INPI-France/Brevets-Francais-2024-Chunked huggingface dataset:
La vue en perspective de la Fig. 10 montre que le patin librement mobile et non lié au piston 2 ne peut jamais sortir du volume associé 58 car il en est empêché dans une direction orientée radialement vers l'extérieur par entrée en contact avec le guide de piston 33; en outre, il vient buter contre les parois 14 de sorte qu'il est empêché de s'échapper axialement; également, il ne peut pas s'échapper radialement vers l'intérieur car il en est empêché par les surfaces 52 du rotor contre lesquelles il vient buter; enfin, il ne peut pas s'échapper tangentiellement car il vient buter contre les surfaces de guidage 51 des voiles radiaux 23 et il est empêché par celles-ci de s'échapper hors du volume associé dans une direction tangentielle Les Fig. 11 et 12 représentent une machine à plusieurs groupes dans laquelle il est prévu plusieurs ensembles de patins entre le guide de piston 33, le rotor 9, les parois extrêmes 14 et en partie entre les voiles de rotor 23 et les guides de piston 51. Les deux groupes de travail des cylindres 10, 110 et les patins de piston 1, 101 sont situés l'un derrière l'autre en considérant la direction axiale du rotor.L'écartement entre les patin 1 et 101 de l'un et de l'autre groupe doit avoir la même valeur afin qu'on puisse disposer entre les patins 1 et 101 une bague massive ou une bague fendue d'une épaisseur radiale choisie de telle sorte qu'elle corresponde à la condition de mouvement axial du voile central 60 du patin avec son appui radial 8, 53, comme décrit ci-dessus. En correspondance, on doit, le cas échéant, ménager une gorge ou un évidement 78 destiné à recevoir la bague 77 dans le rotor 9. Suivant une autre caractéristique de l'invention, qui permet d'obtenir un groupe axialement court et compact, les patins de pistons sont pourvus à leurs extrémités axiales tournées l'une vers l'autre de prolongements radiaux 75 comportant des surfaces extrêmes 74.Celles-ci doivent s'étendre radialement suffisamment loin de façon à pouvoir satisfaire la condition de l'invention qui concerne la partie 60 et l'appui radial 8, 53 du patin de piston, ce qui permet aux patins de pistons d'un groupe de travail de ne pas tomber dans le volume affecté à l'autre groupe de travail.
Les prolongements radiaux 75 prévus aux extrémités du patin de piston pénètrent alors en correspondance dans la gorge 78 du rotor 9 afin de pouvoir obtenir une grande course de piston pour la machine à plusieurs groupes. L'-évidement 78 doit être agencé avec une profondeur correspondante. Les différents cylindres d'un groupe de travail peuvent être placés axialement en arrière des autres cylindres ou bien, comme le montrent les Fig. 11 et 12, ils sont disposés de telle sorte que les cylindres 110 soient placés dans les intervalles existant entre les cylindres 10 de l'autre groupe de travail. Les bagues 77 ou les prolongements radiaux 75 des extrémités de patins empêchent que les patins d'un groupe 1 ne puissent pénétrer axialement dans le volume affecté à l'autre groupe, ce qui pourrait produire une rupture de la machine.Suivant l'invention, on empoche un tel décalage axial des patins 1 ou 101, malgré l'existence d'un seul volume commun 58, du fait que, dans chaque position des patins 1 ou 101, une surface extrême 74 d'un prolongement radial 75 ou d'une ex trémité de patin vient se placer en avant de l'autre patin du groupe adjacent. Dans la machine des Fig. 11 et 12, on peut prévoir aussi bien pour le patin relié à pivotement au piston 2, comme indiqué par exemple sur les Fig. 18 à 22, que pour le piston non relié au patin, comme indiqué sur les Fig. 13 à 17, un jeu unidimensionnel, bidimensionnel ou tridimensionnel (degré de liberté de mouvement).Pour cette raison, on n'a pas représenté de piston sur les Fig. 11 et 12 car seule est importante la liaison entre les patins des différents groupes 1 et 101, cette liaison étant assurée par l'évidement 78 et la bague 77 ou bien par les prolongements radiaux d'extrémités de patins 75 et les parois extrêmes depatinsdésignéespar74.La bague 77 a été-re- présentée en coupe à la partie inférieure de la Fig. 11 car elle ne peut entre montée dans le groupe que lorsque les extrémités des patins ne comportent pas des prolongements radiaux 75 de longueur suffisante.
