JPH0652482B2 - シーケンスコントローラ - Google Patents
シーケンスコントローラInfo
- Publication number
- JPH0652482B2 JPH0652482B2 JP29065887A JP29065887A JPH0652482B2 JP H0652482 B2 JPH0652482 B2 JP H0652482B2 JP 29065887 A JP29065887 A JP 29065887A JP 29065887 A JP29065887 A JP 29065887A JP H0652482 B2 JPH0652482 B2 JP H0652482B2
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- function
- microprocessor
- bit processor
- relay
- sequence
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Expired - Lifetime
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- Programmable Controllers (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明は、CPUとCLUのデュアルプロセッサ方式の
シーケンスコントローラとしてのプログラマブルコント
ローラ(以下「PC」と略称する)に関するものであ
る。
シーケンスコントローラとしてのプログラマブルコント
ローラ(以下「PC」と略称する)に関するものであ
る。
マイクロプロセッサとしてのCPUはビット演算は得意
でなく、またビットプロセッサとしてのCLUはワード
処理は得意でない。これら両者の欠点を補うものがデュ
アルプロセッサ方式である。
でなく、またビットプロセッサとしてのCLUはワード
処理は得意でない。これら両者の欠点を補うものがデュ
アルプロセッサ方式である。
従来、CPUとCLUのデュアルプロセッサ方式のPC
では、このCPUとCLUの両者は並行して動作するこ
とはなかった。その理由は、CPUが処理するファンク
ション命令にはCLUからの起動条件が必要であり、そ
の起動条件が決定して初めてCPUに制御を移す必要が
あったからである。さらに、シーケンスプログラムは1
つのメモリに格納されているため、同時にアクセスする
ことも困難であったことにもよる。このため、第4図に
示すように、CLUとCPUは交互に制御を移しながら
実行する方式をとっていた。第4図において、T1およ
びT3はCLUの動作期間、T2およびT4はCPUの
動作期間(ファンクション命令F0およびF1の処理期
間)であり、時刻t1およびt3の点線S1およびS3
はファンクション命令検出を示し、時刻t2およびt4
の点線S2およびS4は再起動を示す。
では、このCPUとCLUの両者は並行して動作するこ
とはなかった。その理由は、CPUが処理するファンク
ション命令にはCLUからの起動条件が必要であり、そ
の起動条件が決定して初めてCPUに制御を移す必要が
あったからである。さらに、シーケンスプログラムは1
つのメモリに格納されているため、同時にアクセスする
ことも困難であったことにもよる。このため、第4図に
示すように、CLUとCPUは交互に制御を移しながら
実行する方式をとっていた。第4図において、T1およ
びT3はCLUの動作期間、T2およびT4はCPUの
動作期間(ファンクション命令F0およびF1の処理期
間)であり、時刻t1およびt3の点線S1およびS3
はファンクション命令検出を示し、時刻t2およびt4
の点線S2およびS4は再起動を示す。
上述した従来の方式では、CLUからCPU、CPUか
らCLUへの起動時のオーバヘッド時間がかかり、また
CLUが動作している時はCPUは停止し、CPUが動
作している時にはCLUが停止するというように、実行
時間が長くなってしまうという欠点があった。
らCLUへの起動時のオーバヘッド時間がかかり、また
CLUが動作している時はCPUは停止し、CPUが動
作している時にはCLUが停止するというように、実行
時間が長くなってしまうという欠点があった。
