５１−１からこの責任を解除する。これは、ノード５１−１１に他のタスクを処理するための追加的な時間を割当てて、ロードを停止したしたノードがロードローリング機能を含んでいるノードとの通信を失っても、ロードが回復したことを保証し、システム信頼性を改善する。ロード回復処理がロードを制御するノードのローカライズされるので、ロード回復はロードローリング機能から独立して行なわれ、通信リンク５１−９あるいは、第１ノード５１−１の失敗が生じたり、あるいは新しい情報をロードが回復する以前に第１ノード５１− １にダウンロードしたとしてもロードの回復の妨げにはならない。

従前のシステムにおけると同様に、ローカライズされた回復はシエデイング及び回復特性に従う属性を有するオブジェクトを定義することによって行なわれゐ、これらの特性をロードシエデイングプロセスに組み込むことによっては行なわれない。局限されるリストア処理は、特徴を流すハイレベルのロードの処理をファンクシ四ン分散する。例えば、ノード５１−１１．５１−１３中のソフトウェアオブジェクト５１−２７゜５１−２９の属性５１−２３．５１−２５はそれぞれロード５１−１５．５１−１７および５１−１９の回復特性を記述している。典型的には、この特性はロードの作動後の最大オフタイム、を小オンタイム、およびいくつかの安全機能を含む。４Ｒｉ−ば、モニタされる濃度が前もって定義したレベルを超過する場合、ロードシエデイングコマンドによって切られてνまた冷却器を復活するようにしてもよい、したがって、シエデイングを開始せしめたノードがシェドされている他の特定のロードを制御していない限り、ロードシェッド処理はネットワーク上に分散される。なぜならば、ロードローリングを開始したノード１よシェッドされたノードを作動状態に回復することを要求されないからである。

発明の上記に関連する局面においては、ノードにプログラムされる要求制限機能がピークリクエストの既知の時間間隔の間前もって定義したターゲット以下にエネルギー消費量レベルになるように機能する。これは、ユーテイリイテイが賞割合を装填する場合に、そのようなリクエスト周期の間エネルギー消費量を縮小することによって、システム運転費を縮小する。例えば１５分の間隔の間、−１限が最後の１４分を通じてエネルギー消費量を評価し、次の１分間の期間中、消費量が一定のままだろうと想定するであってもよい。その後、機能は、１５分の間隔の間のエネルギー消費量の合計を決定する。そしてその後、ロードテーブル５１−７を使泪して、上記の間隔の間あらかじめ定められ格納されるターゲット以下にエネルギー消費量レベルを保持するために、シェッドすることができるロードを特定する。

本発明によれは、要求制限機能は、前述したロードローリングと同様のソフトウェアオブジェクトアプローチを用いて達成できる。これは、要求制限処理を分散し、ロードをＩＩＩａｌするノードに格納された、ローカル回復プロセスによってロードの回復を行なうことを可能にする。要求ＩＩ＋＠が行なわれる場合には、ソフトウェアオブジェクトの属性がロードを回復するオペレータにより入力されたコマンドを示している場合には、ロードが回復されてもよい。例えば火災のような緊急の事態によって必要となった場合には、オブジェクトは早急な回復あるいはロードローリングを行なうことができる。

図５６は、高速バス５６−６を通じて互いに交信する複数のノード５６−１．５６−３および５６−５を持つネットワーク構成を示す、以前に議論したように、各々のノードは、スレーブ・デバイス５６−９．５６−１１．５６−１３をローカルかあるいはスレーブバス５６−７を通じて作動させてもよい。ローカル・バス５６−７上の雑音で開始されろエラーを縮小するために、光パインディングを使用することができる。そのような光パインディングは、ノードに、バスリードに光学的に連結されなかったスレーブ・デバイスで開始される、信号雑音から冥質的に分離されたレベルを提供する。外部雑音ソースは、ＲＦＩ、ＥＭＩおよび他のエラー要因を生じる。

そのような光学的分離の例が［ＥＩ５７に示される。図５７に示される一般的な構成は、Ｒ５／４８５米国電子工業会仕様と一致している。追加雑音分離は図５７に示されろいくっがのテクニックによって達成される。

そのような１つのテクニックは、装置が高インピーダンス状慈にある場合に、直流バイアスをかけるため抵抗を引き上げ、あるいは引き下げることである。このＤＣバイアスは、正の５ボルトのソースに接１１８れる、抵抗器Ｒ３８１、および、図５７に示さ゛れるような通信地面に接ｇ１されろＲ３８２によって提供される。したがうて、装置Ｕ４９におけるライン駆動が高インピーダンスにあるとき、出力ＪＩＡＩおよび、ＴｌＡ３はＤＣレベルにバイアスをかけられる。その結果、信号のラインに現れるローレベルの雑音は検知可能な入力を生成しない。

差のモード雑音は他方に、１つのワイヤから！ｆｉ性でのような対の伝送／受イ１ワイヤｏｎ現れろ雑音である。ライン上に置かれたバイアス°スワンプアウドモード雑音の手段である。バイアスのない状態ですべてのノードで高いインピーダンスが生じているので、ラインは実際に゛浮動゛状態にあるので上記のことが可能になる。すなわち、雑音は、ラインの上に共通のモードおよび差のモードの開方の形で容易に引起される。

ライン上に置かれたバイアスはこれらのライン上の差のモード雑音を容易に６スワンプ２できる。コモンモードノイズは、アース土地に関しての等しい大きさのローカル・バス（データ信号がそのワイヤ上に送られないので、基準線はこの議論に含まれていない）の開方のライン上に引起される雑音である。これらの雑音はアースのための経路をめているので、オプトカブラによって分離される。回路はオプトカプラがブレークダウンするまでは最大２５００ボルトまでの信号を処現し、ノイズを通過させる。オプト分離器はトランスシーブおよびＭＯＶ回路によって保護される。したがって、ＳＺ、Ｓボルト［５６Ｖ（ＭＯＶ）＋６．５Ｖ　（ＴＲＡＮＳＺＯＲＢ）］　を［する：＋％ンモードノイズは、ＭＯＶおよびトランスシープを経てｉ［４１１アースに分流される。

ノードの光学の分ＩＩＩＩＨ分にはいくつかの光アイソレータがある。光アイソレータＵ５０は２つの一部を持つ。光アイソレータの第１部分は信号ＴＸＤＮを送信する。のに反応する。

この信号は、ＵＳ０において対の光アイソレータ１−ｐの一部を駆動させる。この第１の一部の出力はＵ４９を駆動させる０図８３に示すように、ｔＪ４９はラインセンダーおよびラインレシーバを含んでいる。さらに、リドリガー可能なワンショットＵ５１は、ソースへの転送信号ＴＸＤＮに応答して、電源をＬＥＤまたはノードがデータを送信していることを示す他のインディケータに送る。転送モードにおいて、Ｕ４のラインセンダ一部分は、スレーブ・デバイスを駆動させろバスのプラス又はマイナスラインに信号を提供する。

図８３に示されるように、バスに接続されたプラス及びマイナスの信号線は、Ｕ４９のレシーバ部分によって受けとられる信号を送信し受信するのに用いられる。その後、ラインレシーバ駆動光アイソレータＵ５３．ＵＳの出力はノードに受信信号ＲＸＤＮを提供する。受信信号は、さらにリドリガーできるものに放たれたＵＳの別の一部を駆動させる。これはノードがデータを受信していることを示すために発光ダイオードあるいは他のインディケータに連続した駆動電流を提供する。リドリガーできろ１つの分封が転送に連続した現在を提供し、インディケータを受信することに注意すべきである。そうすれば、データ遷移が伝送あるいはデータの受け収りで生じている間、インディケータは絶えず点滅する。これは信号の送信受信につれでインディケータが明滅する従来の手法とは異なるものである。この点滅を行なうとノイズが生じるが、本発明ではこのような問題は生じない。

図が＋５Ｃおよび＋５Ｄ電源を示すことに注意すべきである。＋Ｓ　Ｄｌｌｉ［がディジタル電源であるのに対して、＋５０の電源は通信機構用電源である。偏別の電源が雑音の効果をさらに縮小するために使用される。電源１つの失敗を示す信号は、光アイソレータＵ５２によって産み出される。この光アイソレータは光を、ディジタル電源に接続される通信ａ構用電源電源、および軽量受信部分に＊ａされる部分を放封するとする、＋５０のソースが悪くなろ場合、パワーＬＥＤは、オプトカプラの°受信光°部分で信号の変更故に消灯する。その信号は力ＬＥのｆ回転させるために論理によってゲートｌ！１１１ｇ４される。

＋５Ｄが悪くなる場合、それが＋５Ｄ電源によって運転されるので、パワーＬＥＤは消灯する。オプトカプラは互いから開方の電源を分離する。したがりで、一方の電源の失敗は、ノード中での失敗の標識を産み出するだろう、これは、通信機構用電源の失敗が受信モードで！！織されず、伝送の欠如から転送モードにおいて認識されるだけの、従来のアプローチと区別される、さらに、光アイソレータＵ５の軽量受信部分に＋５Ｄｔｉｌを使用することによって、追加鑵膏余裕度は達成される。これは通信電源がさらに信号を示す失敗から絶縁であるからである。

＋５Ｄ電源には、結晶の使用および高速ＣＭＯＳゲートの速い論理スイッチングのために高周波雑音が存在する場合もある。

＋５０の電源にはローカル・バスで外部からもたらされる雑音があることがある。これらの雑音は最大２５００ボルトのピーク値まで許容され、システムのオペレージ褒ンへに影響を及ぼすことはない。

最終的に１本発明は、スレーブ・デバイスを駆動させるバスでデータの、伝送、および受け取りの同友のための単一の１対の信号ラインのその使用によって従来のシステムとＩＩＦ＋される。

最後になるが、システムを、ここに記述されるような態様で作動させる命令を定義する指標は、プロセッサによって使用されるＥＦＲＯＭあるいは他の適切な記憶媒体中に格納されるであってもよい０作動命令は、例えば、作動命令をプロセッサをシーケンスするために揮発性メモリが使用されるときにはその様なメモリーに送るための定義する凛職を持つ磁気記録媒体等に収容してもよい。磁気記録媒体は、メモリーのパワーが喪失したときにも将来の使用に備えて保持される。

そのような記録媒体やプロセッサは当業者によく知られているものであゐので詳述しない。

以上に発明の詳細な説明したが、図示され、記述された特定の実施例に対して、添付の請求の範囲に記載された発明の精神や範囲から逸脱することなぐ種々の改変を行ない得ることが当業者には明らかであろう。

テ′（ジタル利Ｈｉｐモ六−ル藁ン張モ六−ル特表平５−５０６５２７　（９Ｂ）／Ｖ（／　積板Ａ／（／構成Ｆｌ（３８特表千５−５０６５２７　（９９）！代部コントローラＦ／（ｙ、　１１ファンリティマ卆ジメシトー小型とルデ１ンフ１、東１　及ユどたえ伊入恵。

Ｆ／（３１９ノ　♂ 、５ｆ（Ｘ９：　々Ｖ７ｊＺｌ’　／ｆ−μ１７！シｆ／　ｌなｔすζ　ｌやり：５ン巴−σ５−／／ヤＶＺｆ４　、−　ｅ’、’ｌ：ｌ）　１−”ｌ：Ｉ　、Ｐａｄ−’１１♂、°Ｊ−メツレツパ尊シイ　：　／、’／、’／　７．”／、７　１．−Ｊ、−／／、’／、−／／、゛♂−メγヤＩヅ゛ｆイ　、°　♂：Ｊ、−ｄ　／、’／、’／　？、−！：／！−／−メ・ｙヤメツ゛ＪＩＸｔ４パ　♂−’４’−゛／　ｉ−’１．’ｔｌ　ｊ：１．’−７＋’　、Ｐ　、’／図面の簡単な説明次の図に従って以下に記述されるように、発明の上記の目的が遂行される：図１は発明に従ったネットワーク制御モジ、Ｓ−ルである。

図２は発明に従ったディジタルコントａ−ルモジ５−ルを示す。

図３は発明に従った展開モジエールを示す。

図４は、５つのスロット構成のネットワークコントロールユニットヲ示ス。

図５は、２つのスロット構成のネットワークコントロールユニットヲ示ス。

図６は単→スロット構成ネフトワークコントロールユニットを示す。

図７は、ネットワークコントロールユニットの１．２および５のスロット構成中で使用されるモジニールを作表する。

図８は、ネットワーク遠隔ディスプレイ増設ユニットの１．２および５のスロット構成の中で使用されるモジトルを作表する。

図９Ａおよび９Ｂはサンプルファシリティマネジメントシステム構成を例示する。

図１０は、発明に従ったネットワークの中で使用されるライティングコントローラを例示する。

図１１は、発明に従ったネットワークの中で使用されるカードアクセス・コントローラを例示スる。

図１２は、発明に従ったネットワークの中で使用されるインテリジェント火災報知フントローラを例示する。

図１３は、小規模ビルディング用ファシリティマネジメント構成を例示する。

図１４は、中規模サイズビルディング用ファシリティマネジメント構成を例示する。

図１５は、大規模なビルディング用ファシリティマネジメント構成を例示する。

図１６は、遠隔のビルディング用ファシリティマネジメント構成を例示する。

図１７は本発明に従つた１つのシステムａｆ−示す。

図１８は様々なソフトウェアレベルから見たより詳細な図を示す。

図１９は、発明に従ったポイントおよび擬ポイントの使用を９１１する。

図２０は本発明に従ったシステムの別の概観である。

図２１は発明の方法の第１実施例を例示する流れ図である。

図２２は発明の方法の第２実施例を例示する流れ図である。

図２３は図２２の方法の一層の最適化を例示する。

図２４は、複数のレベルのネームを使用した発明の方法の実施例を例示する。

図２５は、ネームがノード内でそのアドレスを変更する場合の発明の例を例示する。

図２６は、ネームがノード間を移動する場合の発明の例を例示する。

図２７は、発明に従った時間同期ノードの方法を例示する。

図２８は発明に従ったネットワーク上の７−ドヘのグローバル変数のダウンロードを例示する。

図２９は発明に従った変数のダウンロードのより詳細な実例である。

図３０は、発明に従ったダウンロード装置のカスケードを例示する。

図３１はダウンロードリクエストがアーカイブユニットから起る場合にメツセージの伝送を示すテーブルである。

図３２はルーティングテーブル無しの７−ドがダウンロードリクエストを始める場合の一連のメツセージパスを例示するテーブルである。

図３３はオブジェクトの属性からの特徴の動作開始を例示する。

図３４は発明に従った機能分散リポートルーティングを例示する。

図３５はローカルノードでの鴨なリポートデータのフィルタリングを例示する。

図３６は、フィルタされた属性に選択基準を導入する際に発生する事象のより詳細な説明を示す。

図３７は、通信リンク上に形成された１つ以上のノードと通信するために構成ノードに付けられた非構成装置の例を示す。

図３８は、様々なデータ通信層に加えて図１の非構成ノードと構成ノード間のメツセージバスをＭ示する。

図３９は、非構成装置からのリクエストの伝送あるいは構成装置からの応答の伝送を例示する。

図４０は、非構成装置からのリクエストの受信あるいは構成装置からの応答の受信を例示する。

図４１は、非構成装置と構成ノード間のための可能なルーティング戦略を作表する。

図４２は、ファシリティマネジメントシステムの一般的な構成を示す。

図４３は、マスター／−ドがローカル・バスを通じてスレーブノードと通信する基礎的な構成を示す。

図４４は、複数のマスターノードがネットワーク上を通じて通信する別の実施例を示す。

図４５は、信頼性インディケータでデータにタフギングする方法を例示する。

図４６Ａおよび４６Ｂは、ＰＩＤループオブジェクトの処理を例示する。

図４７は、故障許容コントロー／Ｌｍインプリメントによる典型的なＨＶＡＣコントロールシステムを示ス。

図４８は、故障許容コントロール戦略をインプリメントする位相を示す。

図４９は入力および戦略の位相出力を例示する。

図５０は、システムの１つの構成をディジタルコントロールモジ１−ルおよびネットワークコントローラで例図５１は、分散ロードシェディングおよび局限りストアタスクを備えたシステムの構成を示す。

図５２は怒貢ｕＶ容コントロール構成を示す。

図５３Ａおよび５３Ｂはプロセスモニタリングステップを示す。

図５４は故障許容コントローラを操作するステップを示す。

図５５は操作変数およびバックアップ変数を切替えるステップを示す。

図５６はローカルあるいはスレーブバス上のスレーブ・デバイスを作動させるノードを例示する。

図５７Ａおよび５７Ｂは、スレーブ・デバイスを持っているノードとバス間の光学的インタフェースを例示する。

ｊド＃＃覆テｉ（イスｆうつ！ｐｋｔ：厚ａ−ｊ１ｆＷチー召スヴ÷つ綬場シ遺ド！表−ｉデンぐイス令゛うの１５候乃便り霧ス１１１−ゆ゛テリパオスｒうη 武“署−費イ客仮止イ亀Ｗ１　（（ヒ賃　イａイ胃・１□ 、４ｒｍ＊ｎｓイスｒｈｙｌｌｚ・ｊ＆〆（プ１１（イスｒ％情゛１−一要」１多様な用途を有し特にファシリティマネージメントシステムに適用されるネットワーク化システムは、ノード処理用の多階層ソフトウェアを有する０階層は、プロセス及び属性のデータベースとデータベースマネージャとを含むソフトウェアオブジェクトレベルにデータ要求を伝達する「機能」処理レベルを含む、ソフトウェアオブジェクトレベルのデータベースマネージャは、データを同じフォーマットのハイレベル機能に提供する。ソフトウェアオブジェクトレベルは、ハードウェア作動ユニット間の違いをマスクするために、同じくデータベースとデータベースマネージャとを含むハードウェアオブジェクトレベルと通信する０作動ユニットをタイプに基づいてカテゴリ化することによって、低レベルハードウェアオブジェクトデータベースだけを変更して公知タイプの追加ユニットを付加し得る。ソフトウェアの変化が低レベルのハードウェア及びソフトウェアのオブジェクトに限定され、ハイレベル機能のソフトウェア変化が不要なので、新しいタイプのユニットを容易に付加し得る０個々のソフトウェアオブジェクトは、ファシリティマネージメントシステムに存在する典型的なタイプの入力及び出力デバイスに適応し得る。また、汎用ドライブ回路も広い範囲のデバイスに対する使用適性を与える。

