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1、(10)申请公布号 CN 103003763 A (43)申请公布日 2013.03.27 C N 1 0 3 0 0 3 7 6 3 A *CN103003763A* (21)申请号 201080067312.4 (22)申请日 2010.06.10 PCT/2010/003468 2010.06.09 EP G05B 19/05(2006.01) (71)申请人西门子公司 地址德国慕尼黑 (72)发明人迈克尔恩格尔 福雷德里克霍伊塞尔 米夏埃尔施勒雷特 罗伯特温特 (74)专利代理机构北京康信知识产权代理有限 责任公司 11240 代理人余刚 李慧 (54) 发明名称 内部存储器的访问协调。
2、的计算机装置和运行 方法 (57) 摘要 一种具有变换的存储器访问时间的SPS（可编 程逻辑控制器；1）应与一种下级的、特别是分散 设计的、虚拟系统2相互作用。因此提出了一种计 算机装置，在该计算机装置中设置有可编程逻辑 控制器（1），并且在其中设置有相对于可编程逻 辑控制器（1）在存储器访问方面的下级系统（2）。 在可编程逻辑控制器（1）中集成存储器（4），该可 编程逻辑控制器（1）的组件能够访问该存储器。 此外，在计算机装置中还设置有代理装置（6），其 这样协调下级系统（2）对可编程逻辑控制器（1） 的存储器（4）的访问，即该可编程逻辑控制器的 （1）的组件的同时访问优先于对下级系统（2）。
3、的 访问。由此能够始终遵守可编程逻辑控制器（1） 的预设的周期。 (30)优先权数据 (85)PCT申请进入国家阶段日 2012.12.07 (86)PCT申请的申请数据 PCT/EP2010/003482 2010.06.10 (87)PCT申请的公布数据 WO2011/154020 DE 2011.12.15 (51)Int.Cl. 权利要求书1页 说明书5页 附图2页 (19)中华人民共和国国家知识产权局 (12)发明专利申请 权利要求书 1 页 说明书 5 页 附图 2 页 1/1页 2 1.一种计算机装置（3）， -在所述计算机装置中设置有可编程逻辑控制器（1），和 -在所述计算机装。
4、置中设置有相对于所述可编程逻辑控制器（1）的在存储器访问方面 的下级系统（2），其中 -在所述可编程逻辑控制器（1）中集成存储器（4），所述可编程逻辑控制器（1）的组件 能够访问所述存储器（4）， 其特征在于， -在所述计算机装置（3）中设置有代理装置（6），所述代理装置这样协调所述下级系统 （2）对所述可编程逻辑控制器（1）的存储器（4）的访问，即所述可编程逻辑控制器（1）的组 件的同时访问优先于对所述下级系统（2）的访问。 2.根据权利要求1所述的计算机装置，其中，所述下级系统（2）包含虚拟机。 3.根据权利要求2所述的计算机装置，其中，利用所述虚拟机实现操作-和观察-单元 （5）、和/或。
5、模拟单元和/或工具管理单元。 4.根据前述权利要求中任一项所述的计算机装置，其中，所述代理装置（6）是所述可 编程逻辑控制器（1）的一部分。 5.根据前述权利要求中任一项所述的计算机装置，其中，所述代理装置（6）确保所述 可编程逻辑控制器（1）在预设时间段内可靠地获得对所述存储器（4）的访问。 6.根据权利要求5所述的计算机装置，其中，所述代理装置（6）确保，当存在所述可编 程逻辑控制器（1）的访问请求并且确保了所述可编程逻辑控制器（1）的完全访问仍是在从 所述访问请求开始的所述预设时间段内时，完全结束所述下级系统（2）对所述存储器 （4）的访问。 7.根据权利要求5或6所述的计算机装置，其中。
6、，如果所述下级系统的访问的完全结束 会导致：在存在来自所述可编程逻辑控制器（1）的访问请求时，所述可编程逻辑控制器的 访问不能在所述预设时间段内进行，那么所述代理装置（6）确保取消所述下级系统（2） 的访问。 8.一种用于运行根据前述权利要求中任一项所述的计算机装置的方法，其特征在于， 这样协调下级系统（2）对可编程逻辑控制器（1）的存储器（4）的访问，即所述可编程逻辑控 制器（1）的组件的同时访问优先于所述下级系统（2）的访问。 9.根据权利要求8所述的方法，其中，所述存储编程的控制装置（1）在所述预设时间段 内可靠地获得对所述存储器（4）的访问。 10.根据权利要求9所述的方法，其中，当存。
