INPI-France/Brevets-Francais-2024-Chunked huggingface dataset:
Le reste de la littérature concernant la pseudorage, mentionnée dans le présent mémoire, concerne la présence de délétions naturelles dans le génome de deux souches vaccinales de virus pseudorabiques (27). Ces délétions sont responsables, au moins en partie, de la nature atténuée de ces vaccins ; cependant, elles n'apparaissent pas dans une séquence de répétition et ne suggèrent pas l'atténuation du virus pseudorabique par délétion d'une portion d'une séquence de répétition. Ces délétions naturelles n'apportent pas d'enseignement sur des procédés de production de ces délétions en partant d'ADN de virus pseudorabique de type sauvage, pas plus qu'elles ne suggèrent d'autres endroits où produire des délétions d'atténuation. Il n' existe aucun exemple d'insertions naturelles d'ADN étranger dans des herpès virus.
L'hôte naturel du virus pseudorabique est le porc, chez lequel l'infection est souvent inapparente mais peut être caractérisée par une fièvre, des convulsions et une paralysie. Le virus pseudorabique infecte également les bovins, les moutons, les chiens, les chats, les renards et les visons, chez lesquels l'infection entraîne habituellement la mort de l'hôte La caractéristique visible prédominante d'une infection virale pseudorabique est un prurit intense, ayant généralement pour résultat une mutilation de la région concernée de l'hôte Une excitation violente, des attaques et une paralysie, tous les symptômes de l'encéphalomyélite, précedent la mort qui survient habituellement quelques jours après l'apparition des signes cliniques.
La maladie à virus pseudorabique chez le porc est un sujet de préoccupation grave pour les instances gouvernementales dans le monde entier. Aux Etats-Unis, les porcs provenant de troupeaux infectés ne peuvent être vendus, sauf aux abattoirs. Plusieurs états ont ordonné séparément des pratiques de contrôle d'éradication contre la pseudorage. Actuellement, tout animal vacciné contre la maladie pseudorabique est traité comme s'il était infecté par le virus pseudorabique et est soumis aux mêmes contraintes réglementaires.
Cela est dt principalement à l'absence. d'un test de diagnostic pour différencier les animaux vaccinés des animaux infectés.
La direction des recherches et des développements, chez les producteurs de vaccins classiques, a généralement mis l'accent sur des recherches conduisant à des vaccins qui sont basés sur des sous-unités virales plutôt que sur des virus vivants. Cette défiance vis-à-vis des vaccins à virus vivants est due en partie à l'aspect de sécurité reconnue des vaccins à base de sous-unités, et l'improbabilité qu'ils contiennent des virus vivants infectieux. Une autre raison pour la mise au point d'un vaccin à base de sous-unités a été de permettre la mise au point d'un test de diagnostic qui accompagnerait le vaccin et permettrait de différencier les animaux vaccinés des animaux infectés, permettant ainsi de se soustraire aux contraintes réglementaires suivant l'utilisation d'autres vaccins.
On se réfère maintenant à la figure 5. Le système 110 comprend un convoyeur principal 136 sur lequel des cigarettes se présentant selon une formation empilée sont déplacées depuis la machine d'assemblage 114 vers la machine d'empaquetage 116. Des convoyeurs auxiliaires 138 et 140 s'étendent respectivement entre le convoyeur principal 136 et le système de remplissage de plateaux 122 et le système de déchargement de plateaux 124. Chacun des convoyeurs 138 et 140 comporte des branches en forme de chute 142, 144 et des parties sensiblement horizontales 146, 148 perpendiculaires au convoyeur 136.
La partie assurant le transport des cigarettes du système convoyeur 110 est de réalisation et de fonctionnement généralement similaire; à ceux du dispositif décrit dans le brevet britannique 2 157 252 auquel le lecteur pourra se reporter. L'unité de réservoir 120 fonctionne de la même façon que les unités de réservoir décrites dans le brevet britannique 2 142 894, notamment le mode de réalisation décrit dans ce brevet en regard des figures 12-16, et dans le brevet britannique 2 171 971 auxquels on pourra se reporter. Le fonctionnement du système de remplissage de plateaux 122 et du système de déchargement de plateaux 124 peuvent être similaires.8 ceux du système décrit en référence aux figures 12 à 16 du brevet britannique 2 142 894 mentionné ci-dessus.