Les références 55 et 155 désignent les conduits d'admission et d'échappement de fluide des cylindres 10 et 110. Ces canaux sont généralement nécessaires dans des groupes balayés par du fluide et ils n'ont rien à voir avec l'invention. On a également représenté sur les figures pour améliorer la compréhension de l'invention, des parties non nécessaires pour celle-ci.
Ainsi, les Fig. 1 et 2 représentent un groupe complet, y compris les parties connues d'une façon générale et qui ne rentrent pas dans le cadre de l'invention.
Interface de sous-système périphérique C'est un interface standard utilisé pour le transfert et le contrôle entre les contrôleurs périphériques PCU et le contrôleur d'entrée et de sortie.
Canal Physique Voir canal.
Structure physique des données C'est une définition complète de I gorga- nisation de données telles qu'allas sont enregistrées physiquement dans les sup ports.
Entrée et sortie physique C'est la partie du système d'exploitation qui centralisa le contrôle, le transfert des états entre la-mémoire et les disposi tifs périphériques ou terminaux.
Mémoire physique C'est la partie Hardw#are utilisée pour la mémorisation des données, elle est composée de différents types de support d'enregistrement et d'un hardware d'en- registrement et de lecture Opération P C'est une instruction de machine qui per met de réclamer ou prendre une ressource (mise en attente si la ressource n'est pas disponible).
Instruction privilégiée Il s'agit d'une instruction devant être exécutée dans l'anneau ZERO. C'est une fonction software ou algorithme qui peut être exécutée par le processeur sans simultanéité.
Exemple sous-programme Fortran, programme Cobol ou procédure interne PL/1.
Appel de procédure C'est un mécanisme pour créer un support de pile à l'intérieur d'un segment de pile.
Description de procédure C'est un mot contenant la position et le point d'entrée d'une procédure.
Procédure segment Ce type de segment contient des éléments qui représentent une procédure, des procédures ou une partie de procédure Processus C'est l'exécution ou donnée d#instr;uçtIon non simultanée par un processus ce~iitral ou un processeur d'entrée et de sortie.
C'est aussi un programme et l'ensemble des éléments nécessaires à sa réalisation.
Espace adresse Il s'agit des adresses de mémoire qui peuvent être référencées par un processus particulier.
Bloc de contrôla de processus C'est une structure de données définie physiquement et reconnaissable qui con tient # les informations nécessaires pour caractériser Il'état du processus à un mo ment quelconque.
Groupe de processus C'est un ensemble de processus qui habituellement sont nécessaires à l'exé cution d'une étape de travail simple.
Constructeur de groupe de processus C'est la partie du coupleur liaison statique dont les actions produisent le module couplé.
Chargeur de groupe de processus C'est une disposition du système dex- ploitation qui place les résolutions finales dans un module couplé pour créer un groupe de processus exécutable puisqulil charge le groupe de processus dans la mémoire et commence son exécution.
Suivant une autre carPctéristique de l'invention, pour accroître la précision de la mesure, le poids curseur sert de support à un disque codeur mécaniquement relié au moteur frein pour que le disque tourne d'un angle donné polir un déplacement donné du poids curseur, le disque codé comporte une succession de secteurs à parties isolantes et conductrices selon un second code donr de sorte qu'à un échelon de la plaque codeuse correspondent lusieurs secteurs du disque codeur, un second jeu de balais monté sur le poids curseur, un dispositif relié au détecteur d'équlilibre et appliquant à l'équilibre le second jeu de balais sur le disque codeur, une source de courant électrique étant reliée, d'une part, aux parties conductrices du disque codeur et, d'autre part, aux balais du second jeu de balais, de sorte qu'au cours du deplaceDent du poids curseur le long du fléa@ les balais dudit second jeu de balais mettent en circuit électrique certains secteurs conducteurs, les courants résultants étant envoyés au circuit logique pour être décodés en une information numérique correspondant à la rotation du disque codeur.