7、在所述可编程逻辑控制器（1）的访问请求 并且确保了所述可编程逻辑控制器（1）的完全访问仍在从所述访问请求开始的所述预设时 间段内进行时，完全结束所述下级系统（2）对所述存储器（4）的访问。 11.根据权利要求9或10所述的方法，其中，如果所述下级系统（2）的访问的完全结束 会导致：在存在来自所述可编程逻辑控制器（1）的访问请求时，所述可编程逻辑控制器（1） 的访问不能在所述预设时间段内进行，取消所述下级系统（2）的访问。 权 利 要 求 书CN 103003763 A 1/5页 3 内部存储器的访问协调的计算机装置和运行方法 技术领域 0001 本发明涉及一种计算机装置，其中设置有可编程逻辑控。
8、制器，并且在其中设置有 相对于可编程逻辑控制器在存储器访问方面的下级系统，其中，在可编程逻辑控制器中集 成存储器，可编程逻辑控制器的组件能够访问该存储器。此外，本发明还涉及一种运行此类 计算机装置的方法。 背景技术 0002 十多年前，在信息技术中开始了系统的虚拟化。随着它的传播越来越广泛，在自 动化中也能够找到普遍的虚拟化和特殊的实时虚拟化。但是，从实时系统和虚拟化解决方 案的相互作用中产生了各种问题。一方面，关于时间的期望态度各有差异。实时系统期望 非常精确的实施，而在虚拟化的系统中，放弃多秒的计算时间则是完全可能的。这决定了两 种系统的非对称实施。另一方面，一旦既能够通过实时系统、又可以。
9、通过虚拟机使用共同数 据，便会出现问题，特别是当在虚拟机（VM）中说明了用于操作和观察（BuB）实时系统的接 口时，便会存在这样的情况。但是，实时控制装置和虚拟系统与BuB组件的组合是值得追求 的，因为这样的话，两种系统便能够彼此分离地运行。这样，实时系统的更改例如仅只要在 用作合适的系统管理程序（抽象层）的范围内对BuB起作用。通过该抽象有可能能够不更改 地继续使用客户特定的BuB-组件（例如操作控制台、触摸屏）。另一方面，BuB-系统中的、 导致损害基本的操作系统的程序错误对实时系统没有影响，由此赢得了额外的稳定性。但 是最后，时间方面的问题始终是公开的问题，这些问题给系统的通信造成困难。。
10、 0003 在BuB-系统和控制装置耦接时也存在同样的问题，其中，这里的优点在于，这些 系统大多在分离的计算机上运行。因此，将最易于由控制装置和系统上的BuB构成的系统 与上述装置进行比较。但是在由控制装置和BuB构成的组合中存在该优点，即在这里不使 用不同的时基并且不将不同的时基置于同一操作系统中。因此，迄今尚不存在上述问题。 这是由于虚拟化才刚开始在自动化领域内传播，通过该虚拟化主要是要避免迄今未得到利 用的处理器时间。但是，与实时系统相关联的共同的和可能竞争的数据访问是已知的问题。 这可以通过使用同步机制（信号、互斥）消除，但是也可以通过在节拍同步的系统中使用特 定的访问时间的分配来消除。
11、。这些方法基本上也可以继续应用，但是当可编程逻辑控制器 SPS（speicherprogrammierbare Steuerung）与虚拟机合作时，却提出了迄今尚未弄清的问 题，这些问题建立在这样的基础上，即SPS不以恒定的周期工作，并且因此不对SPS的存储 器访问进行预报。相反，同步机制则在不利的条件下导致不可解除的、竞争的访问并且由此 导致对于严格的实时要求的损害。此外，独立的操作系统的使用还会给同步机制的使用造 成困难。因此，这样的设计方案要求一种可替换的方法。 0004 此外，虚拟机并不是能够永久使用的，这是由于在一台处理机上也实施了其它进 程。详细说来，这意味着在不规律的时间间隔内使。
12、虚拟机停下来，以实施优先的命令，或者 以利用由此变得空闲的计算机时间用于其它的任务（例如主机-应用程序）。一般而言，这 在IT-领域（信息技术）内不成问题，因为在这里不能够期待定义的响应时间。 说 明 书CN 103003763 A 2/5页 4 发明内容 0005 本发明的目的由此在于，对于具有变换的存储器访问时间和下级系统，例如分散 设计的、虚拟化的系统的SPS而言，能够共同使用存储器。 0006 根据本发明，该目的通过一种计算机装置实现，在该计算机装置中设置有可编程 逻辑控制器，并且在该计算机装置中设置有相对于可编程逻辑控制器在存储器访问方面的 下级系统，其中，在可编程逻辑控制器中集成存。