手続補正書坊却

Claims

【特許請求の範囲】１．作動ユニットとデータを交換するためのコンピュータ化制御ノードであって、ノードが、多階層レベルでデータを処理及び記憶する手段と、第１ソフトウェアレベルに機能を記憶すべく記憶手段に備えられた手段と、第２ソフトウェアレベルにソフトウェアオブジェクトを記憶すべく記憶手段に備えられた手段と、第３ソフトウェアレベルに作動ユニットデータを記憶すべく記憶手段に備えられた手段とを含み、前記機能は、ノードによって実行されるハイレベル機能を定義しており、第１ソフトウェアレベルは、処理手段の制御下に第２ソフトウェアレベルに記憶されたソフトウェアオブジェクトにアクセスし、第２ソフトウェアレベルは少なくとも１つの所定のソフトウェアオブジェクトタイプの各々毎に１つのデータベースに配列され、各データベースが対応するソフトウェアオブジェクトマネージャを有し、第３ソフトウェアレベルは少なくとも１つの所定の作動ユニットタイプの端々に対応する作動ユニットデータの１つのデータベースに配列され、各データベースが演算データユニットをソフトウェアオブジェクトマネージャによって要求される書式に条件付けるための対応するハードウェアオブジェクトマネージャを有することを特徴とするコンピュータ化制御ノード。２．ソフトウェアオブジェクトマネージャの各々が、処理手段の内部に更に、対応ソフトウェアオブジェクトデータベース内のソフトウェアオブジェクトのデータ構造を議別する処理、第１ソフトウェアレベル要求データ内の機能によって要求されるソフトウェアオブジェクトを決定する処理、機能要求データのハイレベル機能を実行するために必要なソフトウェアオブジェクトの属性を決定及び抽出する処理を夫々行なう手段を含むことを特徴とする請求項１に記載の装置。３．少なくとも１つのソフトウェアオブジェクトマネージャが更に、ソフトウェアオブジェクト属性の所定の条件を第１ソフトウェアレベルの機能に報告するために処理手段にアクセスする手段を含むことを特徴とする請求項１に記載の装置。４．ハードウェアオブジェクトマネージャが更に、各作動ユニットタイア毎に作動ユニットデータを別々に条件付ける処理手段を含むことを特徴とする請求項１に記載の装置。５．更に、少なくとも１つの作動ユニットに接続された少なくとも１つのスレーブコントローラを含み、スレーブコントローラが、第３ソフトウェアレベルに記憶される作動ユニットデータを供給することを特徴とする請求項１に記載の装置。６．コンピュータ化制御ノードがファシリティマネージメントシステムの１要素であることを特徴とする請求項１に記載のコンピュータ化制御ノード。７．コンピュータ化制御ノードと作動ユニットとの間でデータを交換するための方法であって、方法が、多階層レベルでデータを処理及び記憶するステップと、第１ソフトウェアレベルの機能を記憶手段内に記憶するステップと、第２ソフトウェアレベルのソフトウェアオブジェクトを記憶手段内に記憶するステップと、第３ソフトウェアレベルの作動ユニットデータを記憶手段内に記憶するステップとを含み、前記機能は、ノードによって実行されるハイレベル機能を定義しており、第１ソフトウェアレベルは、処理手段の制御下に第２ソフトウェアレベルに記憶されたソフトウェアオブジェクトにアクセスし、第２ソフトウェアレベルは少なくとも１つの所定のソフトウェアオブジェクトタイプの各々毎に１つのデータベースに配列され、各データベースが対応するソフトウェアオブジェクトマネージャを有し、第３ソフトウェアレベルは少なくとも１つの所定の作動ユニットタイアの各々に対応する作動ユニットデータの１つのデータベースに配列され、各データベースが演算データユニットをソフトウェアオブジェクトマネージャによって要求される書式に条件付けるための対応するハードウェアオブジェクトマネージャを有することを特徴とするデータ交換方法。８．ソフトウェアオブジェクトマネージャの各々が更に、対応ソフトウェアオブジェクトデータベース内のソフトウェアオブジェクトのデータ構造を識別するステップと、第１ソフトウェアレベル要求データ内の機能によって要求されるソフトウェアオブジェクトを決定するステップと、機能要求データのハイレベル機能を実行するために必要なソフトウェアオブジェクトの属性を決定及び抽出するステップを実行することを特徴とする請求項７に記載の方法。９．少なくとも１つのソフトウェアオブジェクトマネージャが更に、ソフトウェアオブジェクト属性の所定の条件を第１ソフトウェアレベルの機能に報告するために処理手段にアクセスするステップを含むことを特徴とする請求項７に記載の方法。１０．ハードウェアオブジェクトマネージャが更に、名作勢ユニットタイプ毎に作動ユニットデータを別々に条件付けるステップを含むことを特徴とする請求項７に記載の方法。１１．更に、少なくとも１つの作動ユニットが少なくとも１つのスレーブコントローラに接続されており、スレーブコントローラが作動ユニットデータを制御ノードに供給し、制御ノードがデータを第３ソフトウェアレベルに記憶することを特徴とする請求項７に記載の方法。１２．コンピュータ化制御ノード及び作動ユニットがファシリティマネージメントシステムとして編成されていることを特徴とする請求項７に記載の方法。１３．更に、ノードにオブジェクトタイプの追加例をダウンロードすることによって、所定のオブジェクトタイプの追加のソフトウェア及びハードウェアオブジェクトをノードに追加するステップを含むことを特徴とする請求項７に記載の方法。１４．更に、新しい作動ユニットタイプ用のハードウェアオブジェクトマネージャをノードに組込むことによって所定タイプ以外の新しいタイプの作動ユニットを追加するステップを含み、ハードウェアオブジェクトマネージャが、新しいタイプの作動ユニットによって生成された情報を既存のソフトウェアオブジェクトの１つにマッピングすることを特徴とする請求項７に記載の方法。１５．コンピュータ化制御ノードと作動ユニットとの間でデータを交換するための複数の動作命令の記憶されたインデックスを含む記憶媒体であって、命令が、多階層レベルでデータを処理及び記憶するための命令と、第１ソフトウェアレベルに機能を記憶するための命令と、第２ソフトウェアレベルにソフトウェアオブジェクトを記憶するための命令と、第３ソフトウェアレベルに作動ユニットデータを記憶するための命令とを含み、前記機能は、ノードによって実行されるハイレベル機能を定置しており、第１ソフトウェアレベルは、第２ソフトウェアレベルに記憶されたソフトウェアオブジェクトにアクセスし、第２ソフトウェアレベルは少なくとも１つの所定のソフトウェアオブジェクトタイプの各々毎に１つのデータベースに配列され、各データベースが対応するソフトウェアオブジェクトマネージャを有し、第３ソフトウェアレベルは少なくとも１つの所定の作動ユニットタイプの各々に対応する作動ユニットデータの１つのデータベースに配列され、各データベースが演算データユニットをソフトウェアオブジェクトマネージャによって要求される書式に条件付けるための対応するハードウェアオブジェクトマネージャを有することを特徴とする記憶媒体。１６．更に、ソフトウェアオブジェクトマネージャ動作命令の記憶されたインデックスを含み、ソフトウェアオブジェクトマネージャ命令が更に、対応するソフトウェアオブジェクトデータベース中のソフトウェアオブジェクトのデータ構造を識別する命令と、第１ソフトウェアレベル要求データ中の機能によって要求されるソフトウェアオブジェクトを決定する命令と、電離要求データのハイレベル機能を実行するために必要なソフトウェアオブジェクトの属性を決定及び抽出する命令とを含むことを特徴とする請求項１５に記載の記憶されたインデックス。１７．ソフトウェアオブジェクト属性の所定の条件を第１ソフトウェアレベルの機能に報告するために処理手段にアクセスする命令を有する少なくとも１つのソフトウェアオブジェクトマネージャの記憶されたインデックスを含むことを特徴とする請求項１５に記載の記憶されたインデックス。１８．ハードウェアオブジェクトマネージャが、ソフトウェアオブジェクト属性を第１ソフトウェアレベルの機能に条件付けるための動作命令の記憶されたインデックスを含むことを特徴とする請求項１５に記載の記憶されたインデックス。１９．別のコンピュータ化制御ノードと通信する手段と作動ユニットと通信する手段とを有する少なくとも１つのコンピュータ化制御ノードを含み、作動ユニットがプロセスをモニタ及び制御する手段を有し、コンピュータ化制御ノードが更に、多階層レベルでデータを処理及び記憶する手段と、第１ソフトウェアレベルに機能を記憶する手段と、第２ソフトウェアレベルにソフトウェアオブジェクトを記憶する手段と、第３ソフトウェアレベルに作動ユニットデータを記憶する手段とを含み、前記機能は、ノードによって実行されるハイレベル機能を定義しており、第１ソフトウェアレベルは、第２ソフトウェアレベルに記憶されたソフトウェアオブジェクトにアクセスし、第２ソフトウェアレベルは少なくとも１つの所定のオブジェクトタイプの各々毎に１つのデータベースに配列され、各データベースが対応するソフトウェアオブジェクトマネージャを有し、第３ソフトウェアレベルは少なくとも１つの所定の作動ユニットタイアの各々からの作動ユニットデータの１つのデータベースに配列され、各データベースが演算データユニットをソフトウェアオブジェクトマネージャによって要求される書式に条件付けるための対応するハードウェアオブジェクトマネージャを有することを特徴とするファシリティマネージメントシステム。２０．ソフトウェアオブジェクトマネージャの各々が更に、対応ソフトウェアオブジェクトデータベース中のソフトウェアオブジェクトのデータ構造を識別する処理手段と、第１ソフトウェアレベル要求データ中の機能によって要求されるソフトウェアオブジェクトを決定する処理手段と、機能要求データのハイレベル機能を実行するために必要なソフトウェアオブジェクトの属性を決定及び抽出する処理手段とを含むことを特徴とする請求項１９に記載のファシリティマネージメントシステム。２１．更に、少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタする手段を含むことを特徴とする請求項１９に記載のファシリティマネージメントシステム。２２．処理手段及び情報記憶手段と共にノードを有する分散形ネットワークシステム中のデータの位置付け方法であって、プロセッサからデータ要素及び対応する固有データ要素ネームを少なくとも１つのノードのアドレス可能データ要置場所にダウンロードするステップと、少なくとも１つのデータ要素をネームによって参照ノードから参照するステップと、データ要素が参照ノードによって初めて参照されたときにネットワークにおいてデータ要素場所を探索することによって、ネームと対応データ要素場所とに関連するバインド情報を各参照ノードに記憶し、参照されたデータ要素場所をネームによって参照ノードに記憶するステップと、以後に、記憶されたデータ要素ネームを参照ノードによって参照するために、バインド情報からデータ要素の場所を識別しバインド情報中の定義された場所からデータ要素を検索するステップとを含むことを特徴とするデータの位置付け方法。２３．データ要素の検索ステップが更に、バインド情報中に識別された場所のデータ要素ネームと参照ノードによって参照されたネームとを比較し、一致が検出されないときは、ネットワークを捜索して参照ノードによって参照されたネームに対応するデータ要素の新しい場所を探し、参照ノードによって参照されたネームが検出されたときは、データ要素ネームをデータ要素場所に関連させるバインド情報を、データ要素の新しい場所を含む新しいバインド情報で置換し、参照ノードによって参照されたネームが検出されないときはエラーメッセージを生成することを特徴とする請求項２２に記載の方法。２４．バインド情報の記憶ステップが更に、各参照ノードに単一バインド情報テーブルを組込むことを特徴とする請求項２２に記載の方法。２５．バインド情報の組込みステップが更に、アプリケーション及びソフトウェア機能によって参照されたデータ要素ネームテーブルをノードに記憶し、アプリケーション及び機能がデータ要素ネームを最初に参照したときにバインド情報をテーブルに記憶することを特徴とする請求項２４に記載の方法。２６．更に、参照ノード中のアプリケーション及び機能から固有データ要素ネームを参照するインデックスとバインド情報テーブル中の対応場所とを各参照ノードに記憶し、参照されたデータ要素ネームのインデックスによって識別されたバインドテーブル中の場所にアクセスすることによってアプリケーション及び機能によって参照されたデータ要素ネームのバインド情報にアクセスすることを特徴とする請求項２４に記載の方法。２７．更に、バインド情報中に識別された場所のデータ要素ネームと参照ノードによって参照されたネームとを比較し、一致が検出されないときは、バインド情報中で識別されたノードにデータ要素ネームの識別されたノード内部の別の場所を探索し、バインド情報中で識別されたノード内の前記別の場所にデータ要素ネームが検出されないときは、ネットワークの残りのノードを捜索して、参照ノードによって参照されたネームに対応するデータ要素の新しい場所を探し、参照ノードによって参照されたネームが検出されたときは、データ要素ネームをデータ要素場所に関連させるバインド情報を、データ要素の更新場所を含む新しいバインド情報で置換し、参照ノードによって参照されたネームが検出されないときはエラーメッセージを生成することを特徴とする請求項２２に記載の方法。２８．更に、データ要素のホストとなるノードにバインド情報をダウンロードすることを特徴とする請求項２２に記載の方法。２９．処理手段及び情報記憶手段と共にノードを有する分散形ネットワークシステムのデータの位置付け方法であって、データ要素と少なくとも第１パート及び第２パートを有する対応する固有複数パートデータ要素ネームとをプロセッサから少なくとも１つのノードのアドレス可能場所にダウンロードするステップと、ネットワークの全部のノードに、データ要素ネームの第１パートを収容した共通の第１ディレクトリを同時通信するステップと、データ要素ネーム第１パートとデータ要素ネーム第２パートとを含む各ノードに固有の少なくとも１つの第２ディレクトリを各ノードに記憶するステップと、参照ノードから複数パートネームによってデータ要素を参照し、参照ノードに複数パートネームをデータ要素に関連させるバインド情報を記憶するステップとを含み、前記第１ディレクトリは、第１パートを有するネームがダウンロードされたノードを識別し、前記第２ディレクトリは、複数パートネームに対応するデータ要素が記憶されたネットワーク内部の場所を識別し、前記バインド情報記憶ステップが、（１）第１ネームパートを有するデータ要素ネームを収容したノードを識別するために第１ディレクトリにアクセスし、（ｉｉ）参照された複数パートネームデータ要素が記憶されたネットワーク内の場所を議別するために識別ノード内の第２ディレクトリにアクセスし、（ｉｉｉ）第２ディレクトリ内の識別された場所を参照されたデータ要素ネームのバインド情報として参照ノードに記憶するステップを含み、以後に、参照ノードによって参照データ要素ネームを参照するために、参照データ要素をバインド情報内に定義された場所から検索することを特徴とするデータの位置付け方法。３０．参照データ要素の検索ステップが更に、バインド情報によって識別された場所のデータ要素ネームと参照ネームとを比較し、一致が検出されないときは、ステップ（ｉ）〜（ｉｉｉ）を反復することによってバインド情報を置換することを特徴とする請求項２９に記載の方法。３１．第１及び第２のデータ要素ネームバートの１つがネットワークで検出されない場合にはエラーメッセージが報告されることを特徴とする請求項２９に記載の方法。３２．分散形ネットワークシステムがファシリティマネージメントシステムであり、更に、少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタするステップを含むことを特徴とする請求項２２に記載の方法。３３．ネットワークで通信するノードを有する分散形ネットワークシステム内のデータの位置付け装置であって、少なくとも１つのノードのアドレス可能データ要素場所にダウンロードされたデータ要素及び対応する固有データ要素ネームを受容する手段と、参照ノードからネームによってデータ要素を参照するためのノード内の処理手段と、データ要素が参照ノードによって最初に参照されたときにネットワークを捜索してデータ要素の場所を探すことによってネームと対応するデータ要素場所とを関連させるバインド情報を記憶し、参照されたデータ要素の場所をネームによって参照ノードに記憶する記憶手段と、バインド情報からデータ要素の場所を識別し、記憶されたデータ要素ネームにノードを参照することによって以後の参照のためのバインド情報中に定義された場所からデータ要素を検索する処理手段とを含むことを特徴とするデータの位置付け装置。３４．データ要素を検索する処理手段が更に、バインド情報中で識別された場所のデータ要素ネームと参照ノードによって参照されたネームとを比較し、一致が検出されないときは、参照ノードによって参照されたネームに対応するデータ要素の新しい場所をネットワークで再度探索する手段と、参照ノードによって参照されたネームが検出されたときは、データ要素ネームをデータ要素場所に関連させるバインド情報を、データ要素の新しい場所を含む新しいバインド情報で置換し、参照ノードによって参照されたネームが検出されないときはエラーメッセージを生成する手段とを含むことを特徴とする請求項３３に記載の装置。３５．バインド情報が、各参照ノードの記憶手段に単一バインド情報テーブルを含むことを特徴とする請求項３３に記載の装置。３６．単一バインド情報テーブルが、データ要素ネームに対応する記憶されたエンドリを含み、アプリケーション及び機能がデータ要素ネームを最初に参照したときにエンドリが作成されることを特徴とする請求項３５に記載の装置。３７．更に、参照ノードのアプリケーション及び機能から固有データ要素ネームの参照インデックスとバインド情報テーブル内の対応する場所とを記憶するために各参照ノード内に記憶手段を含み、ノード内の処理手段が、参照されたデータ要素ネームのインデックスによって識別されたバインドテーブル中の場所にアクセスすることによって、アプリケーション及び機能によって参照されたデータ要素ネームのバインド情報にアクセスする手段を有することを特徴とする請求項３５に記載の装置。３８．処理手段が更に、バインド情報中で識別された場所のデータ要素ネームと参照ノードによって参照されたネームとを比較し、一致が検出されないときは、バインド情報中で識別されたノードを捜索して、識別されたノード内部でデータ要素ネームの別の場所を探す手段と、データ要素ネームがバインド情報中で識別された前記別の場所に検出されないときは、ネットワークの残りのノードヲ捜索して参照ノードによって参照されたネームに対応するデータ要素の新しい場所を探す手段と、参照ノードによって参照されたネームが検出されたときは、データ要素ネームをデータ要素場所に関連させるバインド情報を、データ要素の更新場所を含む新しいバインド情報で置換し、参照ノードによって参照されたネームが検出されないときはエラーメッセージを生成する手段とを含むことを特徴とする請求項３３に記載の装置。３９．処理手段及び情報記憶手段と共にノードを有する分散形ネットワークシステムのデータの位置付け装置であって、データ要素と少なくとも第１パート及び第２パートを有する対応する固有複数パートデータ要素ネームとをプロセッサから少なくとも１つのノードのアドレス可能場所にダウンロードするノード内の手段と、ネットワークの全部のノードに、データ要素ネームの第１パートを収容した共通の第１ディレクトリを同時通信する手段と、データ要素ネーム第１パートとデータ要素ネーム第２バートとを含む各ノードに固有の少なくとも１つの第２ディレクトリを各ノードに記憶する記憶手段と、参照ノードから複数バートネームによってデータ要素を参照し、複数パートネームをデータ要素に関連させるバインド情報を参照ノードに記憶するノード内の処理手段とを含み、前記第１ディレクトリは、第１パートを有するネームがダウンロードされたノードを識別し、前記第２ディレクトリは、複数パートネームに対応するデータ要素が記憶されたネットワーク内部の場所を識別し、前記ノード内の処理手段が、（ｉ）第１ネームパートを有するデータ要素ネームを収容したノードを識別するために第１ディレクトリにアクセスし、（ｉｉ）参照された複数パートネームデータ要素が記憶されたネットワーク内の場所を識別するために識別されたノード内の第２ディレクトリにアクセスし、（ｉｉｉ）第２ディレクトリ内で識別された場所を参照されたデータ要素ネームのバインド情報として参照ノードに記憶し、以後に、参照されたデータ要素ネームを参照ノードによって参照するために、参照されたデータ要素をバインド情報内に定義された場所から検索することを特徴とするデータの位置付け装置。