Une forme de réalistion de l'objet de l'invention est représentée, à titre d'exemple au dessin annexé.
ta fig. 1 représente une vue schématique du mesureur de de charge selon l'invention.
La fig. 2 représente respectivement schématiquement la liaison avec un disque codeur et une.plaque codeuse utilisés en liaison avec l'invention.
Les fig. 3 abc représententle schéma électrique d'une réalisation préférée de l'invention.
les fig. 4a et 4b montrent, à plus grande échelle, une position caractéristique des balais sur le disque codeur de la fig. 2.
la- fig. 5 est un schéma explicatif du décodage.
Le mesureur de charge, représenté à la fig.1, comprend un bâti I porté en la et 1b sur un socle au-dessus d'une fosse.
Le fléau 2 du mesureur comporte un poids curseur 3, et un détecteur d'équilibre 4 est prévu en regard du fléau 2. On a figuré en 5 un dispositif de remise à zéro automatique du mesureur.
Le fléau 2 du mesureur repose, par ltintermédiaired'un couteau 6, sur un coussinet ? fixé sur une console 8 solidaire du bâti 1. Le couteau 6 constitue ce que l'on appelle l'axe chef du fléau. A droite de l'axe chef, le poids curseur 3 est suspendu au fléau 2 par l'intermédiaire de supports c et 10 soutenant des galets Il et 12. Le poids curseur 3 peut ainsi se déplacer suivant les flèches 13 et 14 sur un chemin de roule- ment rectifié 15 du fléau 2 et permet ainsi de rétablir l'équi- libre du fléau quand une charge ou force est appliquée au crochet 16 supporté par le fléau à gauche de l'axe chef.
Le déplacement du poids curseur 3 est obtenu par un moteur frein 17 à deux sens de marche et à deux vitesses rigoureusement constantes : une vitesse rapide et une vitesse lente.
L'axe du moteur 17 est équipé d'une vis sans fin 18 engrenant avec une roue creuse 19 solidaire du premier axe 20 d'un rEduc- teur 23. L'axe 20 porte également un autre pignon 21 coopérant avec une roue dentée 22 solidaire du deuxième axe du réducteur 23. te pignon 24, solidaire du réducteur 23, engrène avec une crémaillère 25 qui est elle-meme fixée à la partie inférieure du fléau 2 de manière à assurer un déplacement longitudinal pour le poids curseur 3.
Un disque codeur 26 fabriqué sous forme de circuit imprimé, et qui est solidaire de l'axe ?0, matérialise les décades des unités et des dizaines. Le dessin du code du disque codeur 26 est représenté schématiquement, à titre d'exemple, à la fig.
2b et en détail à la fig. 3.
lorsqu'il est sous tension, le relais 27 applique un jeu de balais 28 sur le disque codeur 26, ce qui permet de lire électriquement l'information codée sous la ligne de contact.
De plus, lorsqu'une voie de données sera affectée à une vitesse déterminée, 0,6 kBd par exemple, elle fournira 16 canaux, mais tous ne seront pas nécessairement utilisés a tout instant : on s'attend à ce que la capacité de transmission disponible ne soit guère utilisée qu'à 70%.
L'objet essentiel du système de commutation de l'invention est de recevoir les signaux codés provenant d'une liaison d'entrée à multiplexage temporel portant des canau-x de transmission de données à vitesses multiples du type que l'on vient de définir et de les retransmettre sélectivement sur une liaison de sortie similaire.
