INPI-France/Brevets-Francais-2024-Chunked huggingface dataset:
Il est avantageux de créer une dépression à l'intérieur du bassin d'aération pour l'extraction en continu de l'eau de la boue humide et d'en retirer le gaz humide ou ce gaz humide mélangé de vapeur d'eau. Il peut par ailleurs être avantageux, pour poursuivre le réchauffage et la pasteurisation de la boue humide, d'utiliser les gaz d'échappement de la chambre de traitement, qui ont été appauvris en oxygène et que la chaleur dégagée par le processus biologique de transformation a réchauffés pour élever la température de la boue humide se trouvant dans le bassin d'aération.
Il est par ailleurs avantageux, pour optimiser le déroulement du traitement, de diriger la boue, dont l'eau a été extraite, à une température de 40 à 550C sur la chambre de traitement et de régler l'intensité de l'aération de la substance se trouvant dans cette chambre ainsi que la vitesse de décharge du produit traité de manière que ce dernier ait une teneur en eau de 55 à 45 %.
L'invention a par ailleurs pour objet une installation pour la mise en oeuvre du procédé et se caractérisant essentiellement en ce qu'elle comprend un bassin d'aération calorifugé, équipé d'organes d'aération et destiné à recevoir et à aérer la boue humide déversée,-un appareillage d'élimination d'eau de la boue aérée et chaude afin d'en réduire la teneur à une valeur de 80 à 65 %, ainsi qu'une chambre de traitement destinée à recueillir la boue dont l'eau a été extraite et équipée d'une arrivée de gaz riche en oxygène ou d'oxygène-pur dans la boue aérée qu'elle contient.
Selon un mode de réalisation avantageux, l'installation comprend un générateur de dépression relié à l'intérieur du bassin d'aération et provoquant, en plus de la dépression, l'aspiration du gaz humide ou de ce gaz mélangé à la vapeur d'eau.
Il est par ailleurs avantageux, pour poursuivre le réchauffage de la boue se trouvant dans le bassin d'aération, d'équiper l'installation d'un échangeur de chaleur relié dlune part à l'intérieur de la chambre de traitement et, d'autre part, à l'intérieur de ce bassin afin de réchauffer la boue humide dirigée sur ce bassin et celle qui est recyclée dans ce dernier après réchauffage par les gaz d'échappement chauds issus de la chambre de traitement.
Il est avantageux, conformément à l'invention, et afin de réduire à un minimum les pertes de chaleur, que l'échangeur de chaleur soit disposé à la partie supérieure de la chambre de traitement et communique directement avec 1 'in- térieur de cette dernière afin que les gaz d'échappement chauds sortant de cette chambre parviennent directement dans l'échan- geur.
La figure 14c represente le circuit d'alimentation à moins 24 volts destiné à alimenter le moteur pas à pas 50, les electroaimants 60 et 70 de la figure 3 et les lampes d'affichage de message de la section 116 de la figure 5a. La diode Zener 179 régule la tension délivrée sur le conducteur 180.
La figure 15 représente les circuits associés avec le registre à décalage de multiplexage () 20 de la figure id. Ce registre est un registre à décalage à 10 bits, à entrée en série et sortie en parallèle, utilisé dans la présente machine pour multiplexer le dispositif d'affichage et le clavier ( figures Id, lb et 16 ). Ce multiplexage est effectué en introduisant un bit " 1 n dans le registre à décalage et en le faisant circuler, en autorisant ainsi les sorties une à la fois. Comme le montre la figure 15, 9 de ces sorties sont connectées à des circuits d'attaque dtanode 181 qui font fonctionner le dispositif d'affichage Panaplex dans un mode multiplexé. Le dispositif d'affichage de la figure 16 est fabriqué par Rurroughs Corp.
Les circuits d'attaque d'anode 181 sont d'un type courant et bien connu, similaire à celui décrit par la brochure technique établie par Sperry Information Displays Division, Scottsdale Arizona et intitulée tt Elultiplexing Sperry SP-700 Series information Displays " page 28.
