INPI-France/Brevets-Francais-2024-Chunked huggingface dataset:
Disposition très compacte. Environ 6 mm2.
2.2.2 Registres ARM7 a un total de 37 registres qui comprennent 31 registres d'utilité générale et 6 registres d'état. En tout moment il y a 16 registres d'utilité générale et un ou deux registres d'état qui sont visibles par le programmeur. Dans tous les modes de processeur d'Utilisateur, Supervi
TABLEAU 12 REGISTRES D'UTILITE GENERALE ET COMPTEUR PROGRAMME Mode Mode Mode Mode Mode Mode Utilisateur FIQ Superviseur Arrêt IRQ Non défini RO RO RO RO RO RO R1 R1 R1 R1 R1 R1 R2 R2 R2 R2 R2 R2 R3 R3 R3 R3 R3 R3 R4 R4 R4 R4 R4 R4 R5 R5 R5 R5 R5 R5 R6 R6 R6 R6 R6 R6 R7 R7 R7 R7 R7 R7 R8 R8~fiq R8 R8 R8 R8 R9 R9~fiq R9 R9 R9 R9 R10 R10~fiq R10 R10 R10 R10 R11 Rll~fiq R11 R11 R11 R11 R12 R12~fiq R12 R12 R12 R12 R13 R13~fiq R13~arr R13~irq R13~irq R13~nd R14 R14~fiq R14~arr R14~irq R14~irq R14~nd R15 (PC) R15 (PC) R15 (PC) R15 (PC) R15 (PC) R15 (PC) TABLEAU 13 REGISTRES ETAT PROGRAMME Mode Mode Mode Mode Mode Mode Utilisateur FIQ Superviseur Arrêt IRQ Non défini CPSR CPSR CPSR CPSR CPSR CPSR SPSR~fiq SPSRsvc SPSR~arr SPSR~irq SPSRnd 2.2.3 Exception Les exceptions sont des conditions anormales qui se produisent pendant le traitement d'instructions, provoquant une modification de la circulation de contrôle. I1 y a sept types d'exceptions de ARM7 dont la liste est donnée cidessous, de la plus haute priorité à la plus basse priorité Remise à l'état initial (plus haute priorité) Arrêt (données) FIQ IRQ Arrêt (pré-extraction) Piégeage instruction non définie, interruption logiciel (plus faible priorité) TABLEAU 14 TABLEAU VECTEURS EXCEPTION Adresse Exception Mode à l'entrée 0000 0000 Remise à l'état initial Superviseur 0000 0004 Piégeage instruction non définie Non défini 0000 0008 Interruption logiciel Superviseur 0000 000C Arrêt (pré-extraction) Arrêt 0000 0010 Arrêt (données) Arrêt 0000 0014 Réservé par ARM7 -0000 0018 IRQ IRQ 0000 001c FIQ FIQ 2.2.4 Groupe instructions Toutes les instructions de ARM7 sont conditionnellement exécutées, ce qui signifie que leur exécution peut ou non avoir lieu selon les valeurs des drapeaux N, Z, C, V dans le registre CPSR.
Les instructions de ARM7 peuvent être divisées en plusieurs catégories Branchement et branchement avec Liaison (B, BL) Traitement de Données (ET, OU exclusif, SUB, RSB, ADD, ADC, SBC, RSC, TST, TEQ, CMP, CMN, OUR, MOV, BIC, MNV) Transfert PSR (MRS, MSR) Multiplier et Multiplier-accumuler (MUL, MLA) Transfert Donnée Simple (LDR, STR) Transfert Données en bloc (LDM, STM) Bascule Donnée Simple (SWP) Interruption Logiciel (SWI) Opération données Coprocesseur (CDP) (c'est un groupe d'instructions) Transfert Données Coprocesseur (LDC, STC) Transfert Registre Coprocesseur (MRC, MCR) 2.3 PROCESSEUR VECTORIEL 2.3.1 Vue générale Le Processeur Vectoriel est un processeur de signaux numériques puissant employant l'architecture de données multiples à une Seule Instruction (SIMD) pour une performance maximale. I1 consiste en un moteur RISC à pipeline qui opère sur des éléments de données multiples en parallèle pour obtenir la plus haute performance. Les éléments de données multiples sont rassemblés dans un vecteur de 576 bits que l'on peut calculer à raison de Trente opérations arithmétiques à point fixe sur 8/9 bits pour chaque cycle de 12,5ns ou Seize opérations arithmétiques à point fixe de 16 bits pour chaque cycle de 12,5ns ou Huit opérations arithmétiques à point fixe ou à point flottant de 32 bits chaque cycle de 12,5ns.
2.3.2 Pipelines d'exécution Le Processeur Vectoriel emploie un pipeline à 6 étages pour l'exécution des instructions comme cela est illustré à la figure 11.