On se réfère maintenant à la figure 4. Dans cet exemple de réalisation, des plateaux pleins et des plateaux vides peuvent être transférés entre l'unite 120 et d'autres unités similaires ou d'autres dispositifs de remplissage de plateaux et/ou des systèmes de déchargement de plateaux, à l'aide d'un chariot 50 pouvant contenir un certain nombre de plateaux 52 et pouvant se déplacer sur une trajectoire 54. Afin de s'assurer que seuls les plateaux corrects, c'est à dire qui contiennent les produits corrects sont introduits vers l'unité 120, on prévoit un système de sécurité de plateaux. Chaque plateau comporte donc une bande magnétique ou un transpondeur qui est positionné en un emplacement compatible avec une interraction avec des têtes de lecture, d'écriture et d'effacement qui sont prévues en des emplacements appropriés sur l'unité 120.La bande magnétique ou le transpondeur peut être codé en quatre emplacements ou lignes ou canaux de la manière suivante Ligne Code Nombre de variables 1 Type et dimension de plateaux 10 Code permanent 2 Cigarettes ou filtres 2 3 Type de cigarette et marque ou nom 100 ou, Type et dimension du filtre et denier du matériau filtrant 4 Autres variables 10 La ligne 1 est un code permanent. Les lignes 2, 3 et 4 sont codées d'une façon appropriée à l'aide d'une tête d'écriture 56, à la sortie du système de r,emplissage de plateaux 122 (c'est à dire lors de la délivrance d'un plateau plein sur le convoyeur 130).On peut prévoir une intervention de l'opérateur de manière que le tête d'écriture 56 applique un code de rejet sur un plateau (c'est à dire que l'opérateur peut déceler le fait qu'un plateau est partiellement ou incorrectement rempli). Une tête de lecture 58 est positionnée à l'emplacement d'entrée des plateaux pleins 132 et une autre tête de lecture 60 est positionnée à l'emplacement d'entrée du système de déchargement de plateaux 124. Cette autre tête de lecture 60 assure une sécurité additionnelle dans l'hypothèse où un opérateur viendrait à ne pas tenir compte du dispositif d'entrée normal 32 en plaçant par exemple un plateau incorrect sur le convoyeur 130. Les tetes de lecture 58 et 60 sont programmées de façon à donner un signal de rejet et/ou d'alarme lors d'une lecture d'un plateau incorrectement codé (y compris d'un plateau non codé). Dans le cas de la tête de,iecture 58 associée au dispositif d'entrée -de plateau plein 132, un opérateur peut extraire un plateau incorrectement codé du dispositif, à la suite d'un signal activé par la tete de lecture, et/ou le dispositif 132 peut être rendu inactif Jusqu'à ce que le plateau incorrectement codé soit enlevé. L'information concernant un tel plateau incorrect, ou la lecture du code lui-meme, peut être utilisée pour amener le plateau au dispositif d'enlèvement de plateaux pleins 134 aux fins d'éjection par ce dispositif. Les plateaux qui comportent un code de rejet qui a été appliqué par ia tete d'écriture 56 peuvent être automatiquement dirigés sur ie dispositif d'enlèvement 134.
A la sortie du système de déchargement de plateaux 124, on effectue le décodage des plateaux vides (aux lignes 2, 3 et 4i à l'aide d'une tête d'écriture ou d'effacement 62. Ceci assure de la souplesse dans l'utilisation des plateaux vides. Une tête de lecture 64 (pour des plateaux vides) est placée a l'entrée du dispositif de remplissage de plateaux 122. La présence d'un codage du type de plateau sur la ligne 1 permet de s'assurer que l'on utilise bien un plateau correct. Une présentation correcte d'un plateau vers ou dans l'unité 120 est contrôlée par la présence du code ligne 1 (c'est à dire que le plateau sera rejeté dans le cas où aucun code ligne 1 ne serait lu soit par la tête 58, soit par la tete 60).