４０．ネットワークが、少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタする手段を有するファシリティマネージメントシステムを含むことを特徴とする請求項３３に記載の装置。４１．処理手段と情報記憶手段と共にノードを有する分散形ネットワークシステムのデータを位置付けする複数の動作命令の記憶されたインデックスを含む記憶媒体であって、データ要素及び対応する固有データ要素ネームをプロセッサから少なくとも１つのノードのアドレス可能データ要素場所にダウンロードする命令と、参照ノードからネームによってデータ要素を参照する命令と、データ要素が参照ノードによって最初に参照されたときにネットワークでデータ要素の場所を探索することによってネームを対応するデータ要素場所に関連させるバインド情報を記憶し、参照されたデータ要素の場所をネームによって参照ノードに記憶する命令と、以後に、記憶されたデータ要素ネームを参照ノードによって参照するために、バインド情報からデータ要素の場所を識別し、バインド情報中に定義された場所からデータ要素を検索する命令とを含むことを特徴とする記憶媒体。４２．データ要素を検索する命令が更に、バインド情報中で識別された場所のデータ要素ネームと参照ノードによって参照されたネームとを比較し、一致が検出されないときは、ネットワークを再度捜索して参照ノードによって参照されたネームに対応するデータ要素の新しい場所を探す命令と、参照ノードによって参照されたネームが検出されたときは、データ要素ネームをデータ要素場所に関連させるバインド情報を、データ要素の新しい場所を含む新しいバインド情報で置換し、参照ノードによって参照されたネームが検出されないときはエラーメッセージを生成する命令とを含むことを特徴とする請求項４１に記載の記憶されたインデックス。４３．バインド情報を記憶する命令が更に、各参照ノードに単一バインド情報テーブルを作成する命令を含むことを特徴とする請求項４１に記載の記憶されたインデックス。４４．バインドテーブルを構築する命令が更に、ノードのアプリケーション及びソフトウェアの機能によって参照されたデータ要素ネームのテーブルを記憶する命令と、アプリケーション及び機能がデータ要素ネームを最初に参照したときにテーブル内にバインド情報を記憶する命令とを含むことを特徴とする請求項４３に記載の記憶されたインデックス。４５．命令が更に、参照ノードのアプリケーション及び機能から固有データ要素ネームを参照するインデックスとバインド情報テーブル内の対応する場所とを各参照ノードに記憶する命令と、参照されたデータ要素ネームのインデックスによって識別されたバインドテーブル中の場所にアクセスすることによって、アプリケーション及び機能によって参照されたデータ要素ネームのバインド情報にアクセスする命令とを含むことを特徴とする請求項４２に記載の記憶されたインデックス。４６．命令が更に、バインド情報中で識別された場所のデータ要素ネームと参照ノードによって参照されたネームとを比較し、一致が検出されないときは、バインド情報中で識別されたノードを捜索して、識別されたノード内部でデータ要素ネームの別の場所を探す命令と、バインド情報中で識別されたノードに前記データ要素ネームの別の場所が検出されないときは、ネットワークの残りのノードを捜索して、参照ノードによって参照されたネームに対応するデータ要素の新しい場所を探し、参照ノードによって参照されたネームが検出されたときは、データ要素ネームをデータ要素場所に関連させるバインド情報を、データ要素の更新場所を含む新しいバインド情報で置換し、参照ノードによって参照されたネームが検出されないときはエラーメッセージを生成する命令を含むことを特徴とする請求項４１に記載の記憶されたインデックス。４７．処理手段及び情報記憶手段と共にノードを有する分数形ネットワークシステムのデータを位置付けする複数の動作命令の記憶されたインデックスを含む記憶媒体であって、データ要素と少なくとも第１パート及び第２パートを有する対応する固有複数パートデータ要素ネームとをプロセッサから少なくとも１つのノードのアドレス可能場所にダウンロードする命令と、ネットワークの全部のノードに、データ要素ネームの第１パートを収容した共通の第１ディレクトリを同時通信する命令と、データ要素ネーム第１パートとデータ要素ネーム第２パートとを含む各ノードに固有の少なくとも１つの第２ディレクトリを各ノードに記憶する命令と、参照ノードからの複数パートネームによってデータ要素を参照し、複数パートネームをデータ要素に関連させるバインド情報を参照ノードに記憶する命令とを含み、前記第１ディレクトリは、第１パートを有するネームがダウンロードされたノードを識別し、前記第２ディレクトリは、複数パートネームに対応するデータ要素が記憶されたネットワーク内部の場所を識別し、前記バインド情報記憶命令が、（ｉ）第１ネームパートを有するデータ要素ネームを収容したノードを識別するために第１ディレクトリにアクセスし、（ｉｉ）参照された複数パートネームデータ要素が記憶されたネットワーク内の場所を識別するために識別されたノード内の第２ディレクトリにアクセスし、（ｉｉｉ）第２ディレクトリ内で識別された場所を参照されたデータ要素ネームのバインド情報として参照ノードに記憶し、以後に、参照されたデータ要素ネームを参照ノードによって参照するために、参照されたデータ要素をバインド情報内に定義された場所から検索することを特徴とする記憶媒体。４８．分散形ネットワークシステムがファシリティマネージメントシステムであり、命令が更に少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタする命令を含むことを特徴とする請求項４１に記載の記憶されたインデックス。４９．少なくとも１つのネットワークを形成する編成ノードシステムのノードにアクセスする方法であって、ノードが少なくとも１つの通信リンクによってネットワークの一部でない非編成デバイスに相互接続されており、方法が、サブネットとローカルアドレスとによって定義された第１場所でシステムに編成された第１編成ノードのポートに非編成デバイスを接続するステップと、第１場所とドロップ識別子部分とを含む第１部分を有するネットワークアドレスを非編成デバイスに割り当てるステップと、割り当てられたネットワークアドレスをソースインジケータとして有するメッセージを、非編成デバイスから、サブネットとローカルアドレスとドロップ識別子とによって定義された場所でシステムに編成された宛て先編成ノードに伝送するステップと、割り当てられたネットワークアドレスの第１部分に従って宛て先ノードから第１ノードに応答を受信するステップと、割り当てられたアドレスのドロップ識別子部分によって特定されたポートを介して非編成デバイスに応答を伝送するステップとを含むことを特徴とする方法。５０．更に、第１編成ノードと編成宛て先ノードとの間のメッセージトラフィック用ルートに沿って非編成デバイスと宛て先ノードとの間でメッセージをルーティングするステップを含むことを特徴とする請求項４９に記載の方法。５１．更に、端ノードにルーティングテーブルを記憶するステップを含み、テーブルが各宛て先ノードアドレスへのエンドリを有し、テーブルのエンドリが可能な各ソースノードから宛て先ノードまでの経路に沿った次のアドレスを定義することを特徴とする請求項５０に記載の方法。５２．更に、ネットワーク編成のときにルートを予め設定するステップと、ノードの所定の順次ルートの部分を一連のネットワークアドレスとして記憶するステップを含み、各ネットワークアドレスがソースノードから宛て先ノードまでの経路に沿った次の場所を定義することを特徴とする請求項４９に記載の方法。５３．更に、各ノードに静的ルーティングテーブルを記憶するステップを含み、静的ルーティングテーブルが、各宛て先ノードアドレス用エンドリを有し、テーブルのエンドりが、可能な各ソースノードから宛て先ノードまでの経路に沿った次のアドレスを定義することを特徴とする請求項５２に記載の方法。５４．更に、中央処理装置内のテーブルに所定のルート部分を記憶し、ルートを規定するためにテーブルにアクセスするステップを含むことを特徴とする請求項５２に記載の方法。５５．更に、第１編成ノードとシステム全体のメッセージトラフィックに従属する動的ルーティング方式によって決定された編成宛て先ノードとの間のメッセージトラフィック用ルートに沿った非編成デバイスと宛て先ノードとの間でメッセージを適応ルーティングするステップを含むことを特徴とする請求項５０に記載の方法。５６．ネットワークが、少なくとも１つのプロセスをモニタ及び制御するステップを更に含むファシリティマネージメントシステムを含むことを特徴とする請求項４９に記載の方法。５７．非編成デバイスによってシステムにアクセスし得る編成ノードのネットワーク化システムであって、システムにおけるノードの場所を定義するネットワークアドレスを記憶する手段を各ノードが有し、少なくとも１つのノードが非編成デバイスに接続する少なくとも１つのポートを含むような複数のノードと、ネットワークを形成するために少なくとも１つの通信リンクでノードを相互接続する手段と、編成ソースノードから編成宛て先ノードまでの経路を定義するネットワークアドレスを有するルーティング情報を記憶する手段と、経路を介して編成ノード間でメッセージをルーティングする手段と、前記少なくとも１つの編成ノードの前記少なくとも１つのポートに接続された非編成デバイスを識別し、編成ノードにプログラムされたアロセスと非編成デバイスにプログラムされたプロセスとの間でメッセージを転送する手段とを含むことを特徴とするネットワーク化システム。５８．非編成デバイスを識別する手段が、サブセットとローカルアドレスと非編成デバイスに接続された編成ノードのポートを識別するドロップＩＤとを含むネットワークアドレスの一部分を、ノードの前記少なくとも１つのポートに接続された前記少なくとも１つの非編成デバイスに、割り当て、記憶し、通信する手段を編成ノードの各々に含むことを特徴とする請求項５７に記載の装置。５９．ネットワークアドレスが更に、非編成デバイスによって付加されたプロセス識別子を含むことを特徴とする請求項５８に記載の装置。６０．ルーティング情報を記憶する手段が、ルーティングテーブルを記憶する手段を含み、前記ルーティングテーブルの各々は各宛て先ノード用エンドリを有し、テーブルのエンドリはソースノードから宛て先ノードまでの経路に沿って次のノードアドレスを定義することを特徴とする請求項５７または５８に記載の装置。６１．ルーティング手段が、編成ノードによって受信された各メッセージのネットワークアドレスを復号する手段を各編成ノードに含んでおり、また、復号されたアドレスが編成ノードを宛て先として識別したときは、メッセージのデータ部分を編成ノードのプロセスに移行させ、復号されたアドレスが編成ノードに接続された非編成ノードを宛て先として識別したときは、メッセージのデータ部分をポートに移行させ、復号されたアドレスが復号編成ノードを含まないときはテーブル内に定義された次のノードアドレスにメッセージを移行させる手段を含むことを特徴とする請求項５７または５８に記載の装置。６２．ルーティング情報を記憶する手段が各ノードのメモリ手段から成ることを特徴とする請求項６０に記載の装置。６３．ルーティング情報を記憶する手段が単一ノード内の集中メモリ手段から成ることを特徴とする請求項６０に記載の装置。６４．テーブルが、編成ノード間の所定経路を定義するエンドリを各々が有する静的ルーティングテーブルから成ることを特徴とする請求項６０に記載の装置。６５．テーブルが、システム全体のメッセージトラフィックに従属する動的ルーティング方式によって決定される可変エンドリを各々が有する適応ルーティングテーブルから成ることを特徴とする請求項６０に記載の装置。６６．ネットワークが、ファシリティマネージメントシステムを含み、更に、少なくとも１つのプロセスをモニタ及び制御する手段を含むことを特徴とする請求項５７に記載の装置。６７．少なくとも１つのネットワークを形成する編成ノードシステムのノードにアクセスするための複数の動作命令の記憶されたインデックスを含み、ノードが少なくとも１つの通信リンクによって、ネットワークの一部でない非幅成デバイスに相互接続さこれ、命令が、サブネットとローカルアドレスとによって定義された第１場所でシステムに編成された第１編成ノードのポートに非編成デバイスを接続する命令と、第１場所とドロップ識別子部分とを含む第１部分を有するネットワークアドレスを非幅成デバイスに割り当てる命令と、割り当てられたネットワークアドレスをソースインジケータとして有するメッセージを、非編成デバイスから、システムに幅成された宛て先編成ノードのサブネットとローカルアドレスとドロップ識別子とによって定義された場所に伝送する命令と、割り当てられたネットワークアドレスの第１部分に従って宛て先ノードから第１ノードに応答を交信する命令と、割り当てられたアドレスのドロップ識別子部分によって指定されたポートを介して非編成デバイスに応答を伝送する命令とを含むことを特徴とする記憶媒体。６８．命令が更に、第１編成ノードと編成宛て先ノードとの間のメッセージトラフィック用ルートに沿って非編成デバイスと宛て先ノードとの間でメッセージをルーティングする命令を含むことを特徴とする請求項６５に記載の記憶されたインデックス。６９．命令が更に、各ノードにルーティングテーブルを記憶する命令を含み、テーブルが各充て先ノードアドレスへのエンドリを有し、テーブルのエンドリが、可能な各ソースノードから宛て先ノードまでの経路に沿った次のアドレスを定義することを特徴とする請求項６８に記載の記憶されたインデックス。７０．命令が更に、ネットワーク編成のときにルートを予め決定する命令と、ノードの所定の順次ルートの部分を一連のネットワークアドレスとして記憶する命令と含み、各ネットワークアドレスがソースノードから宛て先ノードまでの経路に沿った次の場所を定義することを特徴とする請求項６７に記載の記憶されたインデックス。７１．命令が更に、各ノードに静的ルーティングテーブルを記憶する命令を含み、静的ルーティングテーブルが、各宛て先ノードアドレス用エンドリを有し、テーブルのエンドリが可能な各ソースノードから宛て先ノードまでの経路に沿った次のアドレスを定義することを特徴とする請求項７０に記載の記憶されたインデックス。７２．命令が更に、中央処理装置内のテーブルに所定のルート部分を記憶する命令と、ルートを規定するためにテーブルにアクセスする命令とを含むことを特徴とする請求項７０に記載の記憶されたインデックス。７３．命令が更に、第１編成ノードとシステム全体のメッセージトラフィックに従属する動的ルーティング方式によって決定される編成て先ノードとの間のメッセージトラフィック用ルートに沿って非編成デバイスと宛て先ノードとの間でメッセージを適応ルーティングする命令を含むことを特徴とする請求項６８に記載の記憶されたインデックス。７４．ネットワークがファシリティマネージメントシステムを含み、命令が更に、少なくとも１つのプロセスをモニタ及び制御する命令を含むことを特徴とする請求項６７に記載の記憶されたインデックス。７５．処理及び記憶手段と共にノードを有するネットワークで使用可能なデータ項目へのアクセスを制御する方法であって、（ｉ）記憶時刻にネットワークで要求された各データ項目の値を記憶手段に記憶するステップと、（ｉｉ）記憶時刻から測定したデータ有効時間周期を定義するエージング時間値を各データ項目毎に記憶手段に記憶するステップと、（ｉｉｉ）記憶時刻後のデータ有効周期中に、データ有効時間周期の終了によって定義されるデータ無効時刻まで、記憶時刻に記憶されたデータ項目の値をデータ項目要求にサービスするステップと、（ｉｖ）データ無効時刻後の最初のデータ項目要求のときにデータ項目の新しい値を記憶し、ステップ（ｉ）〜（ｉｉｉ）を反復するステップとを含むことを特徴とするデータ項目へのアクセス制御方法。７６．更に、データ収集手段を有するスレーブノードでデータ項目を生成するステップと、データ項目の値をスレーブノードから対応するマスターノードに転送し、データ項目の値をマスターノードに記憶するステップと、記憶されたデータ項目に対応するエージング時間値をマスターノードに記憶するステップとを含むことを特徴とする請求項７５に記載の方法。７７．更に、データ項目値を、記憶されたデータテーブルへのエンドリとしてマスターノードに記憶するステップを含み、各エンドリが対応エージング時間を有することを特徴とする請求項７６に記載の方法。７８．更に、データ項目を要求するネットワークエンティティにエージング時間を伝送し、データ無効時刻までエンティティからネットワークへの別の要求を阻止することを特徴とする請求項７５に記載の方法。７９．ネットワークがファシリティマネージメントシステムを形成し、更に、少なくとも１つのプロセスをモニタ及び制御するステップを含むことを特徴とする請求項７５に記載の方法。８０．作動ユニットとコンピュータ化ノードによって制御されるスレーブコントローラとによって生成されたデータ項目へのアクセスを制御する装置であって、作動ユニット及びスレーブコントローラから要求されたデータ項目を要求及び検索するために各ノードに備えられた処理手段と、要求されたデータ項目及び対応する記憶時刻を記憶するための記憶手段と、記憶時刻から測定されたデータ有効時間周期を定義するエージング時間の値を各要求されたデータ項目毎に記憶する手段と、記憶時刻後のデータ有効周期中に、データ有効時間周期の終了によって定義されるデータ無効時刻まで、記憶時刻に記憶されたデータ項目の値をデータ項目要求にサービスする手段とを含むことを特徴とするデータ項目へのアクセス制御装置。８１．要求されたデータ項目とエージング時間との記憶手段が、データ項目を検索するノードのメモリに記憶されたテーブルを含むことを特徴とする請求項８０に記載の装置。８２．更に、データ項目を要求するネットワークエンティティにエージング時間を伝送し、データ無効時刻までエンティティからネットワークへの別の要求を阻止する手段を含むことを特徴とする請求項８０に記載の装置。８３．ネットワークがファシリティマネージメントシステムを形成し、更に、少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタする手段を含むことを特徴とする請求項８０に記載の装置。８４．ネットワークのデータ項目へのアクセスを制御する複数の動作命令の記憶されたインデックスを含む記憶媒体であって、命令が、（ｉ）記憶時刻にネットワークで要求された各データ項目の値を記憶する命令と、（ｉｉ）記憶時刻から測定したデータ有効時間周期を定義するエージング時同値を端要求されたデータ項目毎に記憶する命令と、（ｉｉｉ）記憶時刻後のデータ有効周期中に、データ有効時間周期の終了によって定義されるデータ無効時刻まで、記憶時刻に記憶されたデータ項目の値をデータ項目要求にサービスする命令と、（ｉｖ）データ無効時刻後の最初のデータ項目要求のときにデータ項目の新しい値を記憶し、ステップ（ｉ）〜（ｉｉｉ）を反復する命令とを含むことを特徴とする記憶媒体。８５．命令が更に、データ収集手段を有するスレーブノードでデータ項目を生成する命令と、データ項目の値をスレーブノードから対応するマスターノードに転送し、データ項目の値をマスターノードに記憶する命令と、配憶されたデータ項目に対応するエージング時間値をマスターノードに記憶する命令とを合むことを特徴とする請求項８４に記載の記憶されたインデックス。８６．命令が更に、データ項目値を、記憶されたデータテーブルへのエンドリとしてマスターノードに記憶する命令を含み、各エンドリが対応エージング時間を有することを特徴とする請求項８４に記載の記憶されたインデックス。８７．命令が更に、データ項目を要求するネットワークエンティティにエージング時間を伝送する命令と、データ無効時刻までエンティティからネットワークへの別の要求を阻止する命令とを含むことを特電とする請求項８３に記載の方法。８８．