La plupart des opérations scalaires sur 32 bits sont transmises par pipeline à raison d'une instruction par cycle tandis que la plupart des opérations vectorielles sur 576 bits sont transmises par pipeline à raison d'une instruction tous les deux cycles. La totalité des Charges et Enregistrements est recouverte par des opérations arithmétiques avec exécution indépendante par un matériel séparé de charges et d'enregistrements.
Pour un équilibre entre la complexité de la conception et la performance, le Processeur Vectoriel peut émettre et exécuter des instructions déclassées en utilisant des verrouillages matériels pour la vérification de la dépendance des ressources et des données. Cette caractéristique améliore fortement la performance en particulier pendant des absences d'antémémoire de données du fait des charges et des enregistrements.
2.3.3 Microarchitecture du matériel Le Processeur Vectoriel consiste en 4 blocs fonctionnels majeurs comme illustré à la figure 12 Unité Extraction Instructions (IFU) Décodeur et Emetteur d'Instructions Trajet de Données d'Exécution des Instructions Unité de charge et d'enregistrement (LSU) L'Unité d'extraction d'Instructions est responsable de la pré-extraction des instructions et du traitement des instructions de circulation de contrôle comme Branchement et Saut à Sous-routine. L'IFU contient une file d'attente à 16 entrées d'instructions pré-extraites pour le courant d'exécutions courantes et une file d'attente à 8 entrées d'instructions pré-extraites pour le courant cible de Branchement. L'IFU peut recevoir 8 instructions de l'antémémoire d'instructions à chaque cycle.
de l'évacuation des déchets - et des vapeurs de lubri-
fiant. Les deux possibilités d'aspiration selon l'invention peuvent bien évidemment être toute aussi bien utilisées ensemble, de sorte que les copeaux qui ne sont pas évacués
par l'axe d'inclinaison peuvent être aspirés par la che-
ville creuse de la table pivotante.
L'invention va être mieux comprise par référence aux exemples de réalisation des dessins, dans lesquels: La Figure 1 est une vue en coupe verticale d'une scie mobile à onglet selon l'invention, dans une première forme de réalisation, La Figure 2 est une vue de la scie à onglet de la Figure 1 dans la direction de la flèche II de la Figure 1, La Figure 3 est une vue de dessus de la scie à onglet de la Figure 1, quand on regarde dans la direction de la flèche III de la Figure 1, La Figure 4 est une représentation agrandie du socle de la scie à onglet de la Figure 1 et de l'appui du carter de la table pivotante, avec l'entraînement, et La Figure 5 est une vue en coupe verticale analogue
à la Figure 1, mais selon une deuxième forme de réalisa-
Les Figures 1 à 4 présentent une scie à onglet, qui est constituée d'une table pivotante 1, dont le carter de table pivotante 2 est disposé, par l'intermédiaire d'un axe creux 3, de façon à pouvoir pivoter sur un socle 4 en
forme de plaque, lequel, pour sa part, est pourvu de rou-
leaux porteurs 5, pour permettre un appui mobile de l'en-
semble sur des rails 6, qui sont disposés à demeure sur un socle de machine 7. Le carter de table pivotante 2 est, à sa partie supérieure, fermé par une plaque 8, qui forme la surface porte-pièce 9 et qui est pourvue d'une fente continue 10 destinée au passage d'une lame de scie circulaire 11, lame qui est logée contre un bras pivotant 12 et qui est entraînée par un moteur électrique 13, lui aussi disposé sur le bras pivotant 12. La lame de scie circulaire 11 se trouve, quand la machine est à l'arrêt, dans l'espace situé à l'intérieur du carter de table pivotante 2, et, par pivotement du bras pivotant 2 autour de son axe de pivotement 4, peut être portée dans la position 11', dans laquelle elle traverse la fente 10 en passant vers le haut, et sépare en deux une pièce 15 se trouvant sur la table porte-pièce 9. L'axe de pivotement 14 du bras pivotant 12 est, pour sa part, et d'une manière connue en soi, maintenu dans un cadre 16, qui est logé de façon à pouvoir être incliné autour de l'axe 17 contre la surface arrière du carter de table pivotante 2. D'une manière connue, il est tout aussi possible, de cette manière, d'incliner la lame de scie 11 par rapport à la verticale. L'axe 17 - l'axe d'inclinaison - court alors à
travers la surface porte-pièce 9.
Quand la lame de scie 11 passe par la fente 10, le bras pivotant 12 est manoeuvré par l'intermédiaire d'un
vérin hydraulique 18, et, quand la lame de scie est arri-
vée à la position 11', il arrive à la position représen-
tée en points-tirets, dans laquelle le moteur d'entraîne-
Par exemple l'altitude de la limite inférieure de la zone doit être supérieure à l'altitude minimum autorisée, et doit être supérieure à une valeur (alt.D) obtenue en retranchant une certaine valeur prédéterminée à l'altitude initiale.
