PMC 和C-執(zhí)行器配合應用與沖突

許立新

(上海通用汽車有限公司，上海 201206)

1 概述

一臺使用FANUC-160C 數(shù)控系統(tǒng)的進口臥式加工中心，投產(chǎn)后不久偶爾出現(xiàn)完成備刀后既不動作、也不報警的“死機”現(xiàn)象，大約每周出現(xiàn)二次，復位和急停操作都無法恢復，只能關機。該機床使用了C-執(zhí)行器(C-EXE)。發(fā)生故障時CNC 在執(zhí)行的M661 代碼(備刀命令)，等待M-功能結束。后來查出故障原因是PMC 與C-EXE 配合使用時，因為忽略了PMC分割段運行機理，程序出現(xiàn)了漏洞導致競爭冒險。

下面按照分析故障的過程進行敘述。

2 分析故障

2.1 逆向追蹤

機床備刀過程是將主軸上換下來的舊刀從待刀位送回刀庫，再把下一把刀從刀庫轉移到待刀位;在這個過程中，刀具數(shù)據(jù)信息(刀具號、刀具壽命等)也要同步轉移;因為刀具數(shù)據(jù)管理由C-EXE 處理，所以在執(zhí)行備刀命令M661 過程中，根據(jù)實際步驟C-EXE 也要同步運行。

從M661 功能沒有結束開始追蹤，文中箭頭所指方向為程序邏輯執(zhí)行方向。

①M661 結束［M661FN=0］←②M06 等待［M06WAT=1］←③未執(zhí)行備刀第8 步［TCF-08=0］←④未執(zhí)行備刀第7 步［TCF-07=0］←⑤刀具檢索未完成［TSROK=0］←⑥未執(zhí)行備刀第4 步［TCF-04=0］←⑦未執(zhí)行備刀第3 步［TCF-03=0］←⑧C-EXE 相關［CEXBSY=1，CEXFIN=1］。

由于CEXBSY 和CEXFIN 信號比較復雜，停止逆向追蹤。CEXBSY 信號是PMC 向C-EXE 發(fā)出的任務請求信號，梯形圖中有10 處置位和10 處復位CEXBSY 信號。CEXFIN 信號是C-EXE 向PMC 發(fā)出的C-EXE的任務完成信號，梯形圖中沒有寫這個信號。

［確定目標］:焦點是CEXBSY≠0 和CEXFIN≠0;方向是PMC 的10 項任務和C-EXE。

2.2 梳理10 項任務

［任務1］:WORK DATA RESET JOB;

［任務2］:TOOL DATA RESET JOB;

［任務3］:TOOL CALLING STEP-3;

［任務4］:WORK COUNTER UPDATE STEP-1;

［任務5］:CYCCLE TIME MONITOR STEP-1;

［任務6］:SL FLAG SET STEP-2;

［任務7］:TL COUNT-UP STEP-1;

［任務8］:M034 ACTION STEP-1;

［任務9］:BT FLAG RESET JOB STEP-2;

［任務10］:SET DATA TRIGGER;

10 項任務與C-EXE 的應答方式是相同的。

2.3 使用排除法，縮小目標范圍

依次檢查10 項任務，尋找不同之處:

9 項任務的觸發(fā)信號都是“0”，所以這9 項任務都不會向C-EXE 發(fā)出任務請求。只有［任務3］的觸發(fā)信號TCF-02 是“1”，但是因為條件不滿足，所以［任務3］的任務選通信號TCF-3 沒有接通。與2.1 節(jié)的追蹤結果“會合”了，懷疑是［任務3］有問題。

分析［任務3］的梯型圖(圖1):

(1)在Net4 上，因為［TCF-03=0］，所以不能置位CEXBSY 信號。

(2)假設一:當時正在執(zhí)行［任務3］，TCF-03 信號曾經(jīng)是“1”，當時置位了CEXBSY 信號，然后關斷TCF-03 信號。

因為Net1 中TCF-03 信號是自鎖的，如果要關斷它，則需要上一次循環(huán)時Net8［TSROK=1］，因此Net5［TCF-04=1］;既然［TCF-04=1］，那么Net6 就能夠復位CEXBSY 了;這與實際狀態(tài)［CEXBSY=1］不符，所以假設一不成立。

(3)假設二:當時在等待執(zhí)行［任務3］，即［CEXBSY=1］是由其他任務置位的。

因為其他任務還沒有完成，所以［CEXBSY=1］;當其他任務完成后，使［CEXBSY=0，CEXFIN=0］成立，就可以執(zhí)行［任務3］了，符合邏輯，證明假設二成立，所以不是［任務3］出的問題。

［更新目標］:焦點是CEXBSY≠0 和CEXFIN≠0;方向是PMC 的9 項任務和C-EXE。

至此，我們需要先研究PMC 和C-EXE 的聯(lián)合應用。

3 學習PMC 和C-執(zhí)行器聯(lián)合應用

3.1 分析PMC 接口程序(圖1)