さらに、従来方式では、CPUとCLUは密接な関係に
あるため、CPU部分のみを高機能タイプ、ローコスト
タイプといったバリエーションを持たせ、自由に組み合
わせて使用するといった構成はとりにくかった。
あるため、CPU部分のみを高機能タイプ、ローコスト
タイプといったバリエーションを持たせ、自由に組み合
わせて使用するといった構成はとりにくかった。
本発明はこのような点に鑑みてなされたものであり、そ
の目的とするところは、PCの高速演算を達成するた
め、CLUとCPUが処理を並行して進められるような
アーキテクチャを提供し、さらに、CLUとCPUの分
離が容易で独立したユニットとしてとらえることができ
るようなハード構成を提供することにある。
の目的とするところは、PCの高速演算を達成するた
め、CLUとCPUが処理を並行して進められるような
アーキテクチャを提供し、さらに、CLUとCPUの分
離が容易で独立したユニットとしてとらえることができ
るようなハード構成を提供することにある。
このような目的を達成するために本発明は、論理演算を
行なうビットプロセッサとデータ演算を行なうマイクロ
プロセッサのデュアルプロセッサ構成のシーケンスコン
トローラにおいて、ビットプロセッサとマイクロプロセ
ッサとの間に配置され入出力リレー領域と内部リレー領
域とファンクション起動リレー領域とを有しビットプロ
セッサとマイクロプロセッサの両者から読み書きが可能
な共通RAMと、分解されたシーケンスプログラムの一
方が格納されたビットプロセッサ専用シーケンスプログ
ラムメモリと、分解されたシーケンスプログラムの他方
が格納されたマイクロプロセッサ側のファンクションプ
ログラム格納メモリと、1スキャン終了する毎にファン
クション起動リレー領域の内容がマイクロプロセッサに
より転送されるマイクロプロセッサ側のファンクション
起動リレーとを設けるようにしたものである。
行なうビットプロセッサとデータ演算を行なうマイクロ
プロセッサのデュアルプロセッサ構成のシーケンスコン
トローラにおいて、ビットプロセッサとマイクロプロセ
ッサとの間に配置され入出力リレー領域と内部リレー領
域とファンクション起動リレー領域とを有しビットプロ
セッサとマイクロプロセッサの両者から読み書きが可能
な共通RAMと、分解されたシーケンスプログラムの一
方が格納されたビットプロセッサ専用シーケンスプログ
ラムメモリと、分解されたシーケンスプログラムの他方
が格納されたマイクロプロセッサ側のファンクションプ
ログラム格納メモリと、1スキャン終了する毎にファン
クション起動リレー領域の内容がマイクロプロセッサに
より転送されるマイクロプロセッサ側のファンクション
起動リレーとを設けるようにしたものである。
本発明によるシーケンスコントローラにおいては、ビッ
トプロセッサ専用シーケンスプログラムメモリに格納さ
れたプログラムはファンクション命令の部分をファンク
ション起動リレー領域に出力する通常の出力命令に変換
し、マイクロプロセッサはビットプロセッサに起動信号
を出力した後ファンクション起動リレーの内容を見て、
オンしているリレーに対応するファンクション命令のみ
を実行し、ビットプロセッサはマイクロプロセッサとは
独立にビットプロセッサ専用シーケンスプログラムメモ
リのプログラムを実行し、ファンクション命令に関して
は起動条件のみをファンクション起動リレー領域に出力
する。
トプロセッサ専用シーケンスプログラムメモリに格納さ
れたプログラムはファンクション命令の部分をファンク
ション起動リレー領域に出力する通常の出力命令に変換
し、マイクロプロセッサはビットプロセッサに起動信号
を出力した後ファンクション起動リレーの内容を見て、
オンしているリレーに対応するファンクション命令のみ
を実行し、ビットプロセッサはマイクロプロセッサとは
独立にビットプロセッサ専用シーケンスプログラムメモ
リのプログラムを実行し、ファンクション命令に関して
は起動条件のみをファンクション起動リレー領域に出力
する。
第1図は本発明に係わるPCの一実施例を示す系統図で
あり、CLU1とCPU2は、入出力リレー領域XY、
内部リレー領域1M、ファンクション起動リレー領域F
F1を割り当てた共通RAM3で接続され、また、CP
U2から起動信号a、CLU1からのラン/ストップ