Plus précisément, le système de l'invention a pour objet de recevoir les signaux codés provenant d'un canal de transmission de données d'une telle liaison d'entrée et de les retransmettre sur un canal de transmission de données sélectivement désigné d'une telle liaison de sortie. A cette fin, le système de l'inventîon est prévu pour accomplir des operations de commutation temporelle.
En se référant à nouveau aux techniques téléphoniques, on connaît diverses méthodes pour réaliser des opérations de commutation temporelle.
L'une d'entre elles, parmi les plus simples, consiste à prévoir une case de mémoire au moins par communication à établir entre une liaison d'entrée et une liaison de sortie. Une combinaison codée issue dune voie de la liaison d'entrée est inscrite dans cette case de mémoire au moment où elle se présente.
Cette combinaison codée est lue dans la case de mémoire et retransmise sur une voie de la liaison de sortie au moment affecté à cette voie. Les différentes cases de mémoire utilisées pour les différentes communications à établir entre les deux liaisons sont des cellules adressables d'une mémoire de communications. En effet, les combinaisons codées fournies par la liaison d'entrée se présentent une à une. Des moyens d'adressage les aiguillent à tour de rôle, chacune vers une case de mémoire, où elles sont inscrites. De même, la liaison de sortie doit recevoir pour les. retransme-ttre des combinaisons codées qui seront lues une à une dans les cases de. la mémoire de communications.
D'autres moyens d'adressage désigneront les cases de mémoire à lire successivement.
Le moyen d'adressage le plus souple est une mémoire de trajets.
Cette mémoire possède autant de cellules que la liaison d'entrée (ou de sortie) possède de voies temporelles. Ces cellules sont lues cyclîquement en synchronisme avec les intervalles de temps de chaque trame de la liaison. Chaque cellule fournit alors une adresse qui désigne une case de la mémoire de communications. La combinaison codée qui se présente -à cet instant est inscrite dans la case de mémoire désignée. Une mémoire de trajets identique est associée à la liaison de sortie pour désigner, à chaque intervalle de temps, la case qu'il faut lire dans la mémoire de communications. Les données contenues dans les mémoires de trajets évoluent selon les communications à établir puis interrompre.Une unité centrale, qui se situe hors du cadre de la présente invention, est chargéed'inscrire les données appropriées dans les mémoires de trajets.
Dans une variante connue de l'arrangement d'adressage que l'on vient de décrire, l'une des mémoires de trajets est supprimée, tandis que la mémoire de communications est pourvue d'un nombre de cellules égal au nombre de voies de la liaison correspondante, la liaison d'entrée par exemple. Ainsi, une case déterminée de la mémoire de communications est attribuée a chaque voie de la liaison d'entrée. Ces cases mémoire sont adressées cycliquement en synchronisme avec les intervalles de temps de chaque trame de la liaison d'entrée. Chaque case de mémoire reçoit alors la combinaison codée qui se présente sur la liaison d'entrée.Bien entendu3 la mémoire de trajets associée à la liaison de sortie demeure et chacune de ces cellules contient ltinforma- tion déterminant la mise en communication d'une voie d'entrée avec une voie de sortie.
On pourrait envisager d'appliquer les techniques de commutation téléphoniques dans le cas de la commutation de signaux codés a vitesses multiples telle que définie précédemment. Dans la première méthode d'adressage -considérée (deux mémoires de trajets), la mémoire de communications n'aurait bien-sUr que le nombre de cellules nécessaire pour faire face au trafic, c'est-à-dire correspondant au nombre maximal prévu de conmwnications simultanées. Mais chaque mémoire de trajets devrait avoir 2560 cellules. En effet, un motif comprend 160 intervalles de temps. Un meme intervalle de temps peut toujours etre le support de 16 voies à 0,6 kBd multiplexées. I1 y a donc lieu de considérer un ensemble de 16 motifs consécutifs, que l'on appellera multimotif, et d'obtenir, dans chacun de ses 2560 intervalles de temps, l'adresse d'une case de la mémoire de communications. Cela nécessite donc bien que chaque mémoire de trajets ait 2560 cellules Une telle solution est manifestement prohibitive.