Net1［Step1］:在沒有其他任務時(CEXBSY=0，CEXFIN=0)，處于任務使能狀態(tài)，如果有觸發(fā)信號(TCF-02=1)，則任務選通(TCF-03=1)并且自鎖。

Net2，3［Step2］:如果任務選通，就一次性傳送任務數(shù)據(jù)到C-EXE(CEDT00、CEDT04、……);到下一個循環(huán)周期時CEXBSY=1，就不再傳送了。

Net4［Step3］:如果任務選通，就置位CEXBSY 信號(向C-EXE 發(fā)出任務請求命令)

Net5［Step6］:收到C-EXE 任務完成信號(CEXFIN=1)后，就發(fā)出PMC 的任務完成命令(TCF-04=1)。

Net6［Step7］:收到PMC 的任務完成命令，就復位CEXBSY 信號(通知C-EXE 任務結束)。

Net7，8［Step9］:如果C-EXE 的返回代碼［CEDT02］是“0”，就發(fā)出PMC 的任務結束命令(TSRCOK=1);

Net1［Step10］:到下一個循環(huán)周期時，由PMC 的任務結束命令(TSRCOK=1)關斷任務選通信號(TCF-03=0)，結束任務;當收到C-EXE 發(fā)出的允許接收新任務命令(CEXFIN=0)后，則再次處于任務使能狀態(tài)(其它任務也處于使能狀態(tài))。

3.2 分析C-EXE 接口程序(圖2)

［A］:如果成功獲取CEXBSY 和CEXFIN 的狀態(tài)則向下運行，執(zhí)行［B］和［C］。

［B］:如果狀態(tài)為［CEXBSY=1，CEXFIN=0］(收到PMC 的任務請求命令［CEXBSY=1］，對應Net4)，則向下運行，執(zhí)行［D］;否則執(zhí)行［C］。

［C］［Step8］:如果狀態(tài)為［CEXBSY=0，CEXFIN=1］(收到PMC 的任務結束命令［CEXBSY=0］時，對應Net6);則置［CEXFIN=0］(通知PMC 允許接收新任務，對應Net1［Step10］);

［D］［Step4］:如果成功獲取任務數(shù)據(jù)(組)CEDT00、…，則向下運行，執(zhí)行［E］和［F］。

［E］［Step4］:執(zhí)行PMC 請求的任務。(根據(jù)［CEDT00］的任務代碼，選擇執(zhí)行相應的函數(shù);完成任務后把返回代碼寫入［CEDT02］中，對應Net7)。

［F］［Step5］:完成PMC 請求的任務后，如果仍然CEXBSY=1，則置CEXFIN=1(通知PMC 任務完成，對應Net5)。

整個PMC 和C-EXE 的應答關系如表1 所示。

小結:在［C］中，只要CEXBSY=0，C-EXE 就會置CEXFIN=0;所以排除了CEXFIN≠0 的因素。

［更新目標］:焦點CEXBSY≠0;方向是PMC 的9項任務。

3.3 設置“痕跡標識位”縮小目標

為了確定到底是哪個任務出了問題，采用設置痕跡標識位的方法，具體方法如下:

修改梯形圖，分別為各項任務設置“痕跡標識位”(R20.0～R21.1);在每項任務“置位”和“復位”CEXBSY 的同時也“置位”和“復位”各自的“痕跡標識位”。在出現(xiàn)“死機”時，如果哪一個“痕跡標識位”還是“1”，則就是哪一項任務出了問題。

增加標識位后，再次出現(xiàn)“死機”時，R20.6=1;說明是［任務7］出了狀況。

［鎖定目標］:［任務7］沒有復位CEXBSY!

3.4 檢查［任務7］的梯形圖(圖3)

(1)根據(jù)［鎖定目標］，Net14 沒有復位CEXBSY;當時狀態(tài)是［CEXBSY=1，CEXFIN=1］;

表1 PMC 與C-EXE 應答關系順序表

(2)逆向追蹤:箭頭所指方向為程序邏輯執(zhí)行方向。Net14［CEXBSY≠0］←Net9［TLCU-1=0］←上一循環(huán)周期Net16［TLCUFN=1］←［TLCU-1=1，CEXFIN=1］。

說明在上一循環(huán)周期時［TLCU-1=1，CEXFIN=1］是成立的。那么，為什么排在前面的Net14 沒有執(zhí)行而后面的Net16 卻執(zhí)行了?