(RUN/STOP)ステータス信号bがそれぞれCL
U1、CPU2に入力されている。CLU1側には、C
LU命令のみ格納されているCLU専用シーケンスプロ
グラムメモリSM2があり、また、CPU2側には、フ
ァンクション命令の処理プログラムの入ったファンクシ
ョンプログラム格納メモリFM、一括待避用のファンク
ション起動リレーメモリFF2、実I/Oのインタフェ
ース4、コントロールプログラムの入ったROM5、作
業用のRAM6、シーケンスプログラムの格納されてい
るシーケンスプログラムメモリSM1、データ演算に使
用する演算用レジスタ7がある。
あり、CLU1とCPU2は、入出力リレー領域XY、
内部リレー領域1M、ファンクション起動リレー領域F
F1を割り当てた共通RAM3で接続され、また、CP
U2から起動信号a、CLU1からのラン/ストップ
(RUN/STOP)ステータス信号bがそれぞれCL
U1、CPU2に入力されている。CLU1側には、C
LU命令のみ格納されているCLU専用シーケンスプロ
グラムメモリSM2があり、また、CPU2側には、フ
ァンクション命令の処理プログラムの入ったファンクシ
ョンプログラム格納メモリFM、一括待避用のファンク
ション起動リレーメモリFF2、実I/Oのインタフェ
ース4、コントロールプログラムの入ったROM5、作
業用のRAM6、シーケンスプログラムの格納されてい
るシーケンスプログラムメモリSM1、データ演算に使
用する演算用レジスタ7がある。
第1図の構成に従って、シーケンスプログラムメモリS
M1のシーケンスプログラムSM1Pは、第2図に示す
ように、CLU1の実行する命令SM2PとCPU2の
実行する命令FMPとに分解されて、それぞれ、CLU
専用シーケンスプログラムメモリSM2とファンクショ
ンプログラム格納メモリFMに格納される。この分解に
おいて、もとのファンクション命令はファンクション起
動リレー領域FF1に出力する命令におきかえてCLU
専用シーケンスプログラムメモリSM2に格納され、フ
ァンクションプログラム格納メモリFMにはその起動リ
レー領域FF2の番号に対応したエリアにCPU2の実
行形式に変換して命令語が書き込まれる。
M1のシーケンスプログラムSM1Pは、第2図に示す
ように、CLU1の実行する命令SM2PとCPU2の
実行する命令FMPとに分解されて、それぞれ、CLU
専用シーケンスプログラムメモリSM2とファンクショ
ンプログラム格納メモリFMに格納される。この分解に
おいて、もとのファンクション命令はファンクション起
動リレー領域FF1に出力する命令におきかえてCLU
専用シーケンスプログラムメモリSM2に格納され、フ
ァンクションプログラム格納メモリFMにはその起動リ
レー領域FF2の番号に対応したエリアにCPU2の実
行形式に変換して命令語が書き込まれる。
PCがラン(RUN)状態になると、CPU2はCLU
1に対して起動をかけ(第3図の点線Sa)、この間C
PU2はファンクション起動リレーメモリFF2(初期
状態はオールゼロ)の内容に従ってファンクションプロ
グラム格納メモリFMに格納されているファンクション
命令を実行する。第3図の時刻taに示すように、CL
U1がCPU2よりも早く処理が終わった時には、CP
U2はファンクション命令の実行後、周辺装置サービス
(L/T)、入出力リレー領域XYと実I/O4とのデ
ータ交換(IOX)、ファンクション起動リレー領域F
F1の内容のファンクション起動リレーメモリFF2へ
の待避(FX)を行ない、点線Scで示すように再びC
LU1に起動をかける。第3図に示すように、CPU2
は、L/Tを終了した後、点線Sbで示すようにCLU
1の停止を確認する。第3図の時刻tbに示すように、
時刻taの場合とは逆にCPU2の方がCLU1よりも
早く処理を終えた時には、点線Sdで示すようにFLU
1の処理が終わるまで待ち、処理終了を確認した後、I
OX、FXの処理を行なうことになる。
1に対して起動をかけ(第3図の点線Sa)、この間C
PU2はファンクション起動リレーメモリFF2(初期
状態はオールゼロ)の内容に従ってファンクションプロ
グラム格納メモリFMに格納されているファンクション
命令を実行する。第3図の時刻taに示すように、CL
U1がCPU2よりも早く処理が終わった時には、CP