Dans la deuxième méthode d'adressage considérée, pour la meme raison, c'est la mémoire de communications qui devrait avoir 2560 cellules en même temps que la mémoire de trajets subsistante.
La présente invention a donc pour objet un système de commutation temporelle de signaux codés à vitesses multiples plus économique que les systèmes connus en ce qui concerne les dimensions des mémoires nécessaires.
Le système de l'invention procède à la deuxième méthode d'adressage évoquée plus haut en ce sens qu'il comprend une mémoire de communications et une seule mémoire de trajets que l'on supposera associée à la liaison de sortie pour fixer les idées. Il s'en différencie nettement cependant du fait que ces mémoires posséderont chacune seulément le nombre de cellules correspondant au nombre maximal prévu de communications simultanées.
Pour adresser l'une ou l'autre de ces mémoires, la mémoire de communications par exemple, le système de l'invention se caractérise par le fait qu'il comprend une table des vitesses ayant une cellule pour chaque intervalle de temps contenu dans un motif de la liaison d'entrée, cette cellule contenant une indication spécifiant la vitesse de transmission du ou des canaux empruntant la voie de données portée par l'intervalle de temps. Cette indication caractérise par conséquent le nombre maximal de canaux par voie de données en vue de limiter le nombre de cellules de la mémoire de communications.
De plus, le système de l'invention est caractérisé par le fait qu'il comprend une table topographique ayant une cellule pour chaque intervalle de temps contenu dans un motif de la liaison d'entrée, chaque cellule ayant ellemême un élément de mémoire pour chaque motif contenu dans le multimotif. Dans une forme de réalisation préférée, chaque élément de mémoire, qui est associé à un intervalle de temps déterminé d'un motif egalement déterminé, contient une indication binaire spécifiant simplement Si cet intervalle de temps est utilisé ou non par un canal de transmission de données.
Toutes les instruction arithmétiques et spéciales se trouvent dans les trente deux possibilités des parties 0010 et 0000.
Une description détaillée d'un groupe d'instructions est donnée dans le tableau en annexe. D'autres groupes d'instructions sont possibles avec une autre programmation de la matrice logique programmable de commander et de la mémoire permanente. Le groupe décrit dans le tableau convient pour les fonctions d'un calculateur.
Il faut noter que les appelatione mnémonig s des différentes instructions du groupe sent identiques à la plupart des appellations des conducteurs 147 et 61-16 à 61-23 de la matrice logique programmable de conande de la figure 7.
Il faut également remarquer que le fonctionnement du compteur de programme' 36 et du registre de sous-programme 43 dépend du mode (ou état machin-) du système. Deux états sont possibles, l'état normal et l'état d'appel qui signifie l'entrée dans un sous-programme. L'état de machine est déterminé par l'état du circuit basculeur d'appel 201 qui est commandé par des instructions d'appel et de retour réussies.
Au début de chaque cycle dtinstructionç, pendant que la machine est en mode normal de fonctionnement, l'adresse de mot présente dans le compteur de programme 36 est mise à jour par le circuit de la figure 19 de manière à pro duire l'adresse de mot suivante dans la mémoire permanente et cette adresse suivante est mémorisée inconditionnellement dans le registre de sous-programme 43. A l'exécution d'une instruction d'appel, la machine entre en état d'appel avant tout autre transfert de données dans le registre de sousprogrammer 43.Le contenu du registre de sous-programmes 43 n'est pas maintenu à l'adresse de mots de l'instruction d'appel, mais plutôt à l'adresse de mot de l'instruction suivante.
