PN-RT笔记

以太网帧和时间的关系

• 描述1Gbps/100Mbps/1000Mbps：bps表示每秒支持多少个bit的传输速率。1Gbps就是某一个网卡最大支持用1G bit每秒的速率发送/接收bit流。

  • 1Gbps = 1 x 10^9 bit per second
  • 100Mbps = 1 x 10^8 bit per second

• 以太网帧（Frame）之间的发送时间和发送间隔

  • 以太网帧在传输的过程中它不知道它什么时候传的是当前帧，什么时候传的是下一帧。
  • 为了分辨帧与帧之间的差别，引入：帧间距（IFG,Interframe Frame Gap）,规定两次数据之间传输的时间必须大于IFG，它才能被定义为不同帧。
  • 以太网规定IFG最小值是理论上传输12个bytes所用的时间，在不同的网络带宽中，传输12个bytes所用的时间肯定是不一样的，所以不直接规定时间长度。
  • 当我们在100Mbps下：1 s = 1 x 10^9 uS -> 传一个bit 需要 [1/（1 x 10^7）] * (1 x 10^9) = 100 纳秒；传一个字节就是8 * 100 = 800 纳秒；最小的IFG就是（12*800）个纳秒。
  • 当我们能计算当前网络带宽中一个bit传输所用的时间，其实我们不止能算出IFG的时间，还能算传输一帧所用的时间。
  • 按照100Mbps是每秒最多传送1x10^8 bit的数量来反推，1毫秒大概基本可以传输的最小帧。

交换机的泛洪和丢弃行为

• 交换机的有学习的过程（记录MAC表），然后才能决定转发。
• 以太网帧（802.1Q）中的VLAN字段，定义了该帧在交换机中被转发的优先级。
• 当一个目标MAC地址在交换机的端口中都找不到，它就会去每一个（除了当前接收的端口）端口问一遍，如果一直发找不到端口的目标MAC,交换机的负载就会被极大的挤占，这种就是泛洪。
• 泛洪的形成是通过以太网帧实现的，以太网帧本身是单播帧，这种行为属于单播帧的广播行为，而不是广播帧，它们有很大的区别。
• 交换机的丢弃行为：
  • 接收到的以太网帧CRC校验不通过的会直接被交换机丢弃。
  • 交换机内部的缓存buffer决定了一些来不及进入buffer的数据会被丢弃，进入buffer的数据按照先进先出。而交换机为了保证实时性，缓存一般不会太大。

设备名

• 设备名，IP和MAC地址的关系
  • 设备名是PN中应用层中的地址
  • IP是网络层中的地址
  • MAC是数据链路层中的地址
• 参数之间的关系：
  • 当PN的控制器已经在建立连接的时候被分配了参数配置之后，PN控制器就会使用下载进去的设备名去寻找在线的设备名，如果找到了就会继续查看下载进去的设备对应的IP在在线是否存在（此功能通过ARP地址解析来完成），若ARP有响应，则表示离线和在线的IP一致，也就实现了IP地址和MAC地址的映射关系。
  • 若是ARP没有响应，说明离线配置的IP和在线的IP不一致，此时，会通过DCP协议把在线的IP更正为离线组态的IP地址，然后再次通过ARP解析IP地址和MAC地址的关系，PN的通信即可正常建立。
  • 总结：建立PN连接的关键参数是设备名一致，只要设备名一致，，后续的IP和MAC都可以让其实现离线和在线一致。
• 通常，我们在更换新的同型号设备之后，往往还需要为其手动分配离线配置好的设备名。但是在拓扑视图中，却不需要这么做：
  • 在拓扑视图中，端口相邻设备的离线设备名已经被控制器记住。所以更换同型号的设备不用在重新手动分配设备名，这使用了LLDP协议，LLDP协议可以发现一个端口相邻的设备的设备名。
  • 在拓扑视图中，因为端口连接的设备已经被提前告知了，所以被组态了拓扑的端口不能再随意插入其他设备。