U2はファンクション命令の実行後、周辺装置サービス
(L/T)、入出力リレー領域XYと実I/O4とのデ
ータ交換(IOX)、ファンクション起動リレー領域F
F1の内容のファンクション起動リレーメモリFF2へ
の待避(FX)を行ない、点線Scで示すように再びC
LU1に起動をかける。第3図に示すように、CPU2
は、L/Tを終了した後、点線Sbで示すようにCLU
1の停止を確認する。第3図の時刻tbに示すように、
時刻taの場合とは逆にCPU2の方がCLU1よりも
早く処理を終えた時には、点線Sdで示すようにFLU
1の処理が終わるまで待ち、処理終了を確認した後、I
OX、FXの処理を行なうことになる。
このようにしてCPU2はCLU1の演算結果の1スキ
ャンおくれの起動条件を使ってファンクション命令を実
行することになるが、ユーザがこのことを認識してプロ
グラムすれば、従来と機能的には同等のものとなる。な
お第3図において、STARTはシーケンスプログラム
1スキャンの起動を意味し、F0,F1,・・・,Fn
はファンクション命令の実行を意味する。
ャンおくれの起動条件を使ってファンクション命令を実
行することになるが、ユーザがこのことを認識してプロ
グラムすれば、従来と機能的には同等のものとなる。な
お第3図において、STARTはシーケンスプログラム
1スキャンの起動を意味し、F0,F1,・・・,Fn
はファンクション命令の実行を意味する。
以上説明したように本発明は、ビットプロセッサ専用シ
ーケンスプログラムはファンクション命令の部分をファ
ンクション起動リレー領域に出力する通常の出力命令に
変換し、マイクロプロセッサはビットプロセッサに起動
信号を出力した後ファンクション起動リレーの内容を見
てオンしているリレーに対応するファンクション命令の
みを実行し、ビットプロセッサはマイクロプロセッサと
は独立にビットプロセッサ専用シーケンスプログラムを
実行し、ファンクション命令に関しては起動条件のみを
ファンクション起動リレー領域に出力することにより、
ビットプロセッサとマイクロプロセッサは独立して並行
に処理が進められるので、従来に比べて高速化が図れる
効果がある。
ーケンスプログラムはファンクション命令の部分をファ
ンクション起動リレー領域に出力する通常の出力命令に
変換し、マイクロプロセッサはビットプロセッサに起動
信号を出力した後ファンクション起動リレーの内容を見
てオンしているリレーに対応するファンクション命令の
みを実行し、ビットプロセッサはマイクロプロセッサと
は独立にビットプロセッサ専用シーケンスプログラムを
実行し、ファンクション命令に関しては起動条件のみを
ファンクション起動リレー領域に出力することにより、
ビットプロセッサとマイクロプロセッサは独立して並行
に処理が進められるので、従来に比べて高速化が図れる
効果がある。
また、マイクロプロセッサとビットプロセッサとを共通
RAMと2〜3本の信号線からなるインタフェースとで
結合すれば、ユニット化が可能で、ユーザはマイクロプ
ロセッサユニットのみを交換するだけでバージョンアッ
プができる効果がある。
RAMと2〜3本の信号線からなるインタフェースとで
結合すれば、ユニット化が可能で、ユーザはマイクロプ
ロセッサユニットのみを交換するだけでバージョンアッ
プができる効果がある。
第1図は本発明に係わるPCの一実施例を示す系統図、
第2図はシーケンスプログラムの分解を説明するための
説明図、第3図は第1図の装置の動作を説明するための
実行シーケンス図、第4図は従来のPCの動作を説明す
るための実行シーケンス図である。 1……CLU、2……CPU、3……共通RAM、4…
…実I/O、5……ROM、6……RAM、7……演算
用レジスタ、SM1……シーケンスプログラムメモリ、
SM2……CLU専用シーケンスプログラムメモリ、X
Y……入出力リレー領域、IM……内部リレー領域、F
F1……ファンクション起動リレー領域、FF2……フ
ァンクション起動リレーメモリ、FM……ファンクショ
ンプログラム格納メモリ。
第2図はシーケンスプログラムの分解を説明するための
説明図、第3図は第1図の装置の動作を説明するための
実行シーケンス図、第4図は従来のPCの動作を説明す
るための実行シーケンス図である。 1……CLU、2……CPU、3……共通RAM、4…