La figure 16 est le schéma électrique du clavier et du dispositif d'affichage ( sections 115 et 116 J de la figure îc.
La section 115 du dispositif d'affichage est représentée en haut de la figure 16, et montre le dispositif d'affichage pré cité à décharge dans un gaz. Au-dessous de ce dispositif d'affichage sont représentées les lampes indicatrices ( section 116 ) qui sont alimentées par la source de tension de la figure 14 et sont commandées par le registre à décalage et les circuits de commutation de la figure 17. Les résistances de 300 Ohms dans les circuits des lampes limitent le courant dans ces lampes, qui sont des lampes à 12 volts. Le schéma électrique du clavier 34 est représenté au-dessous du circuit des lampes. Les 4 lignes horizontales ( mots de rangée J et les 10 lignes verticales ( mots de colonne ) se coupent pour déterminer des positions choisies.
Les lignes de mots de rangée sont connectées aux entrées 29 de la mémoire permanente de la figure id et 7 parmi les 10 lignes de mots de colonne ( toutes ces lignes verticales ne sont pas utilisées ) sont connectées au registre à décalage 20 des figures Id et 15. Une description du multiplexage d'un clavier en utilisant un registre à décalage Intel 4003 et un micro-calculateur 4001 se trouve aux pages 51 et 52 de n Intel Users Manual for the MCS-4R Micro Computer Set n édition de février 1973, 4ème révision.
La figure 17 est un schéma électrique du circuit de registre à décalage qui commande les lampes indicatrices de la figure 16.
Les registres à décalage 21 et 22 de la figure îd sont des registres à entrée en série et sortie en parallèle à 10 bits, utilisés comme des registres dwexpansion entrée. Un profil binaire correspondant à la lampe indicatrice particulière qui doit être allumée, est transféré dans les registres à décalage 21 et 22 en série, à partir du registre 206, RAM (2) 18, ( se reporter au sous-programme LDLMP de-la figure 39 ). Les registres à décalage 21 et 22 délivrent des sorties " " n vers les transistors 182 correspondants qui remplissent la fonction de commutateur pour allumer les lampes qui leur sont associées ( figure 16 J.
La figure 18 est le schéma du circuit de virgule décimale qui allume la virgule séparant les francs et les centimes dans le dispositif d'affichage numérique 115. Cette virgule n'apparat pas dans l'affichage ( lignes 184 et 185 ) quand le comptage de pièces ou le comptage de lots est affiché. Le chiffre à afficher est écrit sous forme décimale-codée-binaire aux bornes de sortie 26 de la mémoire à accès direct de la figure 7d, vers le circuit d'attaque et de décodage 183. La sortie du circuit 183 est décodée pour l'affichage à 7 segments de la figure 16, en haut. Le circuit d'attaque et de décodage 183 ( DD 700 ) est fabriqué par Sperry Rand t SP 700 ) Technical Bulletin octobre 1971 ).
La possibilité d'effacement incorporée dans le- circuit d'at- taque et de décodage 183 est commandée par les sorties 25 de la mémoire à accès direct de la figure id, bit 8. En plus de supprimer les zéros en avant, cet effacement est également utilisé pour l'opération de multiplexage . Une description des conditions d'effacement dans les dispositifs d'affichage multiplex à décharge dans un gaz se trouve à la page 5 de la brochure n Multiplexing Sperry SP-700, Series Information Displays ".
La résistance 186 est une résistance de limitation de courant utilisée pour alimenter le moteur pas à pas. Les résistances 187 et 188 sont des résistances de limitation de courant utilisées pour l'alimentation des diodes électroluminescentes des commuta tueurs optiques 190, 191 192, 193 et 194, 195, 196, 197 de la figure 19.