PN RT实现

• 更新时间
  • IOD模块具有更新时间，可以为同一PN系统上的不同IOD设置不同的更新时间。
  • IOD的更新时间一定是PLC Clock的倍数。
  • Update time其实就是IOD每次给控制器发数据的时间。

• 时钟
  • 最小时钟由PLC的性能决定，PLC的性能越好，能做到的最小时钟越小。
  • IOD模块上的更新时间 = 因数 * PLC时钟

• 因素
  • 在博图上不太能看得到因数，但是在step7上可以看到因数和更新时间以及时钟之间的关系。它们始终是倍数关系。

• 看门狗
  • 看门狗时间是由可接受的丢失帧数决定的，比如此处可以接受丢弃3帧，每帧的更新时间是2ms，那么看门狗时间就是6ms。

• 循环数据PN-PN
  • 我们通常把IO数据叫做周期性数据，这么叫的原因其实就是因为PN-IO本身就是按照更新时间循环不断的刷新的
  • IOD给IOC发消息是按照更新时间来的，那么IOC给IOD发消息呢？答案是也是按照刷新时间来的，只是不同的IOD和IOC之间的设置参数决定了它们的更新时间可能是不一样的
  • 如果IOC下面有几十个IOD设备，那么IOD给IOC发的时候都是连续发的，这个好理解。那么IOC给各个IOD回数据呢？IOC会把更新在同一更新周期的IOD先发，再发后面的，设计上一定是保证了IOC到某一个IOD之间两次发送间隔是基本等于设定的更新时间的。
  • RT的意思就是说IOC和IOD之间约定更新时间，那么IOC给IOD发消息的时间一定是在更新时间内的，多出来的一点点时间来自于帧在交换机内部排队的时间。
  • 可以做一个实验，IOC连50个IOD,其中30个设置为1ms刷新，20个设置为2ms刷新。那么我们会看到的IOC发数据先把1ms的30个IOD数据发送了（在1ms内，而不是刚好卡在1ms那一刻，也许在500us的时候就发完了，和负载设置有关）。剩下的20个设备是2ms更新周期，IOC可能会在前1ms发一部分，后1ms发一部分，只要保证2ms内发完（和负载有关）
  • RT和IRT的其中一个不同就是RT约定的更新时间是个范围，只要在范围内完成就行，而IRT约定的是个时刻，必须某一个特定的时刻一起发。

用Ctrl + T把时间戳变成REF，就可以观察出来某一个设备的发送周期全是2ms，这和我们的更新周期是一致的。
如图已连续丢掉了3（最小是3，也可以设置为其他）个帧，那么就会出现掉站错误（看门狗导致的）
筛选MAC地址：eth.dst == [mac地址]

• 网络负载
  • 在PN的网络里，有红色段（IRT），黄色段（RT），绿色段（其他协议）。负载的一个点就是把网络给分类，优先发红色和黄色的，当负载100%的时候，交换机丢弃也不能先丢红色和黄色的帧。
  • 在V802.1Q里，有VLAN,也是通过优先级来判定负载大的时候先丢弃哪一个帧。
  • 在很多IOD和一个IOC连接的时候，组态软件首先就会根据设置的负载计算组态里面的最大负载量（依据组态的IOD的数据量算出来），若超过了，组态时就会报警。
  • 在很多IOD和一个IOC连接的时候，不同的IOD在同一个更新时间内什么时候发送或者接收帧，负载也是判断的一部分。
  • 一个简单的转换，如果设置负载为50%（博图不允许负载设置超过50%），对于1ms更新时间的IOD而言，它大概就是要求所有的1ms刷新的帧一起发的总时间不能超过500us（可以前500us发一点，后500us发一点，来均衡负载，这个靠IOC自己控制），超过了组态时就报错了，组态工具本身就限制了最大负载量。

LLDP和SNMP

• LLDP:链路层发现协议：

  • 位于二层，用于相邻端口之间
  • 特点是只能主动发，对端设备并不回复LLDP帧
  • 每隔一个固定时间发一次LLDP
  • 注意：LLDP只和相邻端口发，（mib的最后一位数字表示节点的第n个端口）；LLDP是多播发（星形连接的情况）。
  • LLDP表现的是端口和相邻端口之间的关系，所以LLDP帧如果被转发的话，帧的信息就失真了。西门子的非管理型交换机也会过滤掉LLDP帧，不会无脑转发，这才是正常行为。