ネットワークで互いに通信するノード内の処理手段によって実行されるプロセスに高信頼性データを割り当てる方法であって、メモリ手段に記憶されノード内の処理手段によって実行されるプログラム化ハイレベル機能間で転送される識別可能データ要素の値の予想範囲をノード内のメモリ手段に記憶するステップと、機能において識別可能データ要素を受容し、受容したデータ要素と識別可能データ要素に対応する記憶された予想範囲とを比較するステップと、受容したデータ要素が予想範囲内にあるときに、データ要素が信頼できるという表示子でデータ要素を標識し、機能の次の処理でデータ要素を使用し、受容したデータ要素が予想範囲内にないので信頼できないデータ要素であるときは、データ要素の代替ソースを識別する追加の処理によって信頼できないデータ要素に代替する信頼できるソースをシークし、代替ソースから得られた予想範囲内の値に置換するステップとを含むことを特徴とする方法。８９．データ要素の代替ソースを探索するステップが更に、ノードのディレクトリを捜索してデータ要素を記憶する代替記憶場所とデータ要素を生成する代替センサとを探し出すステップを含むことを特徴とする請求項８８に記載の方法。９０．データ要素の代替ソースをシークするステップが更に、信頼できないデータ要素に置換するデータをネットワークの別の使用可能データから引き出すためにノード内で処理するステップを含むことを特徴とする請求項８８に記載の方法。９１．更に、機能を実行する処理手段内で、信頼できないデータ要素の代替ソースが検出されないときに信頼できないデータ要素の直前の値が有用であるか否かを決定し、有用であるときは、機能において直前の信頼できる値が更新されることを阻止し、阻止の標識を記憶し、有用でないときは、データ要素が信頼できないことを機能に示すステップを含むことを特徴とする請求項８８に記載の方法。９２．ネットワークが、少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタするステップを更に含むファシリティマネージメントシステムを形式することを特徴とする請求項８８に記載の方法。９３．ネットワークで互いに通信するノード内で処理手段によって実行されるプロセスに高信頼性データを割り当てる装置であって、メモリ手段に記憶されノード内の処理手段によって実行されるプログラム化ハイレベル機能間で転送される識別可能データ要素の値の予想範囲を記憶するノード内のメモリ手段と、該別可能データ要素を機能に転送し、受容したデータ要素と識別可能データ要素に対応する記憶された予想範囲とを比較する手段と、受容したデータ要素が予想範囲内にあるときに、データ要請が信頼できるという表示子でデータ要素を標識し、機能によって更に処理するためにデータ要素を転送する手段と、受容したデータ要素が予想範囲内にないので信頼できないデータ要素であるときは、受容したデータ要素の信頼できる代替ソースをシークする処理手段とを含み、該処理手段は、データ要素の代替ソースを識別し、代替ソースから得られた予想範囲内の値に置換することを含むことを特徴とする装置。９４．データ要素の代替ソースをシークする処理手段が更に、ノード内のディレクトリを捜索してデータ要素を記憶する代替記憶場所とデータ要素を生成する代替センサとを探し出す手段を含むことを特徴とする請求項９３に記載の装置。９５．データ要素の代替ソースをシークする処理手段が更に、信頼できないデータ要素に置換するデータをネットワークの別の使用可能データから引き出すことを特徴とする請求項９３に記載の装置。９６．機能を実行する処理手段が、信頼できないデータ要素の代替ソースが検出されないときに信頼できないデータ要素の直前の値が有用であるか否かを決定し、有用であるときは、直前の信頼できるデータ要素が更新されることを阻止し、更新の標識を記憶し、有用でないときは、データ要素が信頼できないことを機能に示すことを特徴とする請求項９３に記載の装置。９７．ネットワークが、少なくとも１つのプロセスを少なくともモニタする手段を更に含むファシリティマネージメントシステムを形成することを特徴とする請求項９３に記載の装置。９８．ネットワークで互いに通信するノード内で処理手段によって実行されるプロセスにデータを割り当てる複数の動作命令の記憶されたインデックスを含む記憶媒体であって、命令が更に、メモリ手段に記憶されノード内の処理手段によって実行されるプログラム化ハイレベル機能間で転送される識別可能データ要素の値の予想範囲をノード内のメモリ手段に記憶する命令と、識別可能データ要素を機能に受容し、受容したデータ要素と識別可能データ要素に対応する記憶された予想範囲とを比較する命令と、受容したデータ要素が予想範囲内にあるときは、データ要素が信頼できるという表示子でデータ要素を標識し、機能の以後の処理にデータ要素を使用する命令と、受容したデータ要素が予想範囲内にないので信頼できないデータ要素であるときは、データ要素の代替ソースを識別する追加処理によって信頼できないデータ要素に代替できる信頼できるソースをシークし、代替ソースから得られた予想範囲内の値に置換する命令を含むことを特徴とする記憶媒体。９９．データ要素の代替ソースをシークする命令が更に、ノード内のディレクトリを捜索してデータ要素を記憶する代替記憶場所とデータ要素を生成する代替センサとを探し出す命令を含むことを特徴とする請求項９８に記載の記憶されたインデックス。１００．データ要素の代替ソースをシークする命令が更に、信頼できないデータ要素をネットワークの別の使用可能データから引き出されたデータによって置換する命令を含むことを特徴とする請求項９８に記載の記憶されたインデックス。１０１．命令が更に、機能を実行する処理手段内で、信頼できないデータ要素の代替ソースが検出されないときに信頼できないデータ要素の直前の値が有用であるか否かを決定する命令と、有用であるときは、機能内で直前の信頼できるデータ要素が更新されることを阻止し、阻止の表示子を記憶する命令と、有用でないときは、データ要素が信頼できないことを機能に示す命令とを含むことを特徴とする請求項９８に記載の記憶されたインデックス。１０２．ネットワークが、少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタする命令を更に含むファシリティマネージメントシステムを形成することを特徴とする請求項９８に記載の記憶されたインデックス。１０３．複数のノードを有する分散形ネットワーク内で変数及びデータを更新する方法であって、既知の時刻に、量的ノードのプロセッサに別のノードのハイレベル処理機能から、特定データ要素の値の変化をハイレベル機能に通知せよというる要求を送出するステップと、要求を標的ノードのメモリ手段に記憶するステップと、別のノードにおいて、既知の時刻と標的ノードによって伝送された周期的に送出される時刻表示とを比較するステップとを含み、時刻表示は、標的ノードのメモリ手段の最新の更新時刻を示し、これにより別のノードによる要求が既知の時刻後の時間に標的ノードにおいて有効に維持されるか否かを決定することを特徴とする変数及びデータの更新方法。１０４．更に、時刻表示が対応する前記既知の時刻よりも遅い場合には前記要求を無効にし、別のノードから対応する標的ノードに、特定データ要素の変化をハイレベル機能に通知せよという新しい要求を伝送するステップを含むことを特徴とする請求項１０３に記載の方法。１０５．更に、対応するデータ要素が対応する前記標的ノード内で検出されないという理由で要求のいずれかの拒絶を決定するステップと、データ要素の新しい場所を識別するステップとを含むことを特徴とする請求項１０４に記載の方法。１０６．ネットワークが、少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタする動作を更に含むファシリティマネージメントシステムであることを特徴とする請求項１０３に記載の方法。１０７．複数のノードを有する分散形ネットワーク内で変数及びデータを更新する複数の動作命令の記憶されたインデックスを含む記憶媒体であって、命令が、既知の時刻に、前記ノードのハイレベル符号化機能から標的ノードに記憶された符号化プロセッサに、特定データ要素の値の変化を前記ハイレベル機能に通知せよという要求を送出する命令と、前記既知の時刻と前記標的ノードによって伝送された周期的に送出される時刻表示とを比較する命令とを含み、前記時刻表示は、前記標的ノードのメモリ手段の最新の更新時刻を示し、前記符号化ステップは、前記既知の時刻を比較し、前記要求が前記既知の時刻後の時間に前記標的ノード内に有効に維持されるか否かを前記比較によって決定することを特徴とする記憶媒体。１０８．更に、前記時刻表示が対応する前記既知の時刻よりも遅い場合には前記要求を無効にする命令と、前記ノードから対応する標的ノードに、特定データ要素の変化をハイレベル機能に通知せよという新しい要求を伝送する命令とを含むことを特徴とする請求項１０７に記載の記憶されたインデックス。１０９．更に、対応するデータ要素が前記標的ノード内で検出されないという理由で前記要求のいずれかの拒絶を決定する命令と、前記データ要素の新しい場所を識別するためにバインドスキームを実行する命令とを含むことを特徴とする請求項１０８に記載の記憶されたインデックス。１１０．ネットワークがファシリティマネージメントシステムであり、少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタする命令を更に含むことを特徴とする請求項１０９に記載の記憶されたインデックス。１１１．複数のノードを有する分散形ネットワーク内で変数及びデータを更新する装置であって、既知の時刻に、標的ノードのプロセッサに、特定データ要素の値の変化を通知せよという要求を送出するハイレベル機能を有するノードと、前記標的ノード内で前記要求を記憶及び処理する手段と、前記既知の時刻と前記標的ノードによって伝送された周期的に送出される時刻表示とを比較する前記ノード内のプロセッサ手段とを含み、前記時刻表示は、前記標的ノード内の前記メモリ手段の最新の更新時刻を示すことを特徴とする装置。１１２．前記プロセッサ手段が更に、前記時刻表示が対応する前記既知の時刻よりも遅いことを検出し、対応する要求を無効にする手段を含むことを特徴とする請求項１１１に記載の装置。１１３．前記プロセッサ手段が更に、前記ノードから対応する標的ノードに、特定データ要素の変化を前記ハイレベル機能に通知せよという新しい要求を伝送する手段を含むことを特徴とする請求項１１２に記載の装置。１１４．前記プロセッサ手段が更に、対応するデータ要素が対応する前記標的ノード内で検出されないという理由で前記要求のいずれかの拒絶を決定する手段と、前記データ要素の新しい場所を識別するためにバインドスキームを実行する手段とを含むことを特徴とする請求項１１３に記載の装置。１１５．前記ネットワークが、少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタする手段を更に含むファシリティマネージメントシステムであることを特徴とする請求項１１１に記載の装置。１１６．全自動処理システムにおけるデータアクセス方法であって、記憶手段に配置されたオブジェクトを識別した少なくとも１つの中間オブジェクト処理レベル内でハイレベルソフトウェア機能のための情報を処理するステップと、前記中間処理レベル内で識別されたオブジェクトの各々を少なくとも１つの対応する属性によって定義するステップと、第１の前記識別されたオブジェクトの少なくとも１つの属性を記憶手段に記憶し、前記属性が少なくとも１つの属性を有する別の識別されたオブジェクトを認識するステップと、前記別の識別されたオブジェクトから、前記第１オブジェクトのパラメータを更に定義する少なくとも１つの前記属性を得るステップと、前記別のオブジェクトの前記属性を前記第１オブジェクトにルーティングするステップとを含むことを特徴とするデータアクセス方法。１１７．前記別の識別されたオブジェクトが、作動ユニットによって収集されたデータからその属性値を得る点であり、前記第１の識別されたオブジェクトが疑似点であることを特徴とする請求項１１６に記載の方法。１１８．前記全自動処理システムがファシリティマネージメントシステムであり、方法が少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタするステップを含むことを特徴とする請求項１１６に記載の方法。１１９．全自動処理システムにおけるデータアクセス装置であって、記憶手段に記憶されたオブジェクトを識別した少なくとも１つの中間オブジェクト処理レベルでハイレベルソフトウェア機能のための情報を処理し、且つ、前記中間処理レベル内の識別されたオブジェクトの各々を少なくとも１つの対応する属性によって定義するプロセッサと、第１の前記識別されたオブジェクトの少なくとも１つの属性を記憶する記憶手段とを含み、前記属性が少なくとも１つの属性を有する別の識別されたオブジェクトを認識し、更に、前記別の識別されたオブジェクトから前記第１オブジェクトのパラメータを更に定義する少なくとも１つの前記属性を検索する手段と、前記別のオブジェクトの前記重任を前記第１オブジェクトにルーティングする手段とを含むことを特徴とするデータアクセス装置。１２０．前記別の識別されたオブジェクトが、作動ユニットによって収集されたデータからその属性値を得る点であり、前記第１の識別されたオブジェクトが疑似点であることを特徴とする請求項１１９に記載の装置。１２１．全自動処理システムが、少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタする手段を含むファシリティマネージメントシステムを含むことを特徴とする請求項１１９に記載の装置。１２２．全自動処理システムにおいてデータをアクセスする複数の動作命令の記憶されたインデックスを含む記憶媒体であって、命令が、記憶手段に記憶されたオブジェクトを識別した少なくとも１つの中間オブジェクト処理レベル内のハイレベルソフトウェア機能のための情報を処理する命令と、前記中間処理レベル内で識別されたオブジェクトの各々を少なくとも１つの対応する属性によって定義する命令と、第１の前記識別されたオブジェクトの少なくとも１つの属性を記憶手段に記憶し、少なくとも１つの属性を有する別の識別されたオブジェクトを前記属性に認識させる命令と、前記別の識別されたオブジェクトから、前記第１オブジェクトのパラメータを更に定義する少なくとも１つの前記属性を得る命令と、前記別のオブジェクトの前記属性を前記第１オブジェクトにルーティングする命令とを含むことを特徴とする記憶媒体。１２３．前記別の識別されたオブジェクトが、作動ユニットによって収集されたデータからその属性値を得る点であり、前記第１の識別されたオブジェクトが疑似点であることを特徴とする請求項１２２に記載の記憶されたインデックス。１２４．全自動処理システムが、少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタする命令を更に含むファシリティマネージメントシステムであることを特徴とする請求項１２２に記載の方法。１２５．ネットワークで通信するノードによって制御される負荷を有するネットワークのエネルキ消費の削減方法であって、ノードが記憶及び処理手段を有しており、方法が、ノードによって制御される負荷の負荷復元特性をノードの記憶手段に記憶するステップと、ネットワークのエネルキ消費を削減するためにノードの処理手段内のハイレベルソフトウェア機能の処理を実行し、次いで、別のノードによって制御される特定負荷の遮断コマンドをネットワークに伝送するステップと、データベースマネージャを有するローカルソフトウェアオブジェクトとノード記憶手段のデータベースに記憶されたプロセス及び属性とを使用して特定ノードを制御するノード内で所定の負荷の遮断処理を実行するステップと、ローカルソフトウェアオブジェクトの制御下に、ローカルソフトウェアオブジェクトの属性によって定義された環境で負荷遮断コマンドにかかわりなく遮断負荷を復元するステップとを含むことを特徴とするネットワークのエネルギ消費の削減方法。１２６．エネルギ消費削減機能を有するノードの記憶手段に、ネットワークのノードによって制御される負荷のエネルギ消費の値を含む負荷テーブルを記憶し、所望のエネルギ消費減少量を処理手段で決定し、所望の減少を果たすために遮断されるべき少なくとも１つの負荷を識別すべく記憶されたテーブル内のエネルギ消費の値と現在稼動中の負荷とを比較するステップを含むことを特徴とする請求項１２５に記載の方法。１２７．ネットワークのエネルキ消費削減機能が総エネルギ消員を実質的に一定のレベルに制限することを特徴とする請求項１２５に記載の方法。１２８．ローカルソフトウェアオブジェクトが、オペレータによって起動された復元コマンドの受容後に負荷を復元することを特徴とする請求項１２５に記載の方法。１２９．エネルギ消費削減機能が、ネットワークによるエネルキ消費を、復元された所定の時間周期に対応する所定の限度に削減することを特徴とする請求項１２８に記載の方法。１３０．復元された所定の時間周期が、エネルギ消費が一定に維持されると想定される未来の時間間隔とエネルギ消費がモニタされた過去の時間間隔とを含むスライド時間間隔を含み、方法が更に、過去の時間間隔と未来の時間間隔とによって定義される時間間隔中の総エネルギ消費を所望レベル以下に維持するために未来の時間間隔中に必要な所望の遮断負荷の量を識別するステップを含むことを特徴とする請求項１２９に記載の方法。１３１．ネットワークが、少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタするファシリティマネージメントシステムであることを特徴とする請求項１２５に記載の方法。１３２．ネットワークで通信するノードによって制御される負荷を有するネットワークのエネルギ消費の削減装置であって、ノードが記憶及び処理手段を含み、装置が更に、ノードによって制御される負荷の負荷復元特性を記憶するノード内の記憶手段と、ネットワークのエネルキ消費を削減するためにノード内のハイレベルソフトウェア機能の処理を実行し、次いで、別のノードによって制御される特定負荷の遮断コマンドをネットワークに伝送するノード内の処理手段と、データベースマネージャを有するローカルソフトウェアオブジェクトとノード記憶手段内のデータベースに記憶されたプロセス及び属性とを使用して特定ノードを制御するノード内で所定の負荷の遮断処理を実行する処理手段と、ローカルソフトウェアオブジェクトの制御下に、ローカルソフトウェアオブジェクトの属性によって定義された環境で負荷遮断コマンドから独立して遮断負荷を動作状態に復元する処理手段とを含むことを特徴とするネットワークのエネルギ消費の削減装置。１３３．エネルギ消費削減機能を有するノードの記憶手段内の、ネットワークのノードによって制御される負荷のエネルギ消費の値を含む負荷テーブルの配憶手段と、処理手段内の、所望のエネルギ消費減少量を決定する手段と、処理手段内の、所望の減少を果たすために遮断されるべき少なくとも１つの負荷を識別すべく記憶されたテーブル内のエネルキ消費値と現在稼動中の負荷とを比較する手段とを含むことを特徴とする請求項１３２に記載の装置。１３４．ネットワークのエネルギ消費削減機能が総エネルギ消費を実質的に一定のレベルに制限することを特徴とする請求項１３３に記載の装置。１３５．ローカルソフトウェアオブジェクトが、オペレータによって起動された復元コマンドの受容後に負荷を復元することを特徴とする請求項１３２に記載の装置。１３６．エネルキ消費削減機能が、ネットワークによるエネルギ消費を、復元された所定の時間周期に対応する所定の限度に制限することを特徴とする請求項１３５に記載の装置。１３７．復元された所定の時間周期は、エネルギ消費が一定に維持されると想定される未来の時間間隔とエネルキ消員がモニタされた過去の時局同町とを合。スライド時局間隔を含み、処理手段が、過去の時間間隔と未来の時間間隔とによって定義される時間間隔中の総エネルキ消費を所望レベル以下に維持するために未来の時間間隔で必要な所望の負荷遮断の量を識別する手段を含むことを特徴とする請求項１３６に記載の装置。１３８．ネットワークが、少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタする手段を含むファシリティマネージメントシステムであることを特徴とする請求項１３２に記載の装置。１３９．