Les têtes de lecture et d'écriture (et/ou d'effacement) 56, 58, 60, 62 et 64 peuvent être reliées à un ordinateur central qui en assure la programmation.
Lorsqu'on utilise des chariots 50 pour délivrer des plateaux 52 le long de la trajectoire 54 ou le long de trajectoires similaires, les plateaux 52 peuvent être obtenus à partir d'autres unités similaires à l'unité 120 ou bien ils peuvent être obtenus à partir de systèmes de remplissage de plateaux ou de systèmes de déchargement de plateaux séparés. Il est par conséquent préférable de munir des systèmes de remplissage de plateaux isolés et séparés de têtes d'écriture et les systèmes de déchargement de plateaux isolés et séparés de têtes de lecture et d'effacement (d'écriture). Dans le cas d'alimentation de tiges filtrantes à l'aide de plateaux délivrés a une machine d'assemblage de filtres, le système de déchargement de plateaux sur la machine d'assemblage de filtres doit être également muni de têtes de lecture et d'effacement.
Afin de permettre l'utilisation de plateaux non codés ou de plateaux incorrectement codés, dans des circonstances exceptionnelles (par exemple lors de l'entretien ou à l'occasion d'essais) on peut prévoir pour l'unité 120 un système de codage ou de décodage manuel de plateaux et/ou un système d'annulation manuel.
Chaque convoyeur 128, 130 de l'unité 120 peut contenir jusqu'à 20 plateaux. Avec des plateaux de dimension standard (c'est à dire contenant 4000 cigarettes) la capacité maximale de l'unité 120 est donc de 60 000 cigarettes.
Lorsque l'on envisage le transfert des plateaux pleins (et vides) d'un chariot 50, il est possible d'augmenter efficacement la capacité de l'unité 120, directement en accroissant la capacité du chariot et, indéfiniment, en remplaçant le chariot. Un système automatique de transfert des plateaux entre l'unité 120 et un chariot 50, a été representé sur les figures 6 et 7. Sur ces figures, on a donné aux éléments similaires à ceux de la figure 4 les mêmes références que celles utilisées sur cette figure 4.
Les mouvements et déplacements des plateaux entre le chariot 50 et l'unité 120 sont effectués à l'aide d'un système de préhension de plateaux du type robot 70 pouvant se déplacer selon trois axes (x, y et z) sur un système de portique 72. Le système de préhension 70 comprend des bras pivotants 74 et une unité motrice et de commande 76 qui est montee sur un support vertical 78. Une autre unité motrice et de commande 80 comportant une liaison de commande appropriée avec le support 78, est montée de façon mobile sur une poutre transversale 82. L'unité 80 permet un mouvement de rotation du système de préhension 70 selon une rotation autour de l'axe longitudinal du support 78.
D'autres unités motrices 84, prévues à chaque extremité de la poutre transversale 82 permettent d'obtenir un déplacement de l'ensemble le long des poutres 86 du portique. Par conséquent, on comprend que le système de préhension 70 peut se déplacer le long de l'axe x en raison du mouvement des unités 84 le long des poutres 86, qu'il peut se déplacer selon l'axe y en raison du mouvement de l'unité 80 le long de la poutre 82, et qu'il peut se déplacer selon l'axe z par suite du déplacement sensiblement vertical du support 78 sous la commande séparée de l'unité motrice 80. On obtient une rotation autour d'un axe vertical gr ce à une action supplémentaire de l'unité 80. L'unité 76 commande le fonctionnement des bras 74 et elle permet également un mouvement de rotation limité autour d'un axe parallèle à l'axe y, comme représenté sur le dessin.
Les figures 8 et 9 illustrent d'autres détails du système représenté sur les figures 6 et 7. Sur la figure 8, le système de préhension 70 est situé au niveau du convoyeur de plateaux vides 128. Sur la figure 9 le système de préhension 70 est situé au niveau du chariot 50, dans sa position représentée en trait plein et il est situé au niveau du convoyeur de plateaux pleins, dans sa position représentée en traits interrompus.