• SNMP：简单网络管理协议：

  • 位于七层，收集管理LLDP信息。
  • SNMP服务器和客户端之间相互发（SMNP没有相邻的要求，它收集所有服务器的信息）
    • 发起get_next_request的是客户端
    • 回应get_reponse的是服务器
    • 和LLDP一样，snmp问答也是周期性的。

拓扑的验证

• LLDP和snmp之间没有什么绝对关系，有LLDP就能做拓扑。

• 如下组一个拓扑结构：
  

• 先给目标设备恢复出厂：
  

• 正确按照拓扑方式连接网线，抓包，观察恢复连接后拓扑是如何自动给空的识别分配设备名字：

  • plc先问谁是“im155-6-pn-ha-v1.3-s”,这是PLC记在它自己组态信息中的设备名。但是没有收到回复，因为此时已经没有设备叫这个名字。
  • plc继续问谁的花名,AliasName是：“port-002.im155-6-smartx-v1.3-s”。plc会这么问是因为plc已经通过预先组态好的拓扑信息知道了“port-002.im155-6-smartx-v1.3-s”是“im155-6-pn-ha-v1.3-s”的花名。
  • 邻居之间的信息通过LLDP相互交流；
  • 此时，目标设备回复了plc,说它的花名叫“port-002.im155-6-smartx-v1.3-s”。证明它就是plc要找的“im155-6-pn-ha-v1.3-s”；
  • plc确定目标之后，直接给目标设定它的名字和IP。这个“Set Req”和在step7中手动设置设备名的指令一样。
  • 目标回复设定已正确。
    

• 花名是通过LLDP设定的。邻居通过LLDP发送给你，把你叫做它的某某端口（这是邻居给你的外号）。当你失去了自己的名字的时候，还可以通过外号把你找回来。

• 在400系列的验证中，如果你的名字不是空的，plc也会发起花名的询问知道你是谁，但是因为策略考虑，plc不会对你发起"Set Req"请求，你的名字将不会被重新分配。

• 花名在端口刚连接的时候通过lldp分配，之后也会周期性的分配：
  

• 实验： 保持组态信息不变，PLC直连目标设备（此时实际系统中不存在任何邻居设备），是否plc还能对目标设备发起花名请求：

  • plc既谁是某某设备名，又问谁是某某花名，但是都得不到回复。因为目标设备中没有任何相关信息。
    

• LLDP是邻居之间的交流，因为LLDP只能主动发，对端不能去校验。所以如果邻居能告诉你一个能同plc组态预设好的花名一致的校验名字，就算你的邻居设备类型不匹配，参数组不上，也不会影响到plc根据这个花名给你分配设备名。

• LLDP的分配是周期性的，也许几秒交流一次。那么可能会出现邻居名字已经改掉了，但是你还是靠着邻居的旧名字被plc给分配上设备名了。（只要这个过程发生在下一次LLDP交流之前就能做到。）

• 花名的变化：当设备存在系统中时，无论设备被参数化与否，它都在往外发LLDP包。但是问题在于：这个邻居设备在被参数化之前，发出来的LLDP包中包含的名字是不符合PN结构的花名，这个花名和PLC发起req时参考的花名肯定是不一样的，一直到邻居被参数化时，根据PN规范把LLDP的花名格式修改成符合的格式，直到这时候，你拿到的来自于邻居的花名才是可以在PN系统中使用的。。 ==>引申出来在拓扑系统中，虽然可以依据谋一个确定的设备名，然后依靠port口把邻居依次参数化，但是这个过程一定是链式的，一个设备被参数化完成后才能作为合格的邻居发出符合PN的花名给下一个设备，下一个设备再继续参数化，以此类推。所以拓扑系统中，多个设备被参数化时，过程会慢一些。