ネットワークで通信するノードによって制御される負荷を有するネットワークのエネルギ消費を削減する複数の動作命令の記憶されたインデックスを含む記憶媒体であって、ノードが記憶及び処理手段を有しており、命令が、ノードによって制御される負荷の負荷復元特性をノードの記憶手段に記憶する命令と、ネットワークのエネルキ消費を削減するためにノードの処理手段内のハイレベルソフトウェア機能の処理を実行し、次いで、別のノードによって制御される特定負荷の遮断コマンドをネットワークに伝送する命令と、データベースマネージャを有するローカルソフトウェアオブジェクトとノード記憶手段のデータベースに記憶されたプロセス及び属性とを使用して特定ノードを制御するノード内で所定の負荷の遮断処理を実行する命令と、ローカルソフトウェアオブジェクトの制御下に、ローカルソフトウェアオブジェクトの属性によって定義された環境で負荷遮断コマンドから独立して遮断負荷を動作状態に復元する命令とを含むことを特徴とする記憶媒体。１４０．更に、エネルギ消費削減機能を有するノードの記憶手段に、ネットワークのノードによって制御される負荷のエネルキ消費値を含む負荷テーブルを記憶する命令と、所望のエネルキ消費減少量を処理手段内で決定する命令と、所望の減少を果たすために遮断されるべき少なくとも１つの負荷を識別すべく記憶されたテーブル内のエネルキ消費の値と現在稼動中の負荷とを比較する命令とを含むことを特徴とする請求項１３９に記載の記憶されたインデックス。１４１．ネットワークのエネルギ消費削減機能が総エネルキ消費を実質的に一定のレベルに制限する命令を含むことを特徴とする請求項１３９に記載の記憶されたインデックス。１４２．ローカルソフトウェアオブジェクトが、オペレータによって起動された復元コマンドの受容後に負荷を復元する命令を含むことを特徴とする請求項１３９に記載の記憶されたインデックス。１４３．エネルギ消費削減機能が、ネットワークによるエネルギ消費を、記憶された所定の時間周期に対応する所定の限度に制限する命令を含むことを特徴とする請求項１４２に記載の記憶されたインデックス。１４４．記憶された所定の時間周期は、エネルギ消費が一定に雄持されると想定される未来の時間間隔とエネルキ消費がモニタされた過去の時間間隔とを含むスライド時間間隔を含み、命令が、過去の時間間隔と未来の時間間隔とによって定義される時間間隔中の総エネルキ消費を所望レベル以下に維持するために未来の時間間隔で必要な所望の遮断負荷の量を識別する命令を含むことを特徴とする請求項１４３に記載の記憶されたインデックス。１４５．ネットワークが、少なくとも１つのプロセスを少なくともモニタする命令を含むファシリティマネージメントシステムであることを特徴とする請求項１３９に記載の記憶されたインデックス。１４６．複数のノードを有する全自動処理ネットワーク内のシステムを定義する複数の要素の分散方法であって、定義された各システム毎に、前記ノードの１つを対応するディレクトリノードとして識別するステップと、前記システムに対応する識別されたオブジェクトのディレクトリをディレクトリノードのメモリ手段に記憶するステップと、各ディレクトリに対応する少なくとも１つのエンドリを前記メモリ手段に記憶し、前記対応する識別されたオブジェクトを記憶した前記ネットワークの記憶場所をエンドリに識別させるステップと、識別されたオブジェクトがネットワーク内で再配置されるときに前記ディレクトリを改訂ディレクトリで更新するステップとを含み、前記ディレクトリの更新が更に、存在指示メッセージをオブジェクトから最終の既知の対応ディレクトリに伝送し、前記オブジェクトが前記更新ディレクトリ内に存在するか否かを決定するステップと、前記オブジェクトが検出されないときにエラーを報告するステップとを含むことを特徴とする方法。１４７．更に、ノード内に定義された全部のオブジェクトを識別する参照識別テーブルを前記の各ディレクトリノードのメモリ手段に維持するステップをふくみ、前記参照識別テーブルが、オブジェクトにルーティングされたメッセージの宛て先をディレクトリマネージャに確認するステップを含むことを特徴とする請求項１４６に記載の方法。１４８．複数のノードを有する全自動処理ネットワーク内のシステムを定義する複数の要素の分散方法であって、定義された各システム毎に、前記ノードの１つを対応するディレクトリノードとして識別するステップと、初記システムに対応する識別されたオブジェクトのディレクトリをディレクトリノードのメモリ手段に記憶するステップと、各ディレクトリに対応する少なくとも１つのエンドリを前記メモリ手段に記憶し、前記対応する識別されたオブジェクトを記憶した前記ネットワークの記憶場所をエンドリに識別させるステップと、識別されたオブジェクトがネットワーク内で再配置されるときに前記ディレクトリを改訂ディレクトリで更新するステップとを含み、前記ディレクトリの更新が更に、メッセージをディレクトリからディレクトリ内のオブジェクトに伝送しオブジェクトからの応答を観察するステップと、前記オブジェクトの各々が検出されないときにエラーを報告するステップとを含むことを特徴とする方法。１４９．更に、前記各ディレクトリノードのメモリに参照識別テーブルを雄持するステップを含み、前記参照識別テーブルが、ノードによって受容されたメッセージに対応するオブジェクトがノード内に存在するか否かをディレクトリマネージャに確認することを特徴とする請求項１４８に記載の方法。１５０．ネットワークが、少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタするステップを更に含むファシリテイマネージメントシステムであることを特徴とする請求項１４６に記載の方法。１５１．全自動処理ネットワークを形成するように接続されたノード間に分数された複数の要素から指定されたシステムを定義する複数の動作命令の記憶されたインデックスを含む配置媒体であって、命令が、前記ネットワークの定義された指定システムのディレクトリノードとして前記ノードを識別する命令と、前記指定システムに対応する識別されたオブジェクトのディレクトリをディレクトリノードのメモリ手段に記憶する命令と、各ディレクトリの少なくとも１つのエンドリを前記メモリ手段に記憶し、対応する識別されたオブジェクトを記憶した前記ネットワークの記憶場所を各エンドリに識別させる命令と、識別されたオブジェクトがネットワーク内で再配置されるときに前記ディレクトリを改訂ディレクトリで更新する命令とを含み、前記ディレクトリを更新する前記符号化ステップが更に、存在指示メッセージをオブジェクトから最終の既知の対応ディレクトリに伝送し、前記オブジェクトが前記更新ディレクトリ内に存在するか否かを決定し、前記オブジェクトが検出されないときにエラーを報告することを特徴とする記憶媒体。１５２．更に、ノード内に定義された全部のオブジェクトを識別する参照識別テーブルを前記の各ディレクトリノードのメモリに維持する命令を含み、前記参照識別テーブルが、オブジェクトにルーティングされたメッセージの宛て先をディレクトリマネージャに確認することを特徴とする請求項１５１に記載の記憶されたインデックス。１５３．複数のノードを有する全自動処理ネットワーク内のシステムを定義する複数の要素を分散させる複数の動作命令の記憶されたインデックスを含む記憶媒体であって、命令が、定義された各システム毎に、前記ノードの１つを対応するディレクトリノードとして識別する命令と、前記システムに対応する識別されたオブジェクトのディレクトリをディレクトリノードのメモリ手段に記憶する命令と、各ディレクトリに対応する少なくとも１つのエンドリを前記メモリ手段に記憶し、前記対応する識別されたオブジェクトを記憶した前記ネットワークの記憶場所をエンドリに識別させる命令と、識別されたオブジェクトがネットワーク内で再配置されるときに前記ディレクトリを改訂ディレクトリで更新する命令とを含み、前記ディレクトリの前記更新が更に、存在指示メッセージをオブジェクトから最終の既知の対応ディレクトリに伝送し、前記更新ディレクトリ内に前記オブジェクトが存在するか否かを決定する命令と、前記オブジェクトが検出されないときにエラーを報告する命令とを含むことを特徴とする記憶媒体。１５４．更に、前記各ディレクトリノードのメモリに参照識別テーブルを維持する命令を含み、前記参照識別テーブルが、ノードによって受容されたメッセージに対応するオブジェクトがノード内に存在するか否かをディレクトリマネージャに確認することを特徴とする請求項１５３に記載の記憶されたインデックス。１５５．システムが、少なくとも１つのプロセスを少なくともモニタする命令を更に含むファシリティマネージメントシステムであることを特徴とする請求項１５１に記載の記憶されたインデックス。１５６．システムを定義するノード内の要素を複数のノードに分散させた複数の要素を有する全自動処理ネットワークであって、定義された各システム毎に、前記ノードの１つを対応するディレクトリノードとして識別する手段と、前記システムに対応する識別されたオブジェクトのディレクトリを記憶するディレクトリノード内のメモリ手段と、各ディレクトリに対応する少なくとも１つのエンドリを記憶し、前記対応する識別されたオブジェクトが記憶された前記ネットワークの記憶場所をエンドリに識別させるためのメモリ手段内の手段と、該別されたオブジェクトがネットワーク内で再配置されるときに前記ディレクトリを改訂ディレクトリで更新する処理手段とを含み、前記ディレクトリの前記更新が更に、存在指示メッセージをオブジェクトから最終の既知の対応ディレクトリに伝送し、前記オブジェクトが前記更新ディレクトリ内に存在するか否かを決定する手段と、前記オブジェクトが検出されないときにエラーを報告する手段を含むことを特徴とする全自動処理ネットワーク。１５７．更に、ノード内に定義された全部のオブジェクトを識別する参照識別テーブルを前記の各ディレクトリノードのメモリに維持する手段を含み、前記参照識別テーブルが、オブジェクトにルーティングされたメッセージの宛て先をディレクトリマネージャに確認することを特徴とする請求項１５６に記載の記憶されたインデックス。１５８．複数のノードに分散した複数の要素を有する全自動処理ネットワークであって、システムを定義する要素が、定義された各システム毎に、前記ノードの１つを対応するディレクトリノードとして識別する手段と、前記システムに対応する識別されたオブジェクトのディレクトリを記憶するディレクトリノード内のメモリ手段と、各ディレクトリに対応する少なくとも１つのエンドリを記憶し、前記対応する識別されたオブジェクトを記憶した前記ネットワークの記憶場所をエンドリに識別させるためのメモリ手段内の手段と、識別されたオブジェクトがネットワーク内で再配置されるときに前記ディレクトリを改訂ディレクトリで更新する処理手段とを含み、前記処理手段が更に、存在指示メッセージをオブジェクトから最終の既知の対応ディレクトリに伝送し、前記更新ディレクトリ内に前記オブジェクトが存在するか否かを決定する手段と、前記オブジェクトが検出されないときにエラーを報告する手段とを含むことを特徴とする全自動処理ネットワーク。１５９．更に、前記各ディレクトリノードのメモリに参照識別テーブルを維持する手段を含み、前記参照識別テーブルが、ノードによって受容されたメッセージに対応するオブジェクトがノード内に存在するか否かをディレクトリマネージャに確認することを特徴とする請求項１５８に記載の装置。１６０．システムが、少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタする手段を更に含むファシリティマネージメントシステムであることを特徴とする請求項１５６に記載の装置。１６１．ネットワークを形成するように相互接続された処理ノード間でメッセージを報告する方法であって、（ａ）ノードのメモリ手段にレポートルータを記憶し、ノードに接続された点の変化状態を示すメッセージのためにノードに記憶された好ましい入／出力タスクの場所をレポートルータに識別させるステップと、（ｂ）レポートルータによって識別されたノード内に入／出力タスクを記憶し、受容されたメッセージのために少なくとも１つの宛て先出力デバイスを入／出力タスクに識別させるステップと、（ｃ）ノードに接続された点の変化状態を示す状態メッセージの変化の各々を、変更点と通信するノード内のレポートルータによって識別された場所にルーティングするステップと、（ｄ）入／出力タスクを記憶するノードによって制御された宛て先出力デバイスにメッセージをルーティングできるか否かを決定するために、レポートルータによって識別された場所に記憶された入／出力タスク内の各メッセージを処理するステップと、（ｅ）識別された宛て先出力デバイスの１つにメッセージをルーティングできる場合には、メッセージをルーティングし、メッセージの転送成功信号をレポートルータに与えるステップと、（ｆ）識別された出力デバイスの１つにメッセージをルーティングできない場合には、メッセージを入／出力タスクを有．するノードに記憶された別のレポートルータにルーティングし、メッセージのために少なくとも１つの代替処理場所を別のレポートルークに識別させるステップとを含み、（ｇ）可能な全部の宛て先出力デバイスのなくなるまでステップ（ｄ）、（ｅ）、（ｆ）を反復することを特徴とするメッセージの報告方法。１６２．更に、宛て先出力デバイスへのルーティング不成功というメッセージを、メッセージ発信ノードのメモリ手段の保管ファイルに記憶するステップを含むことを特徴とする請求項１６１に記載の方法。１６３．ネットワークが、少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタするファシリティマネージメントシステムであることを特徴とする請求項１６１に記載の方法。１６４．ネットワークを形成するように相互接続された処理ノード間でメッセージを報告する複数の動作命令の記憶されたインデックスを含む記憶媒体であって、動作命令が、（ａ）ノードのメモリ手段にレポートルータを記憶し、ノードに接続された点の変化状態を示すメッセージめためにノードに記憶された好ましい入／出力タスクの場所をレポートルータに識別させる命令と、（ｂ）レポートルータによって識別されたノードに入／出力タスクを記憶し、受容されたメッセージ用の少なくとも１つの宛て先出力デバイスを入／出力タスクに識別させる命令と、（ｃ）ノードに接続された点の変化状態を示す状態変化メッセージの各々を、変更点と通信するノード内のレポートルータによって識別された場所にルーティングする命令と、（ｄ）入／出力タスクを記憶するノードによって制御される宛て先出力デバイスにメッセージをルーティングできるか否かを決定するために、レポートルータによって識別された場所に記憶された入／出力タスク内の各メッセージを処理する命令と、（ｅ）識別された宛て先出力デバイスの１つにメッセージをルーティングできる場合には、メッセージをルーティングしメッセージ転送成功信号をレポートルータに与える命令と、（ｆ）識別された出力デバイスの１つにメッセージをルーティングできない場合には、メッセージを別のレポートルータにルーティングする命令を含み、別のレポートルータは、入／出力タスクを有するノードに記憶されており且つメッセージに対する少なくとも１つの代替処理場所を識別し、（ｇ）可能な全部の宛て先出力デバイスがなくなるまでステップ（ｄ）、（ｅ）、（ｆ）を反復することを特徴とする記憶媒体。１６５．更に、宛て先出力デバイスへのルーティングに成功しなかったメッセージを、メッセージ発信ノードのメモリ手段の保管ファイルに記憶する命令を含むことを特徴とする請求項１６４に記載の記憶されたインデックス。１６６．ネットワークが、少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタする命令を更に含むファシリティマネージメントシステムであることを特徴とする請求項１６４に記載の記憶されたインデックス。１６７．ネットワークを形成するように相互接続された処理ノード間でメッセージを報告する装置であって、（ａ）レポートルータを記憶し、ノードに接続された点の変化状態を示すメッセージのためにノード内に記憶された好ましい入／出力タスクの場所をレポートルークに識別させるノード内のメモリ手段と、（ｂ）レポートルータによって識別されたノードに入／出力タスクを記憶し、受容されたメッセージのために少なくとも１つの宛て先出力デバイスを入／出力タスクに識別させるノード内の手段と、（ｃ）ノードに接続された点の変化状態を示す状態変化メッセージの各々を、変化点と通信するノード内のレポートルークによって識別された場所にルーティングする手段と、（ｄ）入／出力タスクを記憶するノードによって制御された宛て先出力デバイスにメッセージをルーティングできるか否かを決定するために、レポートルータによって識別された場所に記憶された入／出力タスク内の各メッセージを処理する手段と、（ｅ）該別された宛て先出力デバイスの１つにメッセージをルーティングできる場合に、メッセージをルーティングしメッセージの転送成功信号をレポートルータに与え、（ｆ）識別された出力デバイスの１つにメッセージをルーティングできない場合には、別のレポートルータにメッセージをルーティングし、他ののレポートルータは入／出力タクスを有するノード内に記憶され且つメッセージのために少なくとも１つの代替処理場所を識別し、（ｇ）可能な全部の宛て先出力デバイスがなくなるまでステップ（ｄ）、（ｅ）、（ｆ）を反復することを特徴とする装置。１６８．更に、保管ファイルの宛て先出力デバイスへのルーティングに成功しなかったメッセージを記憶するためにメッセージを発信したノードのメモリ手段を含むことを特徴とする請求項１６７に記載の装置。１６９．ネットワークが、少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタする手段を含むファシリティマネージメントシステムであることを特徴とする請求項１６７に記載の装置。１７０．ネットワークで通信する複数の全自動処理ノード間の時間同期方法であって、システムタイムマネージャノードから時間初期化メッセージを送出し、次いでシステムタイムマネージャノードと時間初期化メッセージを受容するノードとにおける経過時間をモニタし、各ノード内の所定の時間初期化間隔毎に、ノードがシステムタイムマネージャノードであるか否かを決定するために記憶された表示子を検査し、ノードがシステムタイムマネージャノードであるときは、新しい時間同期メッセージを伝送し、ノードがシステムタイムマネージャノードでないときは、ノード内の時間を新しい時間初期化メッセージ内に指定された時間にリセットすることを特徴とする方法。１７１．システムタイムマネージャノードでないノードが新しい時間初期化メッセージの受容に成功しなかったときに、ノードから時間初期化メッセージを送出し、これによりネットワークの残りのノードを同期させることを特徴とする請求項１７０に記載の方法。１７２．ネットワークが、少なくとも１つのプロセスを少なくともモニタする動作を含むファシリティマネージメントシステムであることを特徴とする請求項１６７に記載の方法。１７３．ネットワークで通信する複数のノードの記憶手段に記憶されたデータベースの同期方法であって、ノードに記憶されたデータベースの最新の更新時刻を示す時刻表示を各ノードの記憶手段に記憶するステップと、ノードに記憶された時刻表示を各ノードから定期的に伝送するステップと、伝送された時刻表示を各ノードで受容し、各受容時刻表示と記憶された時刻表示とを比較するステップと、受容された時刻表示が記憶された時刻表示よりも遅い場合には、時刻表示送出ノードに対して、そのデータベースを時刻表示受容ノードに送出するように要求するステップを含むことを特徴とする方法。１７４．各ノードの非揮発性メモリにアーカイブデバイスの識別子を記憶し、アーカイブデバイスからノードのデータベースを初期化するステップを含むことを特徴とする請求項１７３に記載の方法。１７５．少なくとも１つのノードが少なくとも１つのスレーブデバイスを制御し、更に、オンラインのスレーブデバイスからの時刻表示を対応するノードに報告し、報告された時刻表示とノード内の時刻表示とをノード内で比較し、ノードが、報告された時刻表示よりも遅い時刻表示を有する場合には、ノード内のデータベースの少なくとも１部分をスレーブデバイスに伝送するステップを含むことを特徴とする請求項１７３に記載の方法。１７６．ネットワークが、少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタする動作を含むファシリティマネージメントシステムであることを特徴とする請求項１７３に記載の装置。１７７．