13、储器，可编程逻辑控制器的组件能够访问该 存储器，并且其中，在该计算机装置中设置有代理装置，该代理装置这样协调下级系统对可 编程逻辑控制器的存储器的访问，即可编程逻辑控制器的组件的同时访问优先于下级系统 的访问。 0007 此外，根据本发明还提出一种用于运行上述计算机装置的方法，其中，这样协调下 级系统对可编程逻辑控制器的存储器的访问，即可编程逻辑控制器的组件的同时访问优先 于下级系统的访问。 0008 这样，在有利的方式中有这样的可能性，即满足SPS的实时要求并且同时为不满 足此类实时要求的下级系统确保对SPS的存储器的访问。 0009 下级系统优选地包括虚拟机。例如分散设计的、虚拟化的系统由。
14、此能够在关于共 同使用存储器的方面与具有变换的存储器访问时间的SPS相互作用。 0010 虚拟机特别地能够具有操作-和观察单元（人机-接口）、和/或模拟单元和/或 工具管理单元。借助于虚拟机，BuB能够与SPS分离地运行，这样，SPS以及实时系统的更改 对BuB不产生影响。 0011 代理装置也可以是可编程逻辑控制器的一部分。由此或许能够简化下级系统的存 储器访问。 0012 在一个特殊的实施方式中，代理装置确保可编程逻辑控制器在预设的时间段 内可靠地获得对存储器的访问。其中将“访问”理解为从请求直至完全响应的一个完整周 期。通过该稳定的访问确保能够保持SPS的实时运行。 0013 代理装置特。
15、别地能够确保，当存在可编程逻辑控制器的访问请求并且确保了可编 程逻辑控制器的完全访问仍是在从访问请求开始的预设时间段内进行时，完全结束下 级系统对存储器的访问。由此无须在访问存储器时给予SPS绝对的优先权，但却能够满足 实时条件。由此通常能够节省处理器时间。 0014 此外有利的是，当下级系统的完全结束或会导致：在存在来自可编程逻辑控制器 的访问请求时，可编程逻辑控制器的访问不能在预设时间段内进行，那么代理装置确保 取消下级系统的访问。通过该步骤（还原：Roll-Back）可以确保，当在通过SPS提出访问请 求之前已经通过下级系统开始了一个较长的访问时，实时要求也得到遵循。 附图说明 0015。
16、 现在根据附图详细说明本发明，图中示出： 0016 图1示出根据本发明的计算机装置的示意性草图； 0017 图2示出分别对于访问请求情况和根据本发明的、在时间上相继的请求中的访问 实施的时间图； 说 明 书CN 103003763 A 3/5页 5 0018 图3示出分别对于存储器访问情况和根据本发明的、具有Roll-Back必要性的存 储器访问情况的时间图；和 0019 图4示出访问请求情况和根据本发明的、在通过下级系统提前结束访问时的访问 实施的相应的时间流程图。 0020 随后详细说明的实施例是本发明的优选实施方式。 具体实施方式 0021 在图1的实例中将SPS 1（可编程逻辑控制器）。
17、和VM 2（虚拟机）组合起来。SPS 1是关于存储器访问的优先级系统，而VM 2是下级系统。此外，SPS 1具有变换的存储器访 问时间，并且VM 2是分散设计的系统。这两个系统，不仅SPS 1，而且VM 2，在这里都设置 在一个共同的主机3上。SPS 1和VM 2想要访问的存储器4在这里集成在SPS 1中。在访 问存储器时尽力避免可能的空闲时间（idle），以由此使最优地利用整个系统成为可能。 0022 在虚拟机上设置了例如BuB 5。BuB 5和SPS 1是完全分离的系统。BuB 5例如来 自于不同于制造SPS 1的其他制造者。SPS 1和BuB 5的操作系统也可以是不同的。虚拟 机VM 2。