…実I/O、5……ROM、6……RAM、7……演算
用レジスタ、SM1……シーケンスプログラムメモリ、
SM2……CLU専用シーケンスプログラムメモリ、X
Y……入出力リレー領域、IM……内部リレー領域、F
F1……ファンクション起動リレー領域、FF2……フ
ァンクション起動リレーメモリ、FM……ファンクショ
ンプログラム格納メモリ。
Claims (1)
- 【請求項1】論理演算を行なうビットプロセッサとデー
タ演算を行なうマイクロプロセッサのデュアルプロセッ
サ構成のシーケンスコントローラにおいて、前記ビット
プロセッサとマイクロプロセッサとの間に配置され入出
力リレー領域と内部リレー領域とファンクション起動リ
レー領域とを有し前記ビットプロセッサとマイクロプロ
セッサの両者から読み書きが可能な共通RAMと、分解
されたシーケンスプログラムの一方が格納されたビット
プロセッサ専用シーケンスプログラムメモリと、前記分
解されたシーケンスプログラムの他方が格納された前記
マイクロプロセッサ側のファンクションプログラム格納
メモリと、1スキャン終了する毎に前記ファンクション
起動リレー領域の内容が前記マイクロプロセッサにより
転送される前記マイクロプロセッサ側のファンクション
起動リレーとを備え、前記ビットプロセッサ専用シーケ
ンスプログラムメモリに格納されたプログラムはファン
クション命令の部分を前記ファンクション起動リレー領
域に出力する通常の出力命令に変換し、前記マイクロプ
ロセッサは前記ビットプロセッサに起動信号を出力した
後前記ファンクション起動リレーの内容を見て、オンし
ているリレーに対応するファンクション命令のみを実行
し、前記ビットプロセッサは前記マイクロプロセッサと
は独立に前記ビットプロセッサ専用シーケンスプログラ
ムメモリのプログラムを実行し、ファンクション命令に
関しては起動条件のみを前記ファンクション起動リレー
領域に出力することを特徴とするシーケンスコントロー
ラ。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP29065887A JPH0652482B2 (ja) | 1987-11-19 | 1987-11-19 | シーケンスコントローラ |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP29065887A JPH0652482B2 (ja) | 1987-11-19 | 1987-11-19 | シーケンスコントローラ |
Publications (2)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPH01133107A JPH01133107A (ja) | 1989-05-25 |
JPH0652482B2 true JPH0652482B2 (ja) | 1994-07-06 |
Family
ID=17758819
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP29065887A Expired - Lifetime JPH0652482B2 (ja) | 1987-11-19 | 1987-11-19 | シーケンスコントローラ |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPH0652482B2 (ja) |
Families Citing this family (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPH03288906A (ja) * | 1990-04-05 | 1991-12-19 | Fanuc Ltd | Pcの命令実行方式 |
-
1987
- 1987-11-19 JP JP29065887A patent/JPH0652482B2/ja not_active Expired - Lifetime
Also Published As
Publication number | Publication date |
---|---|
JPH01133107A (ja) | 1989-05-25 |
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