L'exécution d'une instruction de retour ramène la machine à l'état normal et transfère le contenu du registre de sous qui constitue un retour à l'adresse de mot approprié~ Le compteur de programme 36 n'est pas affecté par l'état de la machine. Ce compteur produit l'adresse de mot suivante à chaque cycle d'instruction , à moins que son contenu ne soit modifié par l'exécution satisfaisante d'une instruction d'appel, de branchement ou de retour.
L'état de la machine peut modifier le fonctionnement du registre tampon 47 de page de mémoire permanente.
Dans le mode normal, le registre 47 sert de source pour de nouvelles informations de page lors de l'exécution d'une instruction d'appel ou de branchement. Lorsqu'elle est exécutée dans le mode normal, une instruction de branche ment satisfaite reproduit toujours le contenu du registre 47 dans le registre 46 d'adresse de page de mémoire per manente. Par conséquent, à moins que le contenu du registre 47 ne soit modifié, chaque branchement successif effectué avec succès se situe dans la même page. Les branchements de ce genre sont appelés branchements courts.Pour effectuer un branchement sur une page différente, soit un branchement long, le contenu du registre 47 doit entre modifié avec I' adresse de page voulue en exécutant une instruction de char gement de registre de page de mémoire permanente L'exé cution satisfaisante d'un branchement ne reproduit pas la nouvelle adresse de page dans le registre d'adresses 46, et met en place le circuit de manière à exécuter des bran chements courts dans la nouvelle page.
Le transfert donné du registre tampon 47 vers le registre d'adresses 46 s'effectue de la mSme manière lors de l'exécution satisfaisante d'une instruction d'appel.
Les appels long peuvent entre exécutés par une instruction de chargement de registre de page de mémoire permanente avant l'exécution d'une instruction d'appel. La suppression de l'instruction de chargement de registre P produirait un appel court.
Après l'exécution d'un appel court ou long, le contenu du registre d'adresses 46 dans lequel se trouve l'adresse de page d'appel précédente, est reproduit dans le registre tampon 47. Le transfert de données entre le registre tam- pon 47 et le registre d'adresses 46 est inhibé. Ainsi, le registre tampon est utilisé pour mémoriser l'adresse de page voulue au retour d'un sous-programme. En raison de cette caractéristique, il n'est pas possible d'effectuer des branchements longs quand la machine se trouve dans le mode d'appel. De nee, un sous-programme ne peut pas contenir plus de soixante quatre instructions (une page entière).Il est cependant permis de modifier le contenu du registre tampon 47 dans le mode d'appel, en exécutant une instruction de chargement da registre de page de mémoire permanente. Ceci permet de modifier une adresse de page de retour à la sortie d'un sous-programme.
L'exécution d'une instruction de retour reproduit le contenu du registre tampon 47 dans le registre d'adresses 46, met en place les circuits pour exécuter des branche mentis courts et ramène la machine à l'état normal.
Une instruction d'appel ou de branchement sans succès n'affecte pas l'état de la machine ni le contenu des registres 46 et 47. Les données présentes dans l'un ou l'autre des deux registres d'adresse de pagez restent inchangées.
Autrement dit, si un branchement ou un appel court devait être effectué, les circuits sent placé pour exécuter des opérations courtes t si un appel ou un branchement long a été déclenché, les circuits sont placés pour exécuter l'opération longue. En outre, l'exécution d'un retour dans le mode normal est une "non opération" Kn plus de la commande par instructions des circuits logiques d'adresse de mémoire permanente, une entrée extérieure est prévue en plus du circuit de mise sous ten sien pour l'initialisation des circuits.Cette initialiga- tion place la machine à l'état normal, met en place les adresses de page pour exécuter les branchements courts, met en place les contenus d'adresses de page sur le complément donné appliqué aux quatre conducteurs K et reproduit en série les données présentes sur le conducteur K1 dans le compteur de programme 36.
Lorsqu'aucune entrée extérieure n'est appliquée, le compteur de programme 36 est placé sur le mot lhexa- décimal 00 (o) et le registre d'adresses de page 46 est placé sur l'adresse hexadécimale F (15).