18、建立必要的抽象层。 0023 在主机3上也可以设置有多个下级系统（特别是虚拟机）。即便在此时，其目的始 终是，所有系统均应访问SPS 1的存储器4. 0024 在访问存储器4时的一个重要方面是，SPS 1的优先级最低，并且SPS的组件对存 储器4的存储器访问不受VM 2或者其它下级系统的存储器访问的干扰。例如系统具有紧 急停机-开关，SPS 1必须毫无时间延迟地处理该开关的信号。紧急停机-状态储存在存 储器4中。重要的是，该紧急停机-状态也在BuB 5中显示，但是在那里，每10秒更新显示 一次便已足够。VM 2因此必须为了BuB 5这样访问存储器4，即不干扰SPS 1。为此在存储 器4和虚拟机。
19、2之间连接所谓的代理器6（在本申请中也称为代理装置）。代理器6的首要 任务是协调对存储器4的访问。对此，它可能会中间储存数据。此外，它也可以包含过滤功 能。即：为了虚拟机VM 2的数据访问，在主机3上实现代理器6。在此存在该选择性，即如 图1的实例中单独使用代理器6。在一个可替换的实施方式中，代理器6作为SPS 1的一部 分实现。而相反，不可能在VM 2中实现代理器6，这是由于VM 2并非持续运行，并且因而不 可能完美无缺地协调存储器访问。 0025 代理器6的任务在于，接受VM 2以及多个虚拟机的访问要求，并且只要当前不需 要处理由SPS 1发起的访问，那么则在要求传输结束后由代理器6执行这。
20、些访问要求。其 中，即使VM 2在该时间点上是不可使用的，该实施也将进行。 0026 代理器6和VM 2之间的数据传输在这里不需要独立的网络-或者通信连接，这是 由于通过VM的特性，两个系统能够使用同一个物理存储器。在主机3上运行的代理-应用 程序对该存储器4的直接访问因此是可能的，这受到相应的持续性稳定装置（不是同时的 存储器访问）的监控。在此的优点一方面在于对数据的访问时间更短，这是由于代理器是在 主机-层面上、而非在VM-层面上运行。此外，根据本发明的系统的优点在于该可能性，即： 即使VM 2恰好不具有处理器时间，也能访问存储器4。如果实施了请求并且VM 2又可再次 供使用，那么相应的回。
21、应则被传输至VM 2。 0027 在该实施例中虽然确保了虚拟机VM 2的可使用性与实际的数据访问脱离，但是 说 明 书CN 103003763 A 4/5页 6 通过SPS 1和代理器6的竞争的数据访问仍是可能的。竞争的数据访问因此受到动态的访 问时间控制装置的监控，该动态的访问时间监控装置为SPS 1确保了定义的回应行为，该 定义的回应行为对于实时系统而言是必需的。为此定义时间窗，在该时间窗中，通过该方 法为SPS1确保访问的实现。该时间窗被画进了图2至4中。该时间窗的时间的测 量是以通过SPS 1对关键性的存储器区域的访问的第一次请求来进行的。该时间窗也 能够可替换地与控制装置的周期连接，。
22、主要是在节奏同步的系统中，在这些系统中，所有的 行为都由一个固定的节奏控制。 0028 SPS 1的最大必要访问时间在这里用 RT 定义。虚拟机的待定义的最大访问时间 取决于“Roll-Back”方法，在该方法中能够撤销已开始的存储器访问，该虚拟机的、在代理 器6的访问中显示的待定义的最大访问时间用 VM 定义。在本实施例中，虚拟机的最大访 问时间 VM 与必须可靠地确保用于SPS的访问的时间相同。当前的、涉及 VM 的时间测 量的起点的时间点在后面用 t 表示并且通过硬件-计时器测量。为了将通过虚拟机进行 访问时的延迟保持在较低水平，一方面，在一个时间点上分别只允许虚拟机的一次访问，另 一方。
23、面考虑“Roll-Back”方法。该“Roll-Back”方法的作用是，使SPS 1的访问在确保的 时间内成为可能，并且因此在需要的情况下取消VM 2已经开始的、通过代理器6进行的对 于共同使用的存储器区域4的访问，并且由此保持该持续状态。对于该“Roll-Back”最大 所需的时间用 RB 表示。所选方法的速度在此通过1/x表示。总体上由此产生以下时间特 性：对于 0029 0030 0031 这意味着，在关于SPS 1的访问空闲的前提下，以VM 2的名义由代理器6发起访 问。VM 2对存储器4的访问能够由代理器6通过虚拟层（也称虚拟机管理器或者系统管理 程序）识别，这是由于该虚拟层负责实施。