La figure 19 est un schéma électrique des cellules photoélectriques de contrôle d'imprimante, des circuits d'attaque d'enroulement du moteur pas à pas et de la cellule photo-électrique de détection d'impression. La cellule photo-électrique 189 de détection d'impression, du détecteur 99 de la figure 3, est représentée sous forme d'un schéma électrique en bas de la figure 19. Cette cellule photo-électrique détecte la rotation complète du tambour d'impression 42 de la figure 3. Quand cette cellule détecte que l'affranchissement a été imprimé, le programme passe à un sous-programme qui met à jour les registres d'affranchissement, de la valeur de l'affranchissement sur laquelle la machine a été placée. Cette cellule photo-électrique est multiplexée dans la machine avec les touches du clavier 34 des figures lb et le.
Les commutateurs optiques 190 à 197 qui contrôlent les fonctions mécaniques de la machine sont multiplexés aux bornes d'entrée 32. par le registre à décalage (3) 23 de la figure Id.
La sortie 28 de la mémoire à accès direct de la figure îd est utilisée pour commander le moteur pas à pas 50 de la figure 3.
Cette sortie est connectée à un tampon RCA CD 4050, qui à son tour attaque des transistors de commutation darlington 250, 251, 252 et 253 par des conducteurs 254, 255, 256 et 257. Le moteur 50 est alimenté par l'alimentation à moins 24 volts de la figure 14c. Ce moteur 50 de la figure 3 est un modèle RAPID-SYN 23D-6102A, fabriqué par Computer Devices Corporation, Santa Fe Springs, Californie. Les caractéristiques de ce moteur ( spécifications, commutation, séquence, schéma ,etc.. ) sont données au bulletin C et D pages 6 à 73.
Les transistors de commutation darlington 258 et 259 ont pour fonction d'exciter les électro-aimants de sélection de cramai 1ère 60 et 70 de la figure 3. Ces transistors reçoivent leurs signaux d'entrée du registre à décalage ( 4 ) 24 de la figure îd par les conducteurs 262 et 263.
Il apparat par conséquent, qutun copolymère séquencé à base de polyamide et de polybutadiène ne possède pas les intéressantes propriétés d'un même copolymère séquencé à base de polyamide et de caoutchouc nitrile.
L'invention due à Karl Jellinek et Rolf H. MULLER, concerne l'utilisation de nouveaux antioxydants à base de mélanges d'aryldiamines ter tiaires et de phénols presentant un empêchement stérique pour la protec- tion de polymères envers le vieillissement par la chaleur et/ou l'oxygène.
On sait que les arylamines secondaires exercent une action protectrice des polymères envers le vieillissement-sous l'action de la chaleur et/ou de l'oxygène nettement supérieure à celle des antioxydants phénol ques. On savait par ailleurs que cette action protectrice n'existe de façon notable tant pour des courtes que pour des longues durees que quand les groupes aminés sont secondaires. Comme substituants des amines aromatiques secondaires on peut citer les groupes cycloalkyles ou aryles.Les recherches toxicologiques récentes ont toutefois indiqué que de telles arylamines suscitent des réserves du point de vue physiologique, et dans de nombreux cas on a mime pu mettre en évidence une action cancérigène nette. I1 semble que de façon générale, toutes les amines aromatiques secondaires possèdent-des actions toxicologiques analogues. D'après nos connaissances actuelles, les amines tertiaires aromatiques dans lesquelles les -atomes d'hydrogène du groupe amine sont complétemént remplacés par des groupes hydrocarbonés, suscitent beaucoup moins de réserves, en admettant qu'elles en suscitent.On éliminait toutefois jusqu'à présent cette classe de composés comme antioxydants dans le sens indiqué ci-dessus, étant donné qu'slle ne- montre qu'une action protectrice limitée à très faible dans les polymères.