ネットワークで通信する複数の全自動処理ノード間の時間同期装置であって、システムタイムマネージャノードから時間初期化メッセージを伝送し、次いでシステムタイムマネージャノードと時間初期化メッセージとを受容するノードにおける経過時間をモニタする処理手段と、ノードがシステムタイムマネージャノードであるか否かを決定するために、所定の時間初期化間隔毎に、記憶されたインジケータを検査する各ノード内の処理手段と、ノードがシステムタイムマネージャノードであるときは、新しい時間同期メッセージを伝送し、ノードがシステムタイムマネージャノードでないときは、新しい時間初期化メッセージが受容されたか否かを判断し、ノード内の時間を新しい時間初期化メッセージ内に指定された時間にリセットする手段を含むことを特徴とする装置。１７８．システムタイムマネージャノードでないノードが新しい時間初期化メッセージの受容に成功しなかったときに、ノードから時間初期化メッセージを伝送し、これによりネットワークの残りのノードを同期させることを特徴とする請求項１７７に記載の装置。１７９．ネットワークが、少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタする手段を含むファシリティマネージメントシステムであることを特徴とする請求項１７７に記載の装置。１８０．ネットワークで通信する複数のノードの記憶手段に記憶されたデータベースの同期装置であって、ノードに記憶されたデータベースの最新の更新時刻を示す時刻表示を各ノードに記憶するための記憶手段と、ノードに記憶された時刻表示を各ノードから定期的に伝送する手段と、伝送された時刻表示を各ノードで受容し、受容された各時刻表示と記憶された時刻表示とを比較する手段と、受容された時刻表示が記憶された時刻表示よりも遅い場合には、時刻表示送出ノードに対して、そのデータベースを時刻表示受容ノードに送出するように要求する手段とを含むことを特徴とする装置。１８１．各ノードの非揮発性メモリ手段にアーカイブデバイスの識別子を記憶し、アーカイブデバイスからノードのデータベースを初期化する手段を含むことを特徴とする請求項１８０に記載の装置。１８２．少なくとも１つのノードが少なくとも１つのスレーブデバイスを制御し、更に、インラインのスレーブデバイスから対応するノードに報告された時刻表示を受容する手段と、報告された時刻表示とノード内の時刻表示とをノード内で比較し、ノードが、報告された時刻表示よりも遅い時刻表示を有する場合には、ノード内のデータベースの少なくとも１部分をスレーブデバイスに伝送する手段とを含むことを特徴とする請求項１８０に記載の装置。１８３．ネットワークが、少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタする手段を含むファシリティマネージメントシステムであることを特徴とする請求項１８０に記載の装置。１８４．ネットワークで通信する複数の全自動処理ノード時間を同期させる複数の動作命令の記憶されたインデックスを含む記憶媒体であって、命令が、システムタイムマネージャノードから時間初期化メッセージを伝送し、次いでシステムタイムマネージャノードと時間初期化メッセージを受容するノードとにおける経過時間をモニタする命令と、各ノード内の所定の時間初期化間隔毎に、ノードがシステムタイムマネージャノードであるか否かを決定するために記憶されたインジケータを検査し、ノードがシステムタイムマネージャノードであるときは、新しい時間同期メッセージを送出し、ノードがシステムタイムマネージャノードでないときは、新しい時間同期メッセージが受信されたか否かを判断し、ノード内の時間を新しい時間初期化メッセージ内に指定された時間にリセットする命令を含むことを特徴とする記憶媒体。１８５．システムタイムマネージャノードでないノードが新しい時間初期化メッセージの受容に成功しなかったときに、ノードから時間初期化メッセージを送出し、これによりネットワークの残りのノードを同期させる命令を含むことを特徴とする請求項１８４に記載の記憶されたインデックス。１８６．ネットワークが、少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタする命令を含むファシリティマネージメントシステムであることを特徴とする請求項１８４に記載の記憶されたインデックス。１８７．ネットワークで通信する複数のノードの記憶手段に記憶されたデータベースを同期させる複数の命令の記憶されたインデックスを含む記憶媒体であって、命令が、ノードに記憶されたデータベースの最新の更新時刻を示す時刻表示を各ノードの記憶手段に記憶する命令と、ノードに記憶された時刻表示を各ノードから定期的に伝送する命令と、伝送された時刻表示を各ノードで受容し、受容された各瞬刻表示と記憶された時刻表示とを比較する命令と、受容された時刻表示が記憶された時刻表示よりも遅い場合には、時刻表示送出ノードに対して、そのデータベースを時刻表示受容ノードに送出するように要求する命令とを含むことを特徴とする記憶媒体。１８８．各ノードの非揮発性メモリにアーカイブデバイスの識別子を記憶する命令と、アーカイブデバイスからノードのデータベースを初期化する命令を含むことを特徴とする請求項１８７に記載の記憶されたインデックス。１８９．少なくとも１つのノードが少なくとも１つのスレーブデバイスを制御し、更に、インラインのスレーブデバイスからの時刻表示を対応するノードに報告する命令と、報告された時刻表示とノード内の時刻表示とをノード内で比較し、ノードが、報告された時刻表示よりも遅い時刻表示を有する場合には、ノード内のデータベースの少なくとも１部分をスレーブデバイスに伝送する命令とを含むことを特徴とする請求項１８７に記載の記憶されたインデックス。１９０．ネットワークが、少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタする命令を含むファシリティマネージメントシステムであることを特徴とする請求項１８７に記載の記憶されたインデックス。１９１．アーカイブデバイスに記憶された情報を宛て先ノードにダウンロードする方法であって、宛て先ノードがネットワークで通信する複数のノードの１つであり、宛て先ノードにルーティングテーブルが存在しない場合に、アーカイブデバイスからの少なくとも１つのメッセージを、記憶手段に記憶されたルーティングテーブルを有する少なくとも１つの中間ノードに伝送するステップと、メッセージのルーティングの制御を中間ノードに移転し、中面ノードを介してメッセージを宛て先ノードに転送するステップと、肯定応答メッセージを受容ノードからメッセージを直通させる中間ノードに伝送し、中間ノードに定義されたルーティングテーブルを介して肯定応答をルーティングすることによって、ダウンロードの肯定応答を与えるステップとを含むことを特徴とする方法。１９２．複数のノードを有するネットワークを操作するルーティングテーブルを使用することなく要求ノードからの情報ダウンロード要求を、要求されたダウンロードデータを含むアーカイブデバイスにルーティングする方法であって、ノードへのダウンロード要求を発信する別のノードから成るＮＣイニシエータの識別子を各ノードの非原発性メモリに記憶するステップと、各ノードにアーカイブデバイス識別子を記憶するステップと、アーカイブデバイスから、別のノードのＮＣイニシエータとなるノードのうちの少なくとも１つのノードにデータをダウンロードするステップと、ノードのＮＣイニシエータに要求を送出することによってルーティングテーブルを使用しないでノードからのダウンロードを要求するステップと、ノードのＮＣイニシエータがルーティングテーブルを用いてダウンロードされた場合には、アーカイブデバイスまたは複数ノード中の別のノードに要求を送出し、他のノードが中間ノードであり、中間ノードが更に、要求をパスに沿って所定のダウンロードデバイスを記憶したルーティングテーブルにルーティングするステップを含むことを特徴とする方法。１９３．更に、ＮＣイニシエータとして第１ノードにダウンロードし、第２ノードのＮＣイニシエータとして第１ノードの識別子を第２ノードの記憶手段から読取り、第２ノードダウンロード要求を第１ノードを介してルーティングすることによって第２ノードにダウンロードし、次いで、第３ノードのＮＣイニシエータとして第３ノードの記憶手段から第１ノードまたは第２のノードの識別子を読取り、記憶されたＮＣイニシエータにダウンロード要求をルーティングすることによって第３ノードにダウンロードし、次いで、１つ前のダウンロードノードの識別子をノードのＮＣイニシエータとして読取り、ダウンロード要求を対応する１つ前のダウンロードノードを介してルーティングすることによって以後のノードにダウンロードするノードの逐次ダウンロードを含むことを特徴とする請求項１９２に記載の方法。１９４．第１ダウンロードがアーカイブデバイスによって開始されることを特徴とする請求項１９２に記載の方法。１９５．第１ダウンロードが、ノードからノード記憶手段内で識別されたダウンロードデバイスへの直接要求に随伴されることを特徴とする請求項１９２に記載の方法。１９６．ファシリティマネージメントシステムからの複数のノードが更に、少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタする動作を含むことを特徴とする請求項１９２に記載の方法。１９７．アーカイブデバイスに記憶された情報を宛て先ノードにダウンロードする装置であって、宛て先ノードがネットワークで通信する複数のノードの１つであり、宛て先ノードにルーティングテーブルが存在しない場合には、アーカイブデバイスからの少なくとも１つのメッセージを、記憶手段に記憶されたルーティングテーブルを有する少なくとも１つの中間ノードに伝送する手段と、メッセージルーティングの制御を中間ノードに移転し、中面ノードを介してメッセージを宛て先ノードに転送する手段と、肯定応答メッセージを受容ノードからメッセージを直通させる中間ノードに伝送し、中間ノード内に定義されたルーティングテーブルを介して肯定応答をルーティングすることによってダウンロードの肯定応答を与える手段とを含むことを特徴とする装置。１９８．複数のノードを有するネットワークを操作するルーティングテーブルを使用することなく要求ノードからの情報ダウンロード要求を、要求されたダウンロードデータを含むアーカイブデバイスにルーティングする装置であって、ノードに対するダウンロード要求を発信する別のノードから成るＮＣイニシエータの識別子を記憶するための各ノードの非揮発性メモリと、各ノード内のアーカイブデバイス識別子を記憶する手段と、アーカイブデバイスから、別のノードのＮＣイニシエータとなる少なくとも１つのノードにデータをダウンロードする処理手段と、要求をノードのＮＣイニシエータに伝送することによってルーティングテーブルを使用しないでノードからダウンロードを要求する処理手段と、ノードのＮＣイニシエータがルーティングテーブルによってダウンロードされた場合には、アーカイブデバイスまたは複数ノード中の別のノードに要求を伝送する処理手段とを含み、別のノードは中間ノードであり、中間ノードは、要求をパスに沿って所定のダウンロードデバイスを記憶したルーティングテーブルにルーティングすることを特徴とする装置。１９９．更に、ＮＣイニシエータとして第１ノードにダウンロードする第１ノード内の処理手段と、第２ノードのＮＣイニシエータとして第１ノードの識別子を第２ノードの配置手段から読取り第２ノードダウンロード要求を第１ノードを介してルーティングすることによって第２ノードにダウンロードする第２ノード内の処理手段と、次いで、第３ノードのＮＣイニシエータとして第３ノードの記憶手段から第１ノードまたは第２のノードの識別子を読取り、記憶されたＮＣイニシエータにダウンロード要求をルーティングする第３ノード内の処理手段と、その他の複数のノードの各々に備えられており、１つ前のダウンロードノードの識別子をノードのＮＣイニシエータとして読取り、対応する１つ前のダウンロードノードを介してダウンロード要求をルーティングする処理手段とを含むことを特徴とする請求項１９８に記載の装置。２００．第１ダウンロードがアーカイブデバイスによって開始されることを特徴とする請求項１９８に記載の装置。２０１．第１ダウンロードが、ノード内の処理手段からノード記憶手段内で識別されたダウンロードデバイスへの直接要求に随伴されることを特徴とする請求項１９８に記載の方法。２０２．ファシリティマネージメントシステムからの複数のノードが更に、少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタする手段を含むことを特徴とする請求項１９８に記載の装置。２０３．アーカイブデバイスに記憶された情報を宛て先ノードにダウンロードする複数の動作命令の記憶されたインデックスを含む記憶媒体であって、宛て先ノードがネットワークで通信する複数のノードの１つであり、宛て先ノードにルーティングテーブルが存在しない場合に、命令が、アーカイブデバイスからの少なくとも１つのメッセージを、記憶手段に記憶されたルーティングテーブルを有する少なくとも１つの中間ノードに伝送する命令と、メッセージのルーティングの制御を中間ノードに移転し、中面ノードを介してメッセージを宛て先ノードに転送する命令と、肯定応答メッセージを受容ノードからメッセージを直通させる中間ノードに伝送し、中間ノードに定義されたルーティングテーブルを介して肯定応答をルーティングすることによってダウンロードの肯定応答を与える命令とを含むことを特徴とする記憶媒体。２０４．複数のノードを有するネットワークを操作するルーティングテーブルを使用することなく要求ノードからの情報ダウンロード要求を、要求されたダウンロードデータを含むアーカイブデバイスにルーティングする複数の動作命令の記憶されたインデックスを含む配置媒体であって、命令が、ノードにダウンロード要求を発信する別のノードから成るＮＣイニシエータの識別子を各ノードの非揮発性メモリに記憶する命令と、アーカイブデバイス識別子を各ノードに記憶する命令と、アーカイブデバイスから、別のノードのＮＣイニシエータとなる少なくとも１つのノードにデータをダウンロードする命令と、ノードのＮＣイニシエータに要求を伝送することによってルーティングテーブルを使用しないでノードからダウンロードを要求する命令と、ノードのＮＣイニシエータがルーティングテーブルによってダウンロードされた場合には、アーカイブデバイスまたは複数ノード中の別のノードに要求を伝送し、別のノードが中間ノードであり、中間ノードが、要求をパスに沿って所定のダウンロードデバイスに記憶されたルーティングテーブルに更にルーティングするテーブルを有することを特徴とする記憶媒体。２０５．更に、ＮＣイニシエータとして第１ノードにダウンロードし、第２ノードのＮＣイニシエータとして第１ノードの識別子を第２ノードの記憶手段から読取り、第２ノードダウンロード要求を第１ノードを介してルーティングすることによって第２ノードにダウンロードし、次いで、第３ノードのＮＣイニシエータとして第３ノードの記憶手段から第１ノード及び第２ノードの一方の識別子を読取り、記憶されたＮＣイニシエータにダウンロード要求をルーティングすることによって第３ノードにダウンロードし、次いで、１つ前のダウンロードノードの識別子をノードのＮＣイニシエータとして読取り、ダウンロード要求を対応する１つ前のダウンロードノードを介してルーティングすることによって以後のノードにダウンロードするノードの逐次ダウンロード命令を含むことを特徴とする請求項２０４に記載の記憶されたインデックス。２０６．第１ダウンロードがアーカイブデバイスによって開始されることを特徴とする請求項２０４に記載の記憶されたインデックス。２０７．第１ノードに命令を含み、第１ダウンロードが、ノードからノード記憶手段内で識別されたダウンロードデバイスへの直接要求に随伴されることを特徴とする請求項２０４に記載の記憶されたインデックス。２０８．ファシリティマネージメントシステムからの複数のノードが更に、少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタする命令を含むことを特徴とする請求項２０４に記載の方法。２０９．互いに通信する複数のノードを有するネットワーク内で記憶手段の複数の場所に記憶されたネーム付きデータ要素から成るオブジェクトの要約を報告する方法であって、オブジェクトの識別子及び属性の選択基準を指定するディレクティブをレポート宛て先ノードのハイレベル機能内に生成するステップと、オブジェクト識別子によって識別された全部のオブジェクトのネットワーク上の場所を指定する蓄積オブジェクトディレクトリを有するネットワーク上のノードを識別するステップと、オブジェクトディレクトリを有するノードで、オブジェクトディレクトリによって指定された場所から、オブジェクト識別子に対応する記憶されたオブジェクトを検索するステップと、オブジェクトディレクトリを有するノード内の処理手段において、検索されたオブジェクトを指定された属性選択基準に基づいて比較するステップと、選択基準に適合しないオブジェクト全部を廃棄し、検索されたオブジェクト全部の検査が終わるまで選択基準に適合するオブジェクトをバッファに保管するステップと、次いで、保管されたオブジェクトを宛て先ノードに逐次伝送するステップとを含むことを特徴とする方法。２１０．ネットワークが、少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタする動作を更に含むファシリティマネージメントシステムであることを特徴とする請求項２０９に記載の方法。２１１．互いに通信する複数のノードを有するネットワーク内で記憶手段の複数の場所に記憶されたオブジェクトの要約を報告するための複数の動作命令を記憶したインデックスを含む記憶媒体であって、命令が、オブジェクトの識別子及び属性の選択基準を指定するディレクティブをレポート宛て先ノードのハイレベル機能に生成する命令と、オブジェクト識別子によって識別された全部のオブジェクトのネットワーク上の場所を指定する蓄積オブジェクトディレクトリを有するネットワーク上のノードを識別する命令と、オブジェクトディレクトリを有するノードで、オブジェクトディレクトリによって指定された場所から、オブジェクト識別子に対応する記憶されたオブジェクトを検索する命令と、オブジェクトディレクトリを有するノード内の処理手段において、検索されたオブジェクトを指定された属性選択基準に基づいて比較する命令と、選択基準に適合しない全部のオブジェクトを廃棄し、検索された全部のオブジェクトの検査が終わるまで選択基準に適合するオブジェクトをバッファに保管する命令と、次いで、保管されたオブジェクトを宛て先ノードに逐次伝送する命令とを含むことを特徴とする記憶媒体。２１２．ネットワークが、少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタする命令を更に含むファシリティマネージメントシステムであることを特徴とする請求項２１１に記載の記憶されたインデックス。２１３．互いに通信する複数のノードを有するネットワーク内で記憶手段の複数の場所に記憶されたネーム付きデータ要素から成るオブジェクトの要約を報告する装置であって、オブジェクトの識別子及び属性の選択基準を指定するデイレクティブをレポート宛て先ノードのハイレベル機能に生成するノード内の処理手段と、オブジェクト識別子によって識別された全部のオブジェクトのネットワーク上の場所を指定する蓄積オブジェクトディレクトリを有するネットワーク上のノードを更に識別する処理手段と、オブジェクトディレクトリを有するノードで、オブジェクトディレクトリによって指定された場所から、オブジェクト識別子に対応する記憶されたオブジェクトを更に検索する処理手段と、オブジェクトディレクトリを有するノード内の処理手段において、検索されたオブジェクトを指定された属性選択基準に基づいて更に比較する処理手段と、選択基準に適合しないオブジェクト全部を廃棄し、検索されたオブジェクト全部の検査が終わるまで選択基準に連合するオブジェクトをバッファに保管する処理手段と、次いで、保管したオブジェクトを宛て先ノードに逐次伝送する処理手段とを含むことを特徴とする装置。２１４．