24、VM 2中的每一个命令并由此简化了监控。但是对 于SPS 1的访问而言，其它的解决方案是必要的。在这里只剩下使用操作系统途径（例如使 用异常）或者在SPS 1中提供合适的接口。只要通过SPS 1的访问不能被记录，或者VM-访 问的完结是以这样的程度结束，即VM-访问的结束和SPS-访问的实施在供使用的总时间 内是可能的，那么便完整地实施代理器6的访问（参照图4）。如果情况并非如此，那么引起 VM-访问的“Roll-Back”并且随后实施SPS-访问（参照图3）。这样，在任何情况下均确保 遵循总时间。 0032 所说明的时间特性表明了该优点，即在SPS 1的最小和最大访问时间之间的时 间上的变化。
25、或持续时间最大为1/x VM ，其中，从“Roll-Back”方法中产生x。在为了在 “Roll-Back”中的回写使用简单的重建算法时，x=1，而相反，用特殊的转换方法（例如用 cache）能够实现更短的Roll-Back时间。相应地，SPS 1的反应时间与虚拟机的访问时间 成比例地延长。从中又产生该情况，即反应时间的增加取决于所使用的存储器的类型和通 过虚拟机的存储器访问的设计。 0033 后面通过图2至4更详细地说明通过SPS和VM对共同的存储器的存储器访问的 说 明 书CN 103003763 A 5/5页 7 不同情况。所说明的情况在SPS以及VM的访问时间点上各不相同。在本实例中仅。
26、使用一 台VM，并且为了“Roll-Back”方法使用简单的重建算法，因而适用：x=1。本身很普通的情 况，即仅存在SPS的访问或者仅存在VM的访问，未在图中示出。在每幅图中分别在左侧示 出了这样的情况，即SPS和VM的访问在哪些时间点上进行。在每幅图的右侧示出，以何种 方式根据本发明通过代理器协调SPS和VM的访问。 0034 在图2的情况下，在时间点t0上出现一个通过SPS 1提出的访问请求。相应的访 问20在一定的时间后结束，并且随后通过VM同样实现一个访问请求，其中，相应的访问21 同样将持续一定的时间。如图2的右图示出的，对共同的存储器4的访问在这里能够以与 实现请求完全相同的方式进。
27、行，这是由于在这里能够遵循SPS 1的周期。这意味着，在时间 点t0进行了SPS的实际访问20并且紧接着进行VM的访问21。两个访问20和21的 和小于总时间，在该总时间内必须可靠地进行SPS-访问。 0035 在图3中示出该情况，即SPS在时间点t0再次提出访问请求30。VM之前已经以 一定的时长提出了访问请求31。如果SPS的访问在VM的访问结束后才进行，那么将超出允 许的总时间。因此，代理器以如下的方式协调两个访问：VM在存储器访问方面是次要的。 其存储器访问根据图3的右图开始，这是因为在访问开始时尚不存在SPS的请求。当代理 器此时在t0的时间点获悉了SPS的请求30，其识别出，必须中。
28、断VM的访问31，从而使SPS 的访问31能够在周期（总时间）内进行。出于该原因，代理器6发起VM的直到进行至 时间点t0的访问进程31的“Roll-Back”。通过访问31在存储器4中所实施的更改利 用“Roll-Back”32被取消。由于涉及的是简单的重建算法并且x=1，“Roll-Back”32持 续的时间与VM的截止到目前的存储器访问31的时间相同。“Roll-Back”32之后，现在 紧接着能够进行SPS 1的实际性的存储器访问30。利用该存储器访问30没有超出总时 间。在SPS 1的访问31之后，现在则能够实际进行VM的访问31”，该访问31”在必要 的时间长度内进行。其中，如果超。
29、出了总时间也无关紧要，这是因为VM 2以及在其上实 施的BuB 5是下级系统。图3的情况符合以上方程（1）的第一个变体。 0036 在图4的情况下，首先通过VM进行访问请求41。在时间点t0再次实现SPS的访 问请求40。在该情况下，代理器断定，通过VM的访问41实际上能够完全实施并且SPS的 访问40能够紧接着进行，且同时不会超出总时间。在这里不需要“Roll-Back”。这样， SPS的周期也得到遵守。 0037 如以上示出的实例所说明的，通过代理器6使动态的访问时间调节由此是可能 的，从而应对SPS和一个或者多个虚拟机的相互作用的特殊要求。 说 明 书CN 103003763 A 1/2页 8 图1 图2 图3 说 明 书 附 图CN 103003763 A 2/2页 9 图4 说 明 书 附 图CN 103003763 A 。