L'invention a donc pour but de développer des a-ntioxydants pour polymères nouveaux et sans danger du point de vue physiologique possedant au moins la même efficacité0 On a trouvé de façon très surprenante que les combinaisons-de ces arylamines tertiaires avec des phénols présentant un empechement stérique, présentent la même efficacité comme antioxydants que les arymalines secon dires, ces dernières devant strie classées comme physiologiquement dangereuses ; l'efficacité de la combinaison dépasse dans ces compositions celle des composés individuels de façon plus qu'additive, il existe donc une synergie nette. De telles combinaisons se présentent ainsi comme succédanés ayant la même valeur que les arylamines secondaires utilisés exclusivement jusqu'ici.
l'invention concerne l'utilisation comme antioxydants pour les polymères de mélanges d'alkylène-bis-aryldiamines tertiaires avec des phénols alkylés, aralkylés ou arylés présentant un empêchement stérique en proportion de 90 : 10 a 10 : 90 parties en poids. On préfère des rapports de 80 5 20 à 20 : 80 parties en poids Les composés utilisés selon l'invention sont caractérisés par les formules suivantès a) Alkylène-bis-aryldiamines tertiaires de formule t
R1 = groupe alkylène a chaîne droite ou ramifiée de 1 à 4 atomes de carbone.
R2 et R3 = groupes alkyle - oycloalkyle ou aryle de 1 à 9 atomes de carbone.
par exemple méthyle, éthyle, propyle, isopropyle, n-butyle, tert-butyle, cyclohexyle, phénile.
b) Phénols à un noyau présentant un empêchement stérique alkylés, aralkyles ou aryles selon la formule dans laquelle R1, R2, R3 = groupes alkyle, araîkyle, ou aryle avec 1 à 9 atomes de carbone, par exemple méthyle, éthyle, propyle, i-propyle, n-butyle, tert.butyle, i-octyle, styryle, cumyle et/ou phénols à plusieurs noyaux présentant un empechement stérique alkylés, araîkylés ou arylés selon les formules t ainsi que leurs cligomères dans lesquels R1 = groupes alkylènes avec un à 4 atomes de carbone.
R4 = groupes alkylènes ou cycloalkylènes avec 1 à 10 atomes de carbone.
R2, R3 et R5 à Ra = groupes alkyles, aralkyles ou aryles avec 1 à 9 atomes de carbone par exemple, méthyle, éthyle, propyle, i-propyle, n-butyle, tert.
butyle, i-octyle, styryle, cumyle.
n = un nombre do 1 à 10.
On obtient l'effet de synergie dans les mélanges d'antioxydants contenant une éthylène-bis-aryldiamine et un phénol présentant un empêchement stérique de préférence dans des rapports de 20 : 80 à 80 : 20 parties en poids.
L'exemple suivant confirme et illustre cet effet.
Exemple On prépare conformément au test simple indiqué plus bas des mélanges de caoutchouc, on les vulcanise et ensuite on les fait vieillir 3 jours à 7Q ou 100 C dans un four à circulation d'air.
Toutefois, le brevet précité ne fournit aucune precision en ce qui concerne le transfert des bits de la clé de chiffrement par le répartiteur de clés aux additionneurs modulo 2, la transposition non linéaire particulière effectuée dans les dispositifs qui assurent la fonction de substitution, ou la permutation particulière effectuée par le diffuseur, alors que ces différentes operations affectent de façon importante la qualité du chiffrement. D'autre part, la cle de chiffrement est divisée en petits groupes de bits qui font l'objet, lors du chiffrement, d'un décalage à chaque itération. Compte tenu de la faible longueur de chacun de ces groupes, les bits qu'il contient n'affectent qu'une partie restreinte de l'opération de chiffrement, augmentant ainsi de façon importante la qualite de cet dernier.Par ailleurs, deux types seulement de dispositif de substitution sont utilises dans ce procédé en fonction uniquement d'un bit de la clé de chiffrement , ce qui a egalement pour effet d'augmenter la qualité de ce dernier.