Le système de préhension 70 est muni de détecteurs appropriés, communs aux systèmes de robots, de manière à assurer la détection de la présence d'un plateau dans un domaine d'emplacement et de position attendus, à régler sa propre position vers une position appropriée à l'emplacement réel du plateau, et, ensuite, à saisir le plateau avec une force suffisante pour le soulever sans l'endommager en le plaçant à un emplacement connu, voulu. Etant donné que l'unité 120 est statique, la variable principale réside dans la position du chariot 50.
Cette variable peut être déterminée de façon suffisamment précise a l'aide de cliquets, ou plus simplements de marques prévues sur le plancher de manière à ce qu'un positionnement manuel soit possible. Le système de préhension 70 peut comporter un dispositif pour lire de l'information codée (par exemple stockée par un transpondeur) afin de lui permettre de faire la distinction entre des plateaux pleins et des plateaux vides.
L'une des caractéristiques du système réside en ce que le chariot 50 est statique. Le système de préhension 70 et les détecteurs par robots associés permettent un fonctionnement dans une gamme relativement importante de positions possibles du chartiot (évitant ainsi une précision absolue dans la position du chartiot). L'espace qui est nécessaire pour qu'un chariot puisse fonctionner dans une position de transfert est donc très considérablement inférieur à celui qui serait nécessaire dans le cas où le chariot devrait être indexé entre des positions de chargement et de déchargement fixes comme c'est le cas dans les systèmes selon la technique antérieure.
La figure 9 montre que le système de préhension 70 peut atteindre une certaine distance sur le convoyeur de plateaux pleins 130. L'un des bras de préhension 74 peut ensuite être soulevé, comme représenté par les traits interrompus, et le système de préhension 70 est ensuite rétracté par un mouvement généralement horizontal. Enfin, le plateau 52 peut être repoussé totalement sur le convoyeur 130, en abaissant légèrement le système de préhension 70 et en repoussant le plateau avec le bras 74 encore étendu. Un tel mouvement est généralement réalisé sur le dispositif d'introduction des plateaux pleins 132.En prévoyant un convoyeur d'alimentation automatique latéral pour le dispositif 132, de telle manière que le système de préhension 70 serve simplement à déposer le plateau sur le dispositif 132 sans assurer de mouvement latéral ultérieur du plateau sur le convoyeur 130, il est possible de faire subir au système de préhension 70 un autre déplacement vers le chariot 50 lorsque le plateau précédent est en train d'être déposé sur le convoyeur 130.
Sur la base des hypothèses ci-dessus, on va décrire ci-dessous le fonctionnement de la réalisation de la présente invention.
En se reportant aux figures 1 et 5, le système d'exploitation OS 12 démarre, dans la première centrale CPU 1 (S1), l'opération concernant la première mémoire virtuelle 3. En démarrant l'exécution du programme i la première unité CPU 1 génère la première section de contrôle 6 et la section de contrôle d'espace 8 sous le con trôle du système d'exploitation OS 12. Puis la première unité CPU 1 charge dans une unité de la mémoire principale (non représentée) la première section de programme 10 (52). En outre la première unité CPU 1 génère la seconde section de contrôle 7 et la seconde section de contrôle d'espace 9 dans la seconde mémoire virtuelle 4 sous contrôle du système d'exploitation OS 12. Ici, le système d'exploitation OS 12 ne contrôle que la capacité de la seconde mémoire virtuelle 4, mais ne peut pas y accéder.
Ensuite le contenu de la première section de contrôle 6 est transféré dans un groupe de registres câblés 62 de la section de traitement 5 de la première unité CPU 1 et la première unité CPU 1 (54) démarre l'exécution de la première routine 17 qui se trouve dans la première section de programme 10.
En se reportant à la figure 3, la première routine 17 est l'une des routines constituant la première section de programme 10, et la commande spéciale d'appel (CALL) 14, décrite en référence aux figures 4A et 4B, en fait partie.