処理手段と記憶手段とを有する少なくとも１つのコンピュータ化ノードを操作する制御システムのプロセスループを制御する方法であって、方法が、（ａ）少なくとも１つのノードの記憶手段に、比例、積分及び微分（ＰＩＤ）ループソフトウェアオブジェクトを記憶するステップを含み、制御システム内のプロセスループの比例、積分及び微粉制御を与えるために、ＰＩＤループオブジェクトがデータベースマネージャと属性及びプロセスの蓄積データベースとを有しており、（ｂ）ＰＩＤループの制御下に、制御されたプロセスの設定値を識別するデータを読取るステップと、制御されたプロセスループから入力データを読取り、読取ったデータを各入力に対応する係数によって条件付けし、読取った入力と係数とからフィードバック変数の値を決定するステップと、制御されたプロセスループの操作された変数の比例、積分及び微分制御の記憶されたＰＩＤプロセスを実行するステップとを含み、ＰＩＤプロセスが、フィードバック変数を設定値の所定範囲内に設定するために、操作された変数をオブジェクトの属性として参照する出力を生成することを特徴とする方法。２１５．設定値の所定の範囲がＰＩＤオブジェクトの属性として記憶されていることを特徴とする請求項２１４に記載の方法。２１６．読取りデータが、属性に対する個別の参照を含み、各属性が、実効値及び別のオブジェクトの属性に対する参照のいずれかであることを特徴とする請求項２１４に記載の方法。２１７．オフセット値の読取りを含み、処理手段において、読取ったオフセット値に対応する量及び方向だけＰＩＤプロセスの出力をオフセットすることを特徴とする請求項２１４に記載の方法。２１８．飽和の上限及び下限の読取りを含み、処理手段において、ＰＩＤ出力が飽和の上限から下限までの範囲の外部の出力を送出することを阻止することを特徴とする請求項２１４に記載の方法。２１９．更に、ＰＩＤオブジェクトの属性として記憶されたサンプル周期を測定することによって所定時刻毎に入力データをサンプリングすることを特徴とする請求項２１４に記載の方法。２２０．各ＰＩＤループがそのサンプル周期の１５％以内にサンプリングされるように、優先度に基づいてＰＩＤループの複数の事例の各々で入力データをサンプリングすることを特徴とする請求項２１９に記載の方法。２２１．ＰＩＤ出力が、積分、比例及び微分項を有することを特徴とする請求項２１４に記載の方法。２２２．積分制御のための積分時間がＰＩＤオブジェクトの属性として記憶されており、ＰＩＤ出力の積分項が積分時間中に計算されることを特徴とする請求項２２１に記載の方法。２２３．積分時間が、フィードバックと設定値との間の差によって定数エラーが示されるときに出力の積分項を出力の比例項に等しくするために要する時間量であることを特徴とする請求項２２２に記載の方法。２２４．積分項が、Ｉｔｅｒｍ（ｔ）＝（（Ｔ／１ｔｉｍｅ）＊Ｐｔｅｒｍ（ｔ）＋（１−Ｔ／Ｉｔｉｍｅ）＋Ｉｔｅｒｍ（ｔ−１）によって定義されることを特徴とする請求項２２３に記載の方法。２２５．比例制御のための比例バンド係数が記憶されており、ＰＩＤループオブジェクトの属性として検索され、比例項が、Ｐｔｅｒｍ（ｔ）＝１００＊Ｅ（ｔ）／Ｐｂａｎｄによって定義されることを特徴とする請求項２２１に記載の方法。２２６．微分の重みが記憶され、ＰＩＤループオブジェクトの属性として検索され、微分項がＰＩＤループオブジェクトをフィードバック値の変化レートに従属させることを特徴とする請求項２２１に記載の方法。２２７．微分項が、Ｄｔｅｒｍ（ｔ）＝Ｄｗｅｉｇｈｔ＊｛（１ｔｉｍｅ／４＊Ｔ）＊１００／Ｐｂａｎｄ＊（ｆｅｅｄｂａｃｋ（ｔ）−ｆｅｅｄｂａｃｋ（ｔ−１）｝によって定義されることを特徴とする請求項２２６に記載の方法。２２８．出力が更にヒステリシス補償項を含むことを特徴とする請求項２２１に記載の方法。２２９．ヒステリシス補償値が記憶され、ＰＩＤループオブジェクト内で属性として検索され、出力とフィードバックとの間で観察されるヒステリシス量であることを特徴とする請求項２２８に記載の方法。２３０．更に、オフセット値を読取り、読取ったオフセット値に対応する量及び方向だけＰＩＤプロセスの１出力をオフセットすることを特徴とする請求項２２８に記載の方法。２３１．ＰＩＤ出力が、ＯＵＴ（ｔ）＝Ｐｔｅｒｍ（ｔ）十Ｉｔｅｒｍ（ｔ−１）＋Ｄｔｅｒｍ（ｔ）＋Ｏｆｆｓｅｔ（ｔ）＋Ｈｙｓｔｅｒｅｓｉｓ　ｃｏｍｐｅｎｓａｔｉｏｎ（ｔ）として定義されることを特徴とする請求項２３０に記載の方法。２３２．データベースマネージャが、データの読取り及び書込みを行ない且つプロセス制御ループにコマンドを送出するノード内の別のオブジェクトに対するインタフェースを形成し、ＰＩＤループの複数の事例の各々の処理スケジュールを作成し、従属処理を実行することを特徴とする請求項２１４に記載の方法。２３３．ＰＩＤループオブジェクトがＰＩＤループオブジェクトからコマンドを受容する全部の出力のオーバーライド条件及び補助信号スイッチイネーブル設定条件のいずれか１つを設定し、出力の比例項を決定し、条件の１つが変化したときに、出力を、条件が変化したときのＰｔｅｒｍによって変更された直前の出力の値に設定することによってバンプのない転送を実行することを特徴とする請求項２１４に記載の方法。２３４．ＰＩＤループオブジェクトが記憶手段に記憶された補助信号イネーブル属性を読取り、補助信号属性の１つの条件において、ＰＩＤプロセス出力を従属処理にルーティングし、第２条件において、補助信号を従属処理にルーティングすることを特徴とする請求項２１４に記載の方法。２３５．ＰＩＤループオブジェクトが記憶手段に記憶されたフィルタ重み属性を読取り、ＰＩＤプロセス出力または補動信号から成るＰＩＤ出力の値を、直前フィルタ値＋（（１／フィルタ重み）＊（ＰＩＤ出力値一直前フィルタ値））によって定義されるフィルタ出力属性にろ過し、直前フィルタ値は直前の繰返しからのフィルタ出力属性であることを特徴とする請求項２３４に記載の方法。２３６．ＰＩＤループオブジェクトは、フィルタ出力属性を高／低信号に比較し、記憶手段に記憶されたＨ／Ｌ選択属性を読取り、Ｈ／Ｌ選択属性の第１状態では出力フィルタ属性と高／低信号との大きいほうをＨＯ属性に記憶し、Ｈ／Ｌ選択属性の第２状態では出力フィルタ属性と高／低信号との小さいほうをＨＯ属性に記憶することを特徴とする請求項２３５に記載の方法。２３７．ＰＩＤループオブジェクトは、入力の信頼性が失われる前の最終信頼状態に出力を設定することを特徴とする請求項２１４に記載の方法。２３８．ＰＩＤループオブジェクトは、ＰＩＤ処理に数学的エラーが発生したときに最終信頼状態に出力を設定することを特徴とする請求項２１４に記載の方法。２３９．制御された変数を設定値に近付けるために、ＰＩＤループオブジェクトの出力は全差の百分率で示されるデフレクションを有することを特徴とする請求項２１４に記載の方法。２４０．処理手段と記憶手段とを有する少なくとも１つのコンピュータ化ノードを操作する制御システムのプロセスループの制御装置であって、（ａ）ノードの少なくとも１つに、比例、積分及び微分（ＰＩＤ）ループソフトウェアオブジェクトを記憶する記憶手段を含み、制御システム内のプロセスループの比例、積分及び微粉制御を与えるために、ＰＩＤループオブジェクトがデータベースマネージャと属性及びプロセスの蓄積データベースとを有しており、（ｂ）ＰＩＤループの制御下に、制御されたプロセスの設定値を識別するデータを読取り、制御されたプロセスループから入力データを読取り、読取ったデータを各入力に対応する係数によって条件付けし、読取った入力と係数とからフィードバック変数の値を決定し、制御されたプロセスループの操作された変数の比例、積分及び微分制御の記憶されたＰＩＤプロセスを実行する処理手段を含み、ＰＩＤプロセスが、フィードバック変数を設定値の所定の範囲内に設定するために、操作された変数をオブジェクトの属性として参照する出力を生成することを特徴とする装置。２４１．設定値の所定の範囲がＰＩＤオブジェクトの属性として記憶されていることを特徴とする請求項２４０に記載の装置。２４２．読取りデータが、属性に対する個別の参照を含み、各属性が、実効値及び別のオブジェクトの属性に対する参照のいずれかであることを特徴とする請求項２４０に記載の装置。２４３．処理手段内にオフセット値の読取り手段を含み、処理手段において、読取ったオフセット値に対応する量及び方向だけＰＩＤプロセスの出力をオフセットすることを特徴とする請求項２４０に記載の装置。２４４．処理手段内に飽和の上限及び下限を読取る手段を含み、処理手段において、ＰＩＤ出力が飽和の上限から下限までの範囲に含まれない出力を送出することを阻止することを特徴とする請求項２４０に記載の装置。２４５．更に、ＰＩＤオブジェクトの属性として記憶されたサンプル周期を測定することによって、所定時刻毎に入力データをサンプリングするために処理手段内にサンプリング手段を含むことを特徴とする請求項２４０に記載の装置。２４６．各ＰＩＤループがそのサンプル周期の１５％以内にサンプリングされるように、優先度に基づいてＰＩＤループの複数の事例の各々について入力データをサンプリングすることを特徴とする請求項２４５に記載の装置。２４７．ＰＩＤ出力が、積分、比例及び微分項を有することを特徴とする請求項２４０に記載の装置。２４８．積分制御のための積分時間がＰＩＤオブジェクトの属性として記憶されており、ＰＩＤ出力の積分項が積分時間中に処理手段によって計算されることを特徴とする請求項２４７に記載の装置。２４９．積分時間が、フィードバックと設定値との間の差によって定数エラーが示されるときに出力の積分項を出力の比例項に等しくするために要する時間量であることを特徴とする請求項２４８に記載の装置。２５０．積分項が、Ｉｔｅｒｍ（ｔ）＝（（Ｔ／Ｉｔｉｍｅ）＊Ｐｔｅｒｍ（ｔ）＋（１−Ｔ／Ｉｔｉｍｃ）＋Ｉｔｅｒｍ（ｔ−１）によって定義されることを特徴とする請求項２４９に記載の装置。２５１．比例制御のための比例バンド係数が記憶されており、ＰＩＤループオブジェクトの属性として検索され、比例項が、Ｐｔｅｒｍ（ｔ）＝１００＊Ｅ（ｔ）／Ｐｂａｎｄによって定義されることを特徴とする請求項２４７に記載の装置。２５２．微分の重みが記憶されており、ＰＩＤループオブジェクトの属性として検索され、処理手段において、微分項がＰＩＤループオブジェクトをフィードバック値の変化レートに従属させることを特徴とする請求項２４７に記載の装置。２５３．微分項が、Ｄｔｅｒｍ（ｔ）＝Ｄｗｅｉｇｈｔ＊｛（Ｉｔｉｍｅ／４＊Ｔ）＊１００／Ｐｂａｎｄ＊（ｆｅｅｄｂａｃｋ（ｔ）−ｆｅｃｄｂａｃｋ（ｔ−１））によって定義されることを特徴とする請求項２５２に記載の装置。２５４．出力が更にヒステリシス補償項を含むことを特徴とする請求項２５２に記載の装置。２５５．ヒステリシス補償値が記憶手段に記憶されており、ＰＩＤループオブジェクト内で属性として処理手段によって検索され、出力とフィードバックとの間で観察されるヒステリシスの量であることを特徴とする請求項２５４に記載の装置。２５６．オフセット値が読取られ、読取ったオフセット値に対応する量及び方向だけＰＩＤプロセスの１出力がオフセットされることを特徴とする請求項２５４に記載の装置。２５７．ＰＩＤ出力が、ＯＵＴ（ｔ）＝Ｐｔｅｒｍ（ｔ）＋Ｉｔｅｒｍ（ｔ−１）＋Ｄｔｅｒｍ（ｔ）＋Ｏｆｆｓｅｔ（ｔ）＋Ｈｙｓｔｅｒｅｓｉｓ　ｃｏｍｐｅｎｓａｔｉｏｎ（ｔ）として定義されることを特徴とする請求項２５６に記載の装置。２５８．処理手段内のデータベースマネージャが、データの読取り及び書込みを行ない且つプロセス制御ループにコマンドを送出するノード内の別のオブジェクトに対するインタフェースを形成し、ＰＩＤループの複数の事例の各々の処理スケジュールを作成し、従属処理を実行することを特徴とする請求項２４０に記載の装置。２５９．ＰＩＤループオブジェクトがＰＩＤループオブジェクトからコマンドを受容する全部の出力のオーバーライド条件または補助信号スイッチイネーブル設定条件の１つを検出し、出力の比例項を決定するために処理手段の内部に備えられた手段と、一方の条件が変化したときに、出力を、条件変化が生じたときのＰｔｏｒｍによって変更された直前の処理出力の値に設定することによってバンプのない転送を実行することを特徴とする請求項２４０に記載の装置。２６０．ＰＩＤループオブジェクトが記憶手段に記憶された補助信号イネーブル属性を読取り、補助信号属性の１つの条件において、ＰＩＤプロセス出力を従属処理にルーティングし、第２条件において、補助信号を従属処理にルーティングすることを特徴とする請求項２４０に記載の装置。２６１．ＰＩＤループオブジェクトが記憶手段に記憶されたフィルタ重み属性を読取り、ＰＩＤプロセス出力または補助信号から成るＰＩＤ出力の値を、直前フィルタ値＋（（１／フィルタ重み）＊（ＰＩＤ出力値−直前フィルタ値））によって定義されるフィルタ出力属性にろ過し、直前フィルタ値は直前の繰返しからのフィルタ出力属性であることを特徴とする請求項２４０に記載の装置。２６２．ＰＩＤループオブジェクトは、フィルタ出力属性を高／低信号に比較し、記憶手段に記憶されたＨ／Ｌ選択属性を読取り、Ｈ／Ｌ選択属性の第１状態では出力フィルタ属性と高／低信号との大きいほうをＨＯ属性に記憶し、Ｈ／Ｌ選択属性の第２状態では出力フィルタ属性と高／低信号との小さいほうをＨＯ属性に記憶することを特徴とする請求項２６１に記載の装置。２６３．ＰＩＤループオブジェクトは、入力の信頼性が失われる前の最終信頼状態に出力を設定することを特徴とする請求項２４０に記載の装置。２６４．ＰＩＤループオブジェクトは、ＰＩＤ処理に数学的エラーが発生したときの最終信頼状態に出力を設定することを特徴とする請求項２４０に記載の装置。２６５．制御された変数を設定値に近付けるために、ＰＩＤループオブジェクト出力が全差の百分率で示されるデフレクションを有することを特徴とする請求項２４０に記載の装置。２６６．処理手段と記憶手段とを有する少なくとも１つのコンピュータ化ノードを操作する制御システムのプロセスループを制御する複数の動作命令の記憶されたインデックスを含む記憶媒体であって、命令が、（ａ）少なくとも１つのノードの記憶手段に比例、積分及び微分（ＰＩＤ）ループソフトウェアオブジェクトを記憶する命令を含み、制御システムのプロセスループの比例、積分及び微粉制御を与えるために、ＰＩＤループオブジェクトがデータベースマネージャと属性及びプロセスの蓄積データベースとを有しており、（ｂ）ＰＩＤループの制御下に、制御されたプロセスの設定値を識別するデータを読取る命令と、制御されたプロセスループから入力データを読取り、読取ったデータを各入力に対応する係数によって条件付けし、読取った入力と係数とからフィードバック変数の値を決定する命令と、制御されたプロセスループの操作された変数の比例、積分及び微分制御の記憶されたＰＩＤプロセスを実行する命令とを含み、ＰＩＤプロセスが、フィードバック変数を所定の設定値の範囲内に設定するために、操作された変数をオブジェクトの属性として参照する出力を生成することを特徴とする記憶媒体。２６７．設定値の所定の範囲がＰＩＤオブジェクトの属性として記憶されていることを特徴とする請求項２６６に記載の記憶されたインデックス。２６８．読取りデータが、属性に対する個別の参照を含み、各属性が、実効値であるかまたは別のオブジェクトの属性に対する参照であることを特徴とする請求項２６６に記載の記憶されたインデックス。２６９．オフセット値の読取り命令を含み、処理手段において、読取ったオフセット値に対応する量及び方向だけＰＩＤプロセスの出力をオフセットする命令を含むことを特徴とする請求項２１４に記載の記憶されたインデックス。２７０．飽和の上限及び下限の読取り命令を含み、処理手段において、ＰＩＤ出力が飽和の上限から下限までの範囲の外部の出力を送出することを阻止する命令を含むことを特徴とする請求項２６６に記載の記憶されたインデックス。２７１．更に、ＰＩＤオブジェクトの属性として記憶されたサンプル周期を測定することによって所定時刻毎に入力データをサンプリングする命令を含むことを特徴とする請求項２６６に記載の記憶されたインデックス。２７２．各ＰＩＤループがそのサンプル周期の１５％以内にサンプリングされるように、優先度に基づいてＰＩＤループの複数の事例の各々に対する入力データをサンプリングする命令を含むことを特徴とする請求項２７１に記載の記憶されたインデックス。２７３．ＰＩＤ出力が、積分、比例及び微分項を有することを特徴とする請求項２６６に記載の記憶されたインデックス。２７４．積分制御のための積分時間をＰＩＤオブジェクトの属性として記憶し、積分時間中にＰＩＤ出力の積分項を計算する命令を含むことを特徴とする請求項２６６に記載の記憶されたインデックス。２７５．積分時間が、フィードバックと設定値との間の差によって定数エラーが示されるときに出力の積分項を出力の比例項に等しくするために要する時間量となるような命令を含むことを特徴とする請求項２７４に記載の記憶されたインデックス。２７６．積分項が、Ｉｔｅｒｍ（ｔ）＝（（Ｔ／Ｉｔｉｍｅ）＊Ｐｔｅｒｍ（ｔ）＋（１−Ｔ／Ｉｔｉｍｅ）＋Ｉｔｅｒｍ（ｔ−１）によって定義されることを特徴とする請求項２７５に記載の記憶されたインデックス。２７７．比例制御のための比例バンド係数を記憶し、ＰＩＤループオブジェクトの属性として検索する命令を含み、比例項が、Ｐｔｅｒｍ（ｔ｝＝１００＊Ｅ（ｔ）／Ｐｂａｎｄによって定義されることを特徴とする請求項２７３に記載の記憶されたインデックス。２７８．微分の重みを記憶しＰＩＤループオブジェクトの属性として検索する命令を含み、微分項がＰＩＤループオブジェクトをフィードバック値の変化レートに従属させることを特徴とする請求項２７３に記載の記憶されたインデックス。２７９．微分項が、Ｄｔｅｒｍ（ｔ）＝Ｄｗｅｉｇｈｔ＊｛（Ｉｔｉｍｅ／４＊Ｔ）＊１００／Ｐｂａｎｄ＊（ｆｅｃｄｂａｃｋ（ｔ）−ｆｅｅｄｂａｃｋ（ｔ−１）｝によって定義される命令を含むことを特徴とする請求項２７８に記載の記憶されたインデックス。２８０．出力が更にヒステリシス補償項を含む命令を含むことを特徴とする請求項２７３に記載の記憶されたインデックス。２８１．ヒステリシス補償値を記憶し、属性としてＰＩＤループオブジェクト内で検索し、出力とフィードバックとの間で観察されるヒステリシス量とする命令を含むことを特徴とする請求項２８０に記載の記憶されたインデックス。２８２．更に、オフセット値を読取り、読取ったオフセット値に対応する量及び方向だけＰＩＤプロセスの１出力をオフセットする命令を含むことを特徴とする請求項２８０に記載の記憶されたインデックス。２８３．ＰＩＤ出力を、ＯＵＴ（ｔ）＝Ｐｔｅｒｍ（ｔ）＋１ｔｅｒｍ（ｔ−１）＋Ｄｔｅｒｍ（ｔ）＋Ｏｆｆｓｅｔ（ｔ）＋Ｈｙｓｔｅｒｅｓｉｓ　ｃｏｍｐｅｎｓａｔｉｏｎ（ｔ）として定義する命令を含むことを特徴とする請求項２８２に記載の記憶されたインデックス。２８４．データベースマネージャがデータの読取り及び書込みを行ない且つプロセス制御ループにコマンドを送出するノード内の別のオブジェクトに対するインタフェースを形成し、ＰＩＤループの複数の事例の各々の処理スケジュールを作成し、従属処理を実行する命令を含むことを特徴とする請求項２６６に記載の記憶されたインデックス。２８５．ＰＩＤループオブジェクトがＰＩＤループオブジェクトからコマンドを受容する全部の出力のオーバーライド条件または補助信号スイッチイネーブル設定条件の一方を検出し、出力の比例項を決定し、一方の条件が変化したときに、出力を、条件が変化したときのＰｔｅｒｍによって変更された直前の処理出力の値に設定することによってバンプのない転送を実行する命令を含むことを特徴とする請求項２６６に記載の記憶されたインデックス。２８６．ＰＩＤループオブジェクトが記憶手段に記憶された補助信号イネーブル属性を読取り、補助信号属性の１つの条件において、ＰＩＤプロセス出力を従属処理にルーティングし、第２条件において、補助信号を従属処理にルーティングする命令を含むことを特徴とする請求項２６６に記載の記憶されたインデックス。２８７．ＰＩＤループオブジェクトが記憶手段に記憶されたフィルタ重み属性を読取り、ＰＩＤプロセス出力または補助信号から成るＰＩＤ出力の値を、直前フィルタ値＋（１／フィルタ重み）＊（ＰＩＤ出力値−直前フィルタ値）によって定義されるフィルタ出力属性にろ過する命令を含み、直前フィルタ値は直前の繰返しからのフィルタ出力属性であることを特徴とする請求項２８６に記載の記憶されたインデックス。２８８．ＰＩＤループオブジェクトが、フィルタ出力属性を高／低信号に比較し、記憶手段に記憶されたＨ／Ｌ選択属性を読取り、Ｈ／Ｌ選択属性の第１状態では出力フィルタ属性と高／低信号との大きいほうをＨＯ属性に記憶し、Ｈ／Ｌ選択属性の第２状態では出力フィルタ属性と高／低信号との小さいほうをＨＯ属性に記憶する命令を含むことを特徴とする請求項２８７に記載の記憶されたインデックス。２８９．ＰＩＤループオブジェクトが、入力の信頼性が失われる最終信頼状態に出力を設定する命令を含むことを特徴とする請求項２６６に記載の記憶されたインデックス。