Le brevet No. 72 37919 dépose en France par la demanderesse le 18 octobre 1972 décrit un procédé de surchiffrement dans lequel les blocs de données constituant le texte en clair sont divisés en segments qui font l'objet d'une transposition en serie en fonction d'une partie de la clé de chiffrement. Cela a pour effet de ralentir le débit, et si l'on modifiait ce procedé de façon à permettre un chiffrement des blocs en parallèle, il en résulterait une augmentation importante de la complexite du matériel nécessaire. De même que le précédent, le procédé decrit dans ce brevet est limité à deux types seulement de dispositifs de substitution qui ne sont choisis qu'en fonction d'un bit de la clé de chiffrement, ce qui affecte de façon importante la qualité de ce dernier.
te dispositif cryptographique de la présente invention permet par exemple de chiffrer un bloc de données de 32 bits ou de chiffrer et déchiffrer un bloc de donnees de 64 bits sous le contrôle d'une clé de chiffrement arbitraire. Le chiffrement est réalisé au moyen d'une opération dans laquelle le bloc de données de 32 bits ou la premiere moitié d'un bloc de 64 bits, considéré comme un ensemble de 8 segments de 4 bits de données chacun, est transformé en 48 bits de données se composant de 8 segments de 6 bits de données chacun, ce résultat étant obtenu au moyen d'une repe- tition des derniers bits de chacun des 8 segments de 4 bits.Les 48 bits ainsi obtenus sont ensuite combinés en parallèle au moyen d'une addition modulo 2 avec les 48 bits d'une clé de chiffrement considérés comme 8 segments de 6 bits et sélectionnés en fonction d'une permutation arbitraire mais fixe, les 8 segments restants de 6 bits chacun formant les arguments effectifs pour 8 fonctions de transformation non-affines.Dans chacune des ces 8 fonctions de transformation, les derniers bits du segment appliqué de 6 bits, résultant de l'addition modulo 2 d'un bit final répété du segment précédent de 6 bits de données et d'un bit permuté de. la clé de chiffrement, et de l'addition modulo 2 d'un bit final r & eté du segment suivant de 6 bits de données et d'un bit permuté différent de la clé de chiffrement, sont effectivement décodés de manière à sélectin- ner l'une de quatre tables de fonction à 16 éléments, chaque élément se composant de 4 bits. L'un des 16 éléments de la table de fonction choisie est alors sélectionné en décodant effectivement les 4 premiers bits du segment de 6 bits.Les tables des 8 fonctions de transformation diffèrent les unes des autres, ce qui donne 8 fonctions de transformation differentes, d'où 8 segments de 4 bits définissant un ensemble de substitution de 32 bits. Cet ensemble est ensuite soumis à une transposition linéaire au moyen d'une permutation arbitraire mais fixe, la combinaison de la transposition non linéaire et de la transposition linéaire se traduisant par un surchiffrement du bloc de données de 32 bits. La seconde moitié (32 bits) du bloc de 64 bits est ensuite modifiée en procédant à une addition modulo 2 de ces 32 bits et des 32 bits de la première moitié du bloc. La seconde moitié ainsi modifiée (32 bits) remplace alors la premiere moitie du bloc laquelle remplace au même instant la seconde moitié.Lors de l'itération suivante, les bits de la clé de chiffrement font l'objet de décalages prédéterminés de manière à obtenir un nouvel ensemble de bits de la clé. Ce nouvel ensemble est ensuite utilise avec la seconde moitié modifiée du bloc pour effectuer une opération de surchiffrement analogue à la précédente, de maniere à modifier la première moitié (32 bits) du bloc. Cette remodification de moitiés alternées du bloc se poursuit au cours d'itérations successives pendant chacune desquelles les bits de la clé de chiffrement font l'objet de décalages prédéterminés de maniere à obtenir un nouvel ensemble de bits de la clé.