En se reportant à nouveau aux figures 1 et 4B, dont le numéro d'identification 140 de la centrale CPU se trouve le "1" logique qui indique la commutation pour passer de la première unité CPU 1 à la seconde unité CPU 2, et, dans l'adresse 141 du point d'entrée se trouve l'adresse de la commande-guide de la seconde routine 18 qui fait partie de la première section de programme 10.
Au fur et à mesure que le programme est successivement exécuté par la première unité CPU 1, la commande spéciale d'appel (CALL) 14 de la première routine 17 est exécutée (voir 55 sur la figure 5). En l'exécutant, la section de traitement 5 qui se trouve dans la première unité CPU 1 met fin à la séquence suivante de traitement.
En se reportant aux figures 1 et 6, en réponse à l'émission de la commande spéciale d'appel (CALL) 14 dans la première unité CPU 1, un registre de commande 60 mémorise la commande spéciale d'appel (CALL) 14. Alors, en réponse à la commande spéciale d'appel (CALL) 14 émanant de ce registre de commande 60, un moyen de décodage 61 met successivement en oeuvre une section 63 exécutant le transfert du processus en mémoire auxiliaire (ROLL-OUT), une section 64 exécutant la correction de la section de contrôle, une section 67 exécutant la mise en mémoire de l'information du renvoi du contrôle, et une section 65 générant le signal de mise en oeuvre.En réponse à la mise en oeuvre de la section 63 exécutant le transfert du processus en mémoire auxiliaire (ROLL-OUT), le contenu du groupe de registres câblés 62, utilisé dans l'exécution de la première section de programme 10, est renvoyé à la première section de contrôle 6 qui se trouve dans la première mémoire virtuelle 3.
Ensuite, le contenu de la seconde section de contrôle 7, associée à l'avance à la première section de contrôle 6, est corrigé de façon à devenir identique à celui de la première section de contrôle 6. L'information d'association pour la première et la seconde sections de contrôle 6 et 7 se trouve dans la première section de contrôle 6. Au cours du processus de correction, le mot indiquant l'espace d'adressage n'est pas modifié. Par conséquent la section 64 exécutant la correction de la section de contrôle transfère le contenu, renvoyé,en provenance du groupe de registres câblés 62, à la première unité de contrôle 6, et de la première unité de contrôle 6 à la seconde unité de contrôle 7 pour corriger le contenu de cette dernière. A ce moment, le mot indiquant l'espace d'adressage, qui se trouve dans la seconde section de contrôle 7, n'est pas modifié.En même temps, l'adresse à exécuter ensuite dans la seconde section de contrôle 7 est modifiée en fonction de l'adresse du point d'entrée fournie par le registre de commande 60. La section 67 exécu tant la mise en mémoire de l'information de renvoi du contrôle mémorise, dans un registre 68, l'adresse d'une commande qui vient après la commande spéciale d'appel (CALL) 14. Après cette action, la section 65 générant le signal de mise en oeuvre envoie un signal de mise en oeuvre pour l'exécution du contenu de la seconde section de contrôle 7 concernant la seconde unité CPU 2.
En se reportant maintenant aux figures 1 et 7, en réponse au signal de mise en oeuvre provenant de la section 65 de génération du signal de mise en oeuvre de la première unité CPU 1, une section 76 exécutant le transfert du processus en mémoire principale (ROLL-IN) est mise en oeuvre. En réponse à cette mise en oeuvre, le contenu de la seconde section de contrôle 7 est transféré sur un groupe de registres câblés 72 pour démarrer l'exécution par la seconde section de contrôle 7.
Par conséquent la seconde unité centrale CPU 2 démarre l'exécution à partir de l'adresse du point d'entrée représentant la seconde routine 18. Comme résultat de ce pas, le traitement par la première section de programme 10 exécuté jusqu'ici dans la première unité CPU 1 est récupéré par la seconde unité CPU 2.