分析:順序程序沒有邏輯錯誤，猜測是PMC 運行時發(fā)生了沖突。

4 回顧PMC 的運行原理，尋求突破

4.1 從基礎原理出發(fā)

回顧PMC 程序的執(zhí)行原理，梳理相關概念(參考圖4，圖5)。

(1)掃描周期:8 ms。

(2)掃描PMC 時間:5 ms(FS160C);即在8 ms 內(nèi)有5ms 執(zhí)行PMC 程序，3 ms 由NC 使用。

(3)5 ms 分為兩部分:①處理高級段:執(zhí)行Level1程序，每個掃描周期都要執(zhí)行一次;②處理低級段:剩余時間執(zhí)行Level2 程序，每個掃描周期只能執(zhí)行一部分。

(4)分割段:Level2 程序按分配的時間分割成n個段，每個掃描周期執(zhí)行一個段。

(5)運行方式:循環(huán)執(zhí)行。

(6)循環(huán)周期:8×n ms，執(zhí)行一遍PMC 程序的時間。

4.2 發(fā)現(xiàn)突破口:是分割段問題

假設:①兩個分割段的“接縫”在Net14 和Net15之間(見圖6);②在執(zhí)行Net14 后和Net15 之前這段時間內(nèi)，C-EXE 把CEXFIN 由“0”變?yōu)椤?”。分析如下:

(1)在執(zhí)行Net14 時，因為［TLCU-1=1，CEXFIN=0］，所以沒有復位CEXBSY，保持［CEXBSY=1］，此時結束了當前分隔段。

(2)接著執(zhí)行3 ms“NC 處理”(參考圖5)，然后開始下一個掃描周期，首先執(zhí)行高級段，在這段間內(nèi)C-EXE 把CEXFIN 信號變?yōu)椤?”。

(3)再從下一分割段起點Net15 開始執(zhí)行;因為此時［TLCU-1=1，CEXFIN=1］，如果［CEDT02=0］，則Net16 置［TLCUFN=1］。

(4)下一個循環(huán)周期，執(zhí)行到Net9 時就會關斷任務選通信號(TLCU-1=0)。

(5)再次執(zhí)行到Net14 時，因為［TLCU-1=0，CEXFIN=1］，則還是不能復位CEXBSY。;

上述推理符合PMC 運行原理，此假設成立!

小結:由于CEXFIN 信號在一個循環(huán)周期內(nèi)能夠發(fā)生變化，且這個變化又導致在復位CEXBSY 之前關斷了它的復位條件，所以就再無法復位CEXBSY 了。

4.3 整改措施

參見圖7，增加一個CEXFIN 信號的同步信號CFIN_B，用CFIN_B 替代原來所有的CEXFIN 信號;因為CFIN_B 信號在一個循環(huán)周期內(nèi)不會有變化，所以就不會發(fā)生沖突了。

經(jīng)過長期使用沒有再出現(xiàn)狀況，證明整改有效。

5 探討

5.1 PMC 是如何處理X-信號和R、E、D-信號的?

(1)PMC 對X-信號進行兩種緩沖處理

掃描緩沖處理:每隔2 ms，掃描［機床X-信號］傳送到［X-信號存儲器］一次;Level1 程序使用的X-信號來自［X-信號存儲器］。

同步緩沖處理:每次開始執(zhí)行Level2 時，同步［X-信號存儲器］傳送到［X-信號同步存儲器］一次;Level2 程序使用的X-信號來自［X-信號同步存儲器］，且在Level2 掃描周期中對信號進行鎖存。

因此，Level2 程序中的X-信號要比Level1 程序中的X-信號滯后，最多時可能滯后一個循環(huán)周期。

(2)PMC 直接使用R、E、D-信號，不進行緩沖處理

R、E、D-信號是內(nèi)部存儲器信號，它們的狀態(tài)源于PMC 順序程序，只要符合順序邏輯就不會發(fā)生沖突。

5.2 單獨使用PMC 控制就不會有這種沖突嗎?

也會有的，因為每隔8 ms 就要刷新一次Level1 程序;假設在Level1 程序中寫的一個R-信號，且這個信號在Level2 程序中多次引用;這個R-信號在一個循環(huán)周期(8×n ms)內(nèi)狀態(tài)是會發(fā)生變化的，如果該變化發(fā)生在引用這個R-信號的兩個分割段之間就可能會發(fā)生沖突。

6 結語

在使用FANUC 數(shù)控系統(tǒng)進行機床設計時，經(jīng)常會使用C-執(zhí)行器、Macro-執(zhí)行器和Fanuc-Picture等配合PMC 進行控制。這些執(zhí)行器能夠直接“寫”PMC 內(nèi)部存儲器(R、E、D 等地址)，雖然靈活方便了，但是也引入了導致競爭冒險的因素。

對于PMC 來說這些執(zhí)行器都屬于外部設備，相互之間的通訊信號就要遵循DI/DO 信號的處理規(guī)則!Level2 程序使用來自執(zhí)行器的輸入信號都需要經(jīng)過同步緩沖處理;保持這些信號狀態(tài)在執(zhí)行Level2 程序過程中不會變化，避免發(fā)生沖突。

［1］FANUC PMC ladder language programming manual［Z］.B-61863E/10，1997.