L'opération décrite ci-dessus peut être utilisée dans le cadre d'un processus de chiffrement effectué au cours d'une série de 16 itérations en fonction d'un algorithme de surchiffrement de blocs de données, lequel peut être défini en termes d'une fonction de chiffrement et d'une fonction de variations de la clé. Ainsi, lors du chiffrement, si le message d'entrée de 64 bits se compose d'un bloc L de 32 bits et d'un bloc R de 32 bits, le message d'entrée peut être designé par le terme LR. D'autre part, si le bloc de bits constituant la cle de chiffrement est obtenu à partir d'une clé "KEY", ce bloc peut être désigné par le terme K. En conséquence, pour toutes les itérations sauf la dernière, le résultat d'une itération pour une entre LR peut être désigné par le terme L'cet peut être défini comme suit: L' = R (1) R' = Lf(R,K) où @ indique une addition modulo 2 bit par bit et avant chaque iteration un bloc K différent de bits de la cle de chiffrement est choisi à partir de la clé KEY.Etant donné que la sortie est transposee apres chaque itération, sauf la dernière, le résultat de la derniere itération dans le cas d'une entrée LR peut être désigné par le terme L'R' et defini: L' = L+f(R,K) (2) R' = R Par tailleurs, si un ensemble de modifications KS de la clé est défini comme une fonction d'un nombre entier n dans une gamme allant de 1 à 16 et de la cle KEY, la sélection, permutée des bits de la clé KEY peut être désignée par le terme K et définie comme suit: Kn = KS(n,KEY) (3) Si L0 et R0 sont respectivement égaux à L et R, et si Ln et Rn sont respectivement égaux à L' et R', lorsque Ln-1 et Rn-1 sont respectivement égaux à L et R, le résultat d'une itération lorsque n est compris dans une gamme allant de 1 à 15, peut être défini par:: Ln = Rn-1 (4) Rn = Ln-1 @ (Rn-1, Kn) Etant donné que le résultat est transpose apres chaque itération, exception faite de la dernière, le résultat de la dernière itération lorsque n est égal à 16 peut être défini par: Ln = Ln-1 @f (Rn-1, Kn) (5) R = Rn-1 Lors du chiffrement, K1 est utilisé pendant la premiere itération, K2 pendant la seconde, et ainsi de suite, K16 etant utilisé pendant la 16ieme itération. La figure 8 représente schématiquement un tel processus de chiffrement qui utilise l'algorithme de la présente invention.
Les fonctions de chiffrement f (R,K) peuvent être définies en termes de fonctions primitives appelées fonctions de sélection et fonctions de permutation. Ainsi, si on transforme un bloc R de 32 bits en un bloc de 48 bits, ce dernier peut être désigné par le terme E(R). Le bloc E(R) est alors combiné au moyen d'une addition modulo 2 avec un bloc de-bits K de la clé de chiffrement, sélectionnés en fonction d'une permutation arbitraire mais fixe, de maniere à produire 8 segments de 6 bits B1, B2, B3, B4, B5, B6, B7 et B8, qui constituent les arguments de 8 fonctions de sélection distinctes S1, S2, S3, S4, S5, S6, S7 et S8.L'addition modulo 2 peut donc-être définie comme suit: E(R) OK = B1, B2, B3, B4, B5, B6, B7 et B8 (6) Chaque fonction de selection distincte Sj transforme un segment à 6 bits distinct B. en un segment à 4 bits, les 8 fonctions de sélection distinctes pouvant être définies Sî(Bî), S2(B2), S3(B3), S4(B4), S5(B5), S7(B7) et S8(B8). Les sorties (8 segments à 4 bits) des 8 fonctions de sélection sont alors réunies en un unique bloc de 32 bits qui, grâce à une fonction de permutation P devient un nouveau bloc de 32 bits défini comme suit: P(S1(B1), S2(B2), S3(B3), S4(B4), S5(B5), S6(B6), S7(B7), S8(B8)) (7) qui représente la fonction de chiffrement f(R,K).
Le déchiffrement d'un bloc de 64 bits à l'aide de la cle utilisée pour le chiffrement nécessite la même série de 16 itérations pendant lesquelles les bits de la cle font l'objet d'un décalage prédéterminé d'une ou de deux positions de bit, mais en sens inverse de celui utilisé lors du chiffrement. On obtient ainsi un alignement approprie des bits de la clé pendant le déchiffrement, de manière à pouvoir inverser les opérations effectuées lors du chiffrement et aboutir à un bloc de 64 bits identique au bloc initial.