SIMATIC PLC 计时器的使用

SIMATICPLC计时器的使用显示订货号一、分析Timer1.提出问题图1问题1：M10.2能否被置位？图2问题2：S_CU计数有无问题，M6.2能否被置位?先来了解一下都有哪几个计时器，以及它们的特性如何图32.计时器描述从以图3可以看出5个计时器的基本特性，可以简单的从中挑选与控制工艺相符合的计时器使用，如果想了解计时器的详细信息，可以选择计时器，并按F1看帮助信息中的具体逻辑图。以计时器SD为例，参见图4图4我们从中可以知道，当触发端S的信号为上升沿时，触发计时器开始运行，时间结束后计时器输出端为1，S信号为下降沿时，计时器输出端为0那么根据此情况，以图1为例，咱们可以把刚才的梯形图程序通过时序图表示如下图5其中a,b之间是在扫描此段程序两个周期之间的间隙。图53.计时器与循环程序的关系经过分析，可以看出，M10.2(S)是可以被置位的，那为什么没有看见其被置位呢？大家注意，这里t的时间是8s，我们知道，一个程序的扫描周期很短，可能才十几----几十毫秒，在线时候可以监控到ScanCycleTime。如图6图6那这个时间不是远远超过了扫描周期么？我们又知道，如果程序扫描周期大于最大扫描周期监控时间ScanCycleMonitoringTime，那么将会触发中断，甚至造成CPU进入STOP状态。其实，计时器的执行是异步于OB1循环扫描的，只要计时器运行后，在每一周期扫描到计时器的触发端S信号如果为1，那么计时器就将在此周期继续计时。因此，它对于最大周期监控时间并没有太大的影响，只是调用语句时占用了少许us的时间。怎么来验证这个说法呢？就是说计时器的执行并不同步于OB1程序扫描周期。1，可以在程序中加入若干SFC47增大程序扫描周期（保证小于ScanCycleMonitoringTime），通过监控计时器的时间，可以看出，计时器的时间是跳跃式的变化的，也就是说，也就是说，当程序扫描完计时器，继续往下进行时，计时器满足触发条件进行计时，此周期往后的计时是一直在进行的。2，可以通过在中断来证明3，通过程序死循环监视计时证明4，通过多个计时器监视时间来证明等等各种方法那说明了是异步的有何作用呢？说明了刚才咱们分析程序所作的时序图有一定的问题，因为咱们的分析是按照程序一步步往下进行的，相当于是同步进行的。而实际在程序执行时，扫描周期是比较短的，所以计时器是在其中的某一个周期里计时器计时结束时输出被置位为1，那么因为这样，所以对我们编写程序就会有一定的要求。也就有了下面一个问题4.计时器动作的时刻计时器的输出端是什么时候被置位呢，什么时候起作用呢，比如？是等到重新扫描到计时器块，计时器执行完毕才置位，还是不用重新扫描到计时器？程序中直接扫描的T40节点，它就已经被置位了呢？1，我们可以设置OB35的看门狗时间为2000ms,如图7OB35里触发计时器T40，的开点给线圈M6.0，如图8OB1里的开点给线圈M6.1，M6.0开点给线圈M6.2，如图9经过试验，观察看到，当T40的Timer运行结束后M6.1立刻就被置位了，而M6.0和M6.2会等到再次扫描到OB35，才会被置位。可得出结论，当计时器T40计时结束时，CPU扫描到时，它就已经为1了，不需要等到扫描计时器S_ODT(SD)。图7图8图92，也可以在OB1里调用多个“wait”代码让OB1的扫描周期足够大，如5s，先调用一个SDT21s，然后调用若干“wait”，大概持续2s，用T2开点触发一个线圈如M10.0，再调用若干“wait”，大概1s，然后再调用一个SDT3，可以看出再T3还没有开始计数时，M10.0已经被置位了。计时器在OB30—OB38里呢？是一样的。可以在OB35里使用SD计时器，可以发现，当程序调用OB35时，计时器开始运行，把OB35执行时间和计时器时间设置大些，可以发现，只要每次在扫描的计时器触发端时，条件满足，计时器就开始运行，直到下一次扫描OB35时再扫描到此条件为止。