２９０．ＰＩＤループオブジェクトが、ＰＩＤ処理に数学的エラーが発生したときの最終信頼状態に出力を設定する命令を含むことを特徴とする請求項２６６に記載の記憶されたインデックス。２９１．制御された変数を設定値に近付けるために、ＰＩＤループオブジェクト出力に全差の百分率で示されるデフレクションを与える命令を含むことを特徴とする請求項２６６に記載の記憶されたインデックス。２９２．入力制御変数がプロセスループ内の出力デバイスの状態に従属するとき、少なくとも１つの入力制御変数に応答する制御システムプロセスループの制御方法であって、方法が、所望の設定値を記憶手段に記憶するステップと、出力デバイスの状態をモニタし、出力デバイスの状態の時間間数である制御変数を与えるステップと、プロセスコントローラで制御変数を受容するステップと、プロセスコントローラ内で操作された変数を生成し、操作された変数を出力デバイスに送出し、制御変数を設定値に接近させるべく操作された変数で出力デバイスを駆動するステップと、プロセスモニタ内の制御変数の値をモニタし、制御変数が所定の信頼可能範囲内に存在しないことを決定するステップと、制御変数が信頼可能範囲外に存在するときは、操作された変数をバックアップ値で置換するステップとを含み、バックアップ値は誤り許容コントローラ内で制御変数の現在値から独立して生成されることを特徴とする方法。２９３．プロセスコントローラ、プロセスモニタ及び誤り許容コントローラが、コンピュータ化ノードの記憶手段に記憶されたソフトウェアオブジェクトであり、ソフトウェアオブジェクトが、データベースマネージャとプロセス及び属性のデータベースとを有することを特徴とする請求項２９２に記載の方法。２９４．プロセスモニタが、操作された変数の決定に使用されるプロセス出力の最大値及び最小値を示すエンドリを定期的に記憶し、複数のエラーの最大値を記憶し、各エラーは設定値と制御変数との差の絶対値に等しいことを特徴とする請求項２９２に記載の方法。２９５．プロセスモニタが、プロセス出力と記憶された飽和限度とを比較することによってプロセスが飽和されたか否かを定期的に決定することを特徴とする請求項２９４に記載の方法。２９６．誤り許容コントローラが、制御変数の信頼性状態を定期的に検査し、信頼可能なときにプロセスが飽和であるか否かを決定することを特徴とする請求項２９５に記載の方法。２９７．プロセスモニタが、プロセス出力の最大値と最小値との間の第１の差を、記憶された高出力値と低出力値との間の第２の差に比較し、第２の差の所定の少数部を上回るまで第１の差の複数の偏差を増分することを特徴とする請求項２９４に記載の方法。２９８．所定の少数部のいずれに対しても偏差の数が所定値を上回る場合、またはエラーが記憶手段に記憶された所定のエラーバンドの外部に存在する場合にはプロセスモニタが安定フラグを第１状態に設定し、それ以外の場合には第２状態に設定することを特徴とする請求項２９７に記載の方法。２９９．所定の少数部のいずれに対しても連続偏差の数が所定値を上回る場合には安定フラグを第１状態に設定することを特徴とする請求項２９８に記載の方法。３００．誤り許容コントローラが制御変数の信頼性状態を定期的に検査し、信頼可能な場合には安定フラグの状態を決定し、安定フラグが第２状態にあるときは、誤り許容コントローラが所定の記憶された変数を新しい信頼可能な変数値で置換することを特徴とする請求項２９８に記載の方法。３０１．誤り許容コントローラが制御変数の状態を検査し、信頼可能でない場合には、所定の記憶された変数をプロセスループからの現在値で置換することを特徴とする請求項２９２に記載の方法。３０２．誤り許容コントローラが操作された変数の記憶された参照値を有効変数として記憶し、有効変数は、操作された変数の全範囲よりも小さい所定の範囲に限定されていることを特徴とする請求項３０１に記載の方法。３０３．バックアップ値が誤り許容コントローラによって、式：ＭＶ１ｏ＋ＥＦＦ＊（ＭＶ２−ＭＶ２ｏ）＋１００％／ＰＢｏ＊（ＳＰ−ＣＶ）＋１００％／ＰＢｏ＊〔（ＥＦＦ−１００％）＊（ＰＶ１−ＰＶ１ｏ）〕−１００％／ＰＢｏ＊〔（ＥＦＦ＊（ＰＶ２−ＰＶ２ｏ）〕に従って決定され、式中のＥＦＦは有効値、ＭＶ２は第２の操作された変数の現在値、ＭＶ２ｏは第２の操作された変数の記憶された参照値、ＰＢｏは記憶された参照比例バンド、ＰＶ１ｏ及びＰＶ１は夫々、記憶された第１プロセス変数及び現在の第１プロセス変数、ＰＶ２ｏ及びＰＶ２は夫々、記憶された第２プロセス変数及び現在の第２プロセス変数を示すことを特徴とする請求項３０２に記載の方法。３０４．バックアップ値及び操作された変数が、スイッチ手段にルーティングされ、スイッチ手段が、誤り許容コントローラによって生成されたフラグに従って出力を、操作された変数とバックアップとの間で切り換えることを特徴とする請求項２９２に記載の方法。３０５．入力制御変数がプロセスループ内の出力デバイスの状態に従属するとき、少なくとも１つの入力制御変数に応答する制御システムプロセスループを制御する複数の動作命令の記憶されたインデックスを含む記憶媒体であって、命令が、所望の設定値を記憶手段に記憶する命令と、出力デバイスの状態をモニタし、出力デバイスの状態の時間関数である制御変数を与える命令と、プロセスコントローラで制御変数を受容する命令と、プロセスコントローラ内で操作された変数を生成し、操作された変数を出力デバイスに送出し、制御変数を設定値に接近させるべく操作された変数で出力デバイスを駆動する命令と、プロセスモニタ内の制御変数の値をモニタし、制御変数が所定の信頼可能範囲内に存在しないことを決定する命令と、制御変数が信頼可能範囲外に存在するときは、操作された変数をバックアップ値で置換する命令とを含み、バックアップ値は誤り許容コントローラ内で制御変数の現在値から独立して生成されることを特徴とする記憶媒体。３０６．プロセスコントローラ、プロセスモニタ及び誤り許容コントローラが、コンピュータ化ノードの記憶手段に記憶されたソフトウェアオブジェクトであり、ソフトウェアオブジェクトが、データベースマネージャとプロセス及び属性のデータベースとを有することを特徴とする請求項３０５に記載の記憶されたインデックス。３０７．プロセスモニタが、操作された変数の決定に使用されるプロセス出力の最大値及び最小値を示すエンドリを定期的に記憶し、複数のエラーの最大値を記憶する命令を含み、各エラーは設定値と制御変数との差の絶対値に等しいことを特徴とする請求項３０５に記載の記憶されたインデックス。３０８．プロセスモニタが、プロセス出力と記憶された飽和限度とを比較することによってプロセスが飽和されたか否かを定期的に決定する命令を含むことを特徴とする請求項３０７に記載の記憶されたインデックス。３０９．誤り許容コントローラが、制御変数の信頼性状態を定期的に検査し、信頼可能なときにプロセスが飽和であるか否かを決定する命令を含むことを特徴とする請求項３０７に記載の記憶されたインデックス。３１０．プロセスモニタが、プロセス出力の最大値と最小値と間の第１の差を、記憶された高出力値と低出力値との間の第２の差に比較し、第２の差の所定の少数部を上回るまで第１の差の複数の偏差を増分する命令を含むことを特徴とする請求項３０９に記載の記憶されたインデックス。３１１．所定の少数部のいずれに対しても偏差の数が所定値を上回る場合、またはエラーが記憶手段に記憶された所定のエラーバンドの外部に存在する場合にはプロセスモニタが安定フラグを第１状態に設定し、それ以外の場合には第２状態に設定する命令を含むことを特徴とする請求項３１０に記載の記憶されたインデックス。３１２．所定の少数部のいずれに対しても連続偏差の数が所定値を上回る場合には安定フラグを第１状態に設定する命令を含むことを特徴とする請求項３１０に記載の記憶されたインデックス。３１３．誤り許容コントローラが制御変数の信頼性状態を定期的に検査し、信頼可能な場合には安定フラグの状態を決定し、安定フラグが第２状態にあるときは、誤り許容コントローラが所定の記憶された変数を新しい信頼可能な変数値で置換する命令を含むことを特徴とする請求項３１１に記載の記憶されたインデックス。３１４．誤り許容コントローラが制御変数の状態を検査し、信頼可能でない場合には、所定の記憶された変数をプロセスループからの現在値で置換する命令を含むことを特徴とする請求項３０５に記載の方法。３１５．誤り許容コントローラが、操作された変数の値を有効変数として記憶する命令を含み、有効変数は、操作された変数の全範囲よりも小さい所定の範囲に限定されていることを特徴とする請求項３１４に記載の記憶されたインデックス。３１６．バックアップ値が誤り許容コントローラによって、式：ＭＶ１ｏ＋ＥＦＦ＊（ＭＶ２−ＭＶ２ｏ）＋１００％／ＰＢｏ＊（ＳＰ−ＣＶ）＋１００％／ＰＢｏ＊〔（ＥＦＦ−１００％）＊（ＰＶ１−ＰＶ１。）〕−１００％／ＰＢｏ＊〔（ＥＦＦ＊（ＰＶ２−ＰＶ２ｏ）〕に従って決定される命令を含み、式中のＥＦＦは有効値、ＭＶ２は第２の操作された変数の現在値、ＭＶ２ｏは第２の操作された変数の記憶された参照値、ＰＢｏは記憶された参照比例バンド、ＰＶ１ｏ及びＰＶ１は夫々、記憶された第１プロセス変数及び現在の第１プロセス変数、ＰＶ２ｏ及びＰＶ２は夫々、記憶された第２プロセス変数及び現在の第２プロセス変数を示すことを特徴とする請求項３１５に記載の記憶されたインデックス。３１７．バックアップ値及び操作された変数が、スイッチ手段にルーティングされ、スイッチ手段が、誤り許容コントローラによって生成されたフラグに従って出力を、操作された変数とバックアップとの間で切り換える命令を含むことを特徴とする請求項３０５に記載の記憶されたインデックス。３１８．入力制御変数がプロセスループ内の出力デバイスの状態に従属するとき、少なくとも１つの入力制御変数に応答する制御システムプロセスループの制御装置であって、所望の設定値を記憶手段に記憶する手段と、出力デバイスの状態をモニタし、出力デバイスの状態の時間関数である制御変数を与える手段と、プロセスコントローラで制御変数を受容する手段と、操作された変数を生成し、操作された変数を出力デバイスに送出し、制御変数を設定値に接近させるべく操作された変数で出力デバイスを駆動するプロセスコントローラと、制御変数の値をモニタし、制御変数が所定の信頼可能範囲内に存在しないことを決定するプロセスモニタと、別個変数が信頼可能範囲外に存在するときは、操作された変数をバックアップ値で置換する誤り許容コントローラとを含み、バックアップ値は誤り許容コントローラ内で制御変数の現在値から独立して生成されることを特徴とする装置。３１９．プロセスコントローラ、プロセスモニタ及び誤り許容コントローラが、コンピュータ化ノードの記憶手段に記憶されたソフトウェアオブジェクトであり、ソフトウェアオブジェクトが、データベースマネージャとプロセス及び属性のデータベースとを有することを特徴とする請求項３１８に記載の装置。３２０．プロセスモニタが、操作された変数の決定に使用されるプロセス出力の最大値及び最小値を示すエンドリを定期的に記憶し、複数のエラーの最大値を記憶し、各エラーは設定値と制御変数との差の絶対値に等しいことを特徴とする請求項３１８に記載の装置。３２１．プロセスモニタが、プロセス出力と記憶された飽和限度とを比較することによってプロセスが飽和されたか否かを定期的に決定することを特徴とする請求項３２０に記載の装置。３２２．誤り許容コントローラが、制御変数の信頼性状態を定期的に検査し、信頼可能なときにプロセスが飽和であるか否かを決定することを特徴とする請求項３２１に記載の装置。３２３．プロセスモニタが、プロセス出力の最大値と最小値との間の第１の差を、記憶された高出力値と低出力値との同の第２の差に比較し、第２の差の所定の少数部を上回るまで第１の差の複数の偏差を増分することを特徴とする請求項３２１に記載の装置。３２４．所定の少数部のいずれに対しても偏差の数が所定値を上回る場合、またはエラーが記憶手段に記憶された所定のエラーバンドの外部に存在する場合にはプロセスモニタが安定フラグを第１状態に設定し、それ以外の場合には第２状態に設定することを特徴とする請求項３２３に記載の装置。３２５．所定の少数部のいずれに対しても連続偏差の数が所定値を上回る場合には安定フラグを第１状態に設定することを特徴とする請求項３２４に記載の装置。３２６．誤り許容コントローラが制御変数の信頼性状態を定期的に検査し、信頼可能な場合には安定フラグの状態を決定し、安定フラグが第２状態にあるときは、誤り許容コントローラが所定の記憶された変数を新しい信頼可能な変数値で置換することを特徴とする請求項３２４に記載の装置。３２７．誤り許容コントローラが制御変数の状態を検査し、信頼可能でない場合には、所定の記憶された変数をプロセスループからの現在値で置換することを特徴とする請求項３１８に記載の装置。３２８．誤り許容コントローラが操作された変数の記憶された値を有効変数として記憶し、有効変数は、操作された変数の全範囲よりも小さい所定の範囲に限定されていることを特徴とする請求項３２７に記載の装置。３２９．バックアップ値が誤り許容コントローラによって、式：ＭＶ１ｏ＋ＥＦＦ＊（ＭＶ２−ＭＶ２ｏ）十１００％／ＰＢｏ＊（ＳＰ−ＣＶ）＋１００％／ＰＢｏ＊〔（ＥＦＦ−１００％）＊（ＰＶ１−ＰＶ１ｏ）〕−１００％／ＰＢｏネ〔（ＥＦＦ＊（ＰＶ２−ＰＶ２ｏ）〕に従って決定され、式中のＥＦＦは有効量、ＭＶ２は第２の操作された変数の現在値、ＭＶ２ｏは第２の操作された変数の記憶された値、ＰＢｏは記憶された比例バンド、ＰＶ１ｏ及びＰＶ１は夫々、記憶された第１プロセス変数及び現在の第１プロセス変数、ＰＶ２ｏ及びＰＶ２は夫々、記憶された第２プロセス変数及び現在の第２プロセス変数を示すことを特徴とする請求項３２８に記載の装置。３３０．バックアップ値及び操作された変数が、スイッチ手段にルーティングされ、スイッチ手段が、誤り許容コントローラによって生成されたフラグに従って出力を、操作された変数とバックアップとの間で切り換えることを特徴とする請求項３１８に記載の装置。３３１．閉ループ制御系の誤り許容制御装置であって、閉ループとして編成された制御手段と少なくとも１つの出力デバイスとフィードバックプロセス手段とを含み、制御手段が、出力デバイスの入力に制御信号を与える出力を有し、信号の１つが操作された変数であり、出力デバイスがフィードバックプロセス手段の入力に信号を与え、信号の１つが関連する操作された変数であり、プロセスフィードバック手段の出力が制御手段の入力に信号を与え、信号の１つが制御されたフィードバック変数であり、制御手段が更に、出力デバイスの設定値を示す信号を受容し、制御されたフィードバック変数をモニタし、制御されたフィードバック変数が所定の信頼可能な範囲内にないときにループ誤り指標を生成する手段と、ループ誤り指標に応答して制御されたフィードバック変数から独立して誤り許容の操作された変数を生成する手段と、ループ誤り指標に応答して出力デバイスの入力を、操作された変数と誤り許容の操作された変数との間で切り換える手段とを含み、誤り許容の操作された変数を生成する手段が制御されたフィードバック変数以外の少なくとも１つのフィードバックプロセス出力をモニタする手段を含むことを特徴とする装置。３３２．スレーブデバイスバスに接続された少なくとも１つのスレーブデバイスを制御する手段を有するコンピュータ化ノードであって、コンピュータ化ノードがバスでスレーブデバイスと通信し且つバスかち光字的に分離されており、ノードが、ノードからの出力を有する信号回線とバスの一対の信号回線に接続されたラインドライバとの間に接続された光アイソレータと、ノードに対する入力を受容する信号回線とバスの一対の信号回線に接続されたラインレシーバとの間に接続された光アイソレータと、ノードからの信号に応答して送信モード及び受信モードを起動し、信号回線対に受信モードでバスから信号を受信させ、送信モードでバスに信号を送信させる手段と、バスのノイズに対するノードの感度を低減するために信号回線を所定の電圧レベルにバイアスさせる手段とを含むことを特徴とするノード。３３３．送信モード及び受信モードを起動させる手段が、モード選択信号に応答する光アイソレータであることを特徴とする請求項３３２に記載のコンピュータ化ノード。３３４．モード選択信号に応答する光アイソレータがラインドライバ及びレシーバの出力制御動作を有することを特徴とする請求項３３３に記載の装置。３３５．モード選択信号に応答する光アイソレータとラインドライバ及びレシーバとの間にバッファ回路を含むことを特徴とする請求項３３４に記載の装置。３３６．出力を有する信号回線に応答する再トリガ可能なワンショットを含み、送信モード中にワンショットがインジケータに非遮断電流を供給することを特徴とする請求項３３２に記載の装置。３３７．信号回線受信入力に応答するワンショットを含み、受信モード中にワンショットがインジケータに非遮断電流を供給することを特徴とする請求項３３２に記載の装置。３３８．ノードが個別の通信及びディジタル電源を有することを特徴とする請求項３３２に記載の装置。３３９．ノードが、通信及びディジタル電源の双方に応答する電源異常インジケータを有することを特徴とする請求項３３８に記載の装置。３４０．インジケータが、通信源に接続された第１部分とディジタル源に接続された第２部分とを有する光アイソレータによって駆動されることを特徴とする請求項３３９に記載の装置。３４１．光アイソレータの第１部分が発光部分であり、第２部分が受光部分であることを特徴とする請求項３４０に記載の装置。３４２．ノードとノードによって制御される少なくとも１つのスレーブデバイスとの間に接続されたバスに発生したノイズに対するコンピュータ化ノードの感度を低減させる方法であって、方法が、ノードからの出力を有する信号回線とバスの一対の信号回線に接続されたラインドライバとの間に光アイソレータを接続するステップと、ノードへの入力を受信する信号回線とバスの一対の信号回線に接続されたラインレシーバとの間に光アイソレータを接続するステップと、ノードからの信号に応答して送信モードまたは受信モードを起動し、受信モードでは信号回線対がバスから信号を受信し、送信モードでは信号回線対がバスに信号を送信するステップと、バスのノイズに対するノードの感度を低減させるために信号回線を所定の電圧レベルにバイアスさせるステップとを含むことを特徴とする方法。３４３．送信モード及び受信モードが、モード選択信号に応答する光アイソレータによって起動されることを特徴とする請求項３３２に記載の方法。３４４．モード選択信号に応答する光アイソレータが、ラインドライバ及びレシーバの出力制御動作を有することを特徴とする請求項３４３に記載の方法。３４５．モード選択信号に応答する光アイソレータとラインドライバ及びレシーバとの出力がバッファ回路に緩衝されることを特徴とする請求項３４４に記載の方法。３４６．送信モード中は、出力を有する信号回線に応答する再トリガ可能なワンショットの出力からインジケータに非遮断電流が供給されることを特徴とする請求項３４２に記載の方法。３４７．受信モード中は、入力を有する信号回線に応答する再トリガ可能なワンショットの出力からインジケータに非遮断電流が供給されることを特徴とする請求項３４２に記載の方法。３４８．ノードが個別の通信及びディジタル電源を有することを特徴とする請求項３４２に記載の装置。３４９．ノードが、通信及びディジタル電源の双方に応答する電源異常インジケータを有することを特徴とする請求項３４８に記載の方法。３５０．インジケータが、通信源に接続された第１部分とディジタル源に接続された第２部分とを有する光アイソレータによって駆動されることを特徴とする請求項３３９に記載の方法。３５１．光アイソレータの第１部分が発光部分であり、第２部分が受光部分であることを特徴とする請求項３５０に記載の方法。３５２．更に、同一ファイルからオンラインの宛て先出力デバイスにメッセージをルーティングすることを特徴とする請求項１６２に記載の方法。３５３．宛て先出力デバイスがオンラインになるときがレポートルータの各々に通知され、レポートルータが指定された出力デバイスにメッセージを送信することを特徴とする請求項３５２に記載の方法。３５４．新しいメッセージが宛て先出力デバイスにルーティングできないときに、最も古い最低優先度のメッセージが満杯の保管ファイルから抹消されることを特徴とする請求項１６２に記載の方法。３５５．ネットワークが、少なくとも１つの制御プロセスを少なくともモニタする手段を更に含むファシリティマネージメントシステムであることを特徴とする請求項２１３に記載の装置。