Dans la réalisation précédente, la première section de programme 10 mise en oeuvre dans l'unité CPU 1 par le système d'exploitation OS 12 émet par elle-même la commande spéciale d'appel (CALL) 14 pour faire que la première et la seconde sections de traitement 5 et 13 passent le contrôle à la seconde unité CPU 2. Toutefois l'invention n'est pas limitée à cette disposition.Par exemple, il est également possible de mettre en oeuvre la seconde routine 18 de la première section de programme 10, après que le système d'exploitation OS 12 ait généré la seconde section de contrôle d'espace 9, par une instruction envoyée par la première unité CPU 1 à la seconde unité CPU 2 pour faire que la première section de programme 10, actionnée par la seconde unité CPU 2, génère le contenu de la seconde section de programme Il dans une zone à laquelle puisse accéder la seconde section de contrôle d'espace 9 de façon que la seconde section de programme 11 soit exécutée lors de l'appel du programme.
En se reportant à la figure 5, la seconde routine 18 accède à la seconde mémoire virtuelle 4 au moyen de la seconde section de contrôle d'espace 9 et génère et exécute la seconde section de programme 11 (56).
On va décrire en détail ce pas ci-dessous.
En se reportant aux figures 1 et 3, la seconde unité CPU 2, au cours de l'exécution de la seconde routine 18 par le premier programme 10, transfère la seconde section de programme 11 dans une zone située à l'extérieur de la première mémoire virtuelle 3,mais dans la seconde mémoire virtuelle 4,en exécutant le groupe de commandes de transfert (MOVE),S'il est nécessaire d'appeler la seconde section de programme 11 à partir de la seconde routine 18, on exécute la commande d'appel 20, qui fait partie de la seconde routine 18. Ce traitement par la commande d'appel 20, qui est un appel émanant de la seconde routine 18 pour la seconde section de programme 11, se fait dans la seconde mémoire virtuelle 4.Par conséquent il n'y a pas besoin de la commande spéciale d'appel (CALL) représentée sur la figure 4A, mais il suffit d'une commande ordinaire CALL, préparée pour un langage sophistiqué, comme le COBOL, prévu pour être traité par des processeurs généraux.
Dans la seconde section de programme 11, dont l'exécution est démarrée par la commande d'appel (CALL) mentionnée ci-dessus 20, peuvent se trouver soit uniquement des données, soit également une commande.
Dans la seconde unité CPU 2, la seconde section de programme 11 est exécutée en réponse à la commande d'appel (CALL) précédente 20. S'il est nécessaire de ren voyer le contrôle, depuis la seconde section de programme 11, à la seconde routine 18, une commande de renvoi du contrôle (RETURN) ordinaire 21 est exécutée puisque le traitement de ce renvoi se fait dans la seconde mémoire virtuelle 4. En réponse à l'exécution de cette commande de renvoi (RETURN) 21, une commande qui vient après la commande d'appel (CALL) 20 de la seconde routine 18 est exécutée. Dans l'unité CPU 2, l'exécution de la seconde routine 18 se poursuit. L'exécution de la commande spéciale 16 de renvoi du contrôle (RETURN) dans la seconde unité CPU 2 se fait comme décrit ci-dessous (voir S7 sur la figure 5).
En ce qui concerne l'évolution de la teneur en azote soluble, celle-ci n'est pratiquement pas modifiée par l'adjonction de nitrate de potassium. En revanche, la concentration d'acide lactique, qui décroit de façon importante au bout de 150 heures dans Le cas d'un caillé non traité, diminue plus lentement dans le cas du caille comportant du nitrate de potassium.
Exemple 5. Effet de L'addition de lysozyme.
Dans cet exemple, on reprend le mode opératoire de l'exemple 1, mais on ajoute au lait utilisé pour la fabrication du caillé granulaire du lysozyme à un taux de 25 ppm. On fabrique ensuite le caillé granulaire et on réalise la fermentation dans les mêmes conditions que celles de l'exemple 1. On détermine au cours de la fermentation, La production d'acide propionique et la production d'acide butyrique.
Les resultats obtenus sont donnes sur la figure 6 qui représente les productions en acide butyrique et en acide propionique (en mg/g de caillé) en fonction de la duree de fermentation (en heures).