可以把计时器时间设置足够大，当计时未结束前把它的触发端变为0，那么其计时停止，直到再次触发。可以得出计时器的运行只与每次扫描到它的触发端有关。扫描完触发端后，计时器的运行就与触发端无关了，直到下一次再次扫描到此触发端。5.分析程序了解了以上的一些基本知识，咱们再来看看刚才图1中的程序。一个CPU的扫描周期是可以计算的，根据不同的配置和数据的读取，可以计算出不同的周期，在PLC运行时，每个周期的大小也是不一样的，可以大致计算出范围，可以根据每条语句来计算程序的执行时间，再加上相应的循环周期检测点，周期中断，访问过程映像区，通信负载等。这些时间的长短与CPU型号及使用方式有关。使用PS3075A，CPU315-2PN/DP(315-2EH13-0AB0V2.6.50)为例。以下所有时间都以此配置为标准。我们把图1的梯型图换成语句表来分析指令执行的过程。图10一个CPU的扫描周期的计算可以根据以下几个过程来进行图11A.操作系统初始化循环时间监视B.扫描PIOC.扫描PIID.执行用戶程序，并执行程序中定义的操作E.扫描周期检测点操作系统时间（周期结束时执行挂起的任务，如装载和删除块）F.CPU返回到周期开始的时间点，并重新开始循环周期监视在以上的步骤中都是有时间的，虽然很小，但是也占用时间。可以根据不同的硬件组态，参照CPUSpecifications手册进行计算，为了便于计算和理解，咱们以理想状态来计算。假设CPU周期中的A，B，C，E，F的时间为固定的数值Xus。只分析程序里的”D”--用户程序中的命令执行。程序是顺序扫描的，从Network1—3依次进行，以第一个周期开始时来分析，首先扫描Network1中T3计时器为0，因此闭点使能，T2开始计时（0－8S），但此时扫描T2输出为0，因此扫描到Network2中T2开点不使能，扫描到T3不执行，Network3中T3开点不使能，M10.2为0。到此过程[0.4+0.3+2.4+0.3+0.3+2.4+0.3+0.2(或0.9)]us=6.6(或7.3)us。注意：T2一直在累加时间，相当于此时T2计时也到达6.6（或7.7）us。然后加上刚才的时间Xus，那么一个周期可以认为是t=X+6.6(7.7)us。X大于7us，可以看出语句的执行是在很短的时刻进行，所以大家在编程时常用的每个计时器都会经过若干个程序扫描周期。因为Timer是异步的，所以T2的时间应该在一个周期里也为t=X+6.6(7.7)us，那么根据上面的程序看，因为T2设置为8s，所以应该在大概m=8s/[X+6.6(7.7)]us个周期时，T2执行完毕。T2假设最佳情况下，T2执行完毕的时刻是在第m个周期内，A．如果发生在Network2的T2开点之前，那么扫描到此T2开点的语句时，T2的输出变为1，执行下一条语句T2开点就会闭合，T3开始计时。B．如果T2执行完毕的时刻是程序扫描到T2开点语句之后才发生的，那么因为后面的程序没有对T2的操作，只有在下一个m+1周期，才能检测到T2的变化。T3开始计时。T3开始计时的前提条件是T2开点闭合，假设在第m个周期里，T3开始计时，那么同样，要经过大概m个周期左右，T3才能执行完毕，到此时，已经经过了2m个周期，因为M10.2线圈是由T3开点的闭合信号来置位的，那么现在就来分析一下什么时候可以发生此动作。注意：在此例子程序中，在Network1-3中都有对T3的操作T3假设在最佳情况下，T3执行完毕的时刻是在第2m个周期。在第2m周期内A．如果发生在Network1的T3闭点之前，那么在程序扫描到T3闭点的时候，T3的输出值已经变为1了，闭点变为开点，T2输出变为0，往下扫描到Network2的T2开点变为0，T3的SD输出也变为0，继续扫描到Network3，T3开点为0，那么M10.2未被置位。B．如果发生在Network1的T3闭点之后，Network3的T3开点之前，（则T2是保持为1的），在扫描到T3开点时，T3的输出值变为1，T3开点变为闭点，M10.2被置位。C．如果发生在Network3的T3开点之后，那么在此周期内对m10.2不会产生置位，在下一周期（2m+1）,T3输出值变为1了，所以在Network1里T3闭点变为开点，T2输出变为0，扫描到Network2里，T2开点变为0，导致T3输出值变为0，扫描到Network3里，T3开点变为0，因此不会对M10.2置位。在再下一周期（2m+2），扫描到Network1里T3闭点为0，使能T2重新开始计时。从以上分析可以看出，M10.2是可以被置位的，但是在条件符合情况下，看T3中情况B的时间大致为图10中的2，3，4，5，6操作Y=（0.3+2.4+0.3+0.3+2.4）=5.7us，也就是图5中a时刻得在这个时间段内，这个时间极为短暂。因此我们在检测的时候很难捕捉到此信号。我们可以在假设最佳情况下来计算一下概率，就以现在这个例子t=X+6.6(7.7)usY=5.7usm=8s/t可以看出概率非常小，只有增大5.7us才能增大概率，也就是增大Y（或B）的时间图12只有SD计时器结束时刻发生在Y时间段内，那么M10.2才能被置位，也就是Y:Network1的T3闭点之后，Network3的T3开点之前这个时间段内如何通过试验来来验证以上的理论说法呢。可以实际通过实验来检测在不做任何修改的情况下，上面的程序要对M10.2进行置位的条件是很难捕捉到的，在n*2m个周期也难以捕捉到，因此经过长时间运行程序，M10.2也难以发现被置位。为了比较直观，加上了Network4，用计数器来大致评估时间。如图13图13(1)如果在Network1的T3闭点后加上SFC47设置1ms延长此段时间，这样可以大大增加T3中情况B的时间（也就是增大Y的时间），那这样也就增加了它的概率。可以看出，在C1计算到14时，M20.0（相当与前问所述M10.2）已经被置位。如图14图14此种情况概率大约也可以计算为t=X+6.6(7.7)us+1msY=5.7us+1msm=8s/t可以看出概率大了很多(2)如果把此SFC47放在T3闭点之前，那么如T3中情况A的分析，对其程序扫描对产生B的效果不会有任何增加。可以看出，在C1计算到999时，M20.0（相当与前问所述M10.2）还没有被置位。（补充说明：最终也能被置位，在Network3后面放若干个延时块SFC47也不会增加概率即缩短被置位的时间）如图15所截图，可以看出图15此种情况概率没有改善，因为关键参数Y没有变化t=X+6.6(7.7)usY=5.7usm=8s/t所以概率还是为5.7us/16s=0.00000035625注：以上情况经过多次检测。由此可得出结论：1、只有增大B（Network1的T3闭点之后，Network3的T3开点之前这个时间段内）的时间，才能增大置位的概率。2、或者减少计时器时间，也可以在时间方面增大概率，但对编程逻辑无益处注意：我们刚才的概率分析并不是绝对的，只是假定的理论上情况，而且并没有考虑中断，网络结构，计时器时基（可参考OnlineHelp）等等各种情况。图1中的程序经过分析。答案是：M10.2能被置位，只是概率问题所以对于图2中的程序咱们也可以同样分析它的情况。答案是：S_CU计数有可能会丢数（即，不是每一次都能被记录），M6.2能被置位，只是概率问题二、使用计时器注意从刚才的分析来看注意事项：1、计时器的执行条件与触发它的条件是有关系的，每种计时器都不太一样，但原理相通。当扫描到触发端时，由触发端决定计时器的计时是否开始，停止或继续。2、要想很好的使用计时器，使用时都得考虑计时器的特性和程序指令执行的先后顺序，也就是要注意到，计时器计时结束的时刻到下一次程序中调用到计时器的节点，一定要有足够充裕的时间，让程序来捕捉。以免造成不必要的情况。3、编程时不仅要考虑到逻辑，还要考虑到计时器的运行方式和动作触发时机，这样才能更好的让计时器为程序服务。一些小技巧：1、可以在计时器后面调