Si l'altitude de la limite inférieure de la zone ne satisfait pas à ces conditions, l'évitement automatique de la zone est impossible et le traitement se poursuit à partir de l'étape 29. Dans le cas contraire, le calculateur 4 vérifie à l'étape 45, si l'altitude courante (alt.avion) de l'aérodyne 1 est supérieure à l'altitude optimale (alt.opti) calculée à l'étape 42. Si tel est le cas l'altitude d'évitement à rejoindre (alt.evit) correspond à l'altitude optimale (étape 46), sinon l'altitude d'évitement se trouve juste au dessous de la zone 10, calculée avec une certaine marge de sécurité (étape 47).
La suite de l'algorithme consiste à déterminer le point de début de descente pour l'atterrissage.
Pour cela, le calculateur 4 détermine à l'étape 48 la position du point de sortie Z' de la route prévue 2 de la zone 10, et la distance entre ce point et le point T prévu de descente vers la piste d'atterrissage. Si cette distance est supérieure à une valeur de seuil, par exemple 100 milles nautiques, cela signifie que l'aérodyne peut rejoindre le point de descente T à l'altitude prévue (étape 50). Dans le cas contraire, l'aérodyne 1 ne doit pas rejoindre ce point de descente T, mais va rester à l'altitude d'évitement calculée précédemment, jusqu'à ce qu'il rejoigne la phase de descente 2' de la trajectoire prévue. Le calculateur 4 détermine alors le nouveau point de descente T' ou T" qui correspond au point de jonction de la trajectoire d'évitement à l'altitude d'évitement avec la trajectoire de descente 2' initialement prévue (étape 51).
A l'issue des étapes 50 et 51, l'exécution se poursuit par l'étape 25.
Si à l'étape 43, l'altitude supérieure (alt.sup.zone) de la zone 10 est inférieure à l'altitude maximale (alt.max) que peut atteindre l'aérodyne 1 calculée à l'étape 42, le calculateur 4 détermine à l'étape 58, si le point de descente prévu T se trouve ou non dans la zone 10, en comparant les distances entre la position courante de l'aérodyne 1 et les points Z' et T (figure 5b). Si le point T se trouve dans la zone, l'évitement supérieur n'est pas possible et le calculateur 4 procède à un calcul d'évitement inférieur. Dans le cas contraire, le calculateur détermine à l'étape 60 si l'évitement inférieur est possible en comparant l'altitude inférieure (alt.inf.zone) de la zone 10 à l'altitude minimum autorisée (alt.min), ainsi qu'à la valeur (alt.D) (obtenue en retranchant une certaine valeur prédéterminée de l'altitude donnée par le plan de vol d'origine) Si l'évitement inférieur est impossible, l'évitement est effectué en passant par dessus la zone.
Si l'évitement est possible par dessus et par dessous la zone, et si l'altitude courante (alt.avion) de l'aérodyne 1 est inférieure à l'altitude optimale (alt.opti) (étape 64), alors on procède à un évitement supérieur, sinon on procède à un évitement inférieur.
Pour procéder à un évitement supérieur à la suite des étapes 60 ou 64, le calculateur 4 compare l'altitude optimale (alt.opti) avec l'altitude supérieure (alt.sup.zone) de la zone 10 (étape 65) . Si l'altitude optimale est supérieure à l'altitude supérieure de la zone 10, l'altitude d'évitement (alt.evit) correspond à l'altitude optimale (alt.opti) (étape 66), sinon, l'altitude d'évitement correspond à l'altitude supérieure (alt.sup.zone) de la zone 10 avec une marge de sécurité (étape 67) L'exécution de l'algorithme se poursuit par l'étape 48, pour déterminer la position du point de descente T ou T" vers la piste d'atterrissage.
D'une manière analogue, pour procéder à un évitement inférieur à la suite des étapes 58 ou 64, le calculateur 4 examine si l'altitude optimale (alt.opti) est inférieure à l'altitude inférieure (alt.inf.zone) de la zone 10 (étape 68), l'altitude d'évitement (alt.evit) correspond à l'altitude inférieure de la zone 10 avec une marge de sécurité (étape 69), sinon elle correspond à l'altitude optimale (étape 70).
Le calculateur passe ensuite à l'étape 48 décrite ci-avant pour déterminer le point de descente T ou T' vers la piste d'atterrissage.
En pratique, l'altitude à respecter par l'aérodyne est calculée sous la forme d'un niveau de vol, les niveaux de vol étant espacés entre eux de 100 pieds (30,48 m). Ainsi, à l'étape 42, le calculateur 4 détermine également les niveaux de vol optimal, respectivement maximal, en arrondissant les altitudes calculées au niveau de vol le plus proche, respectivement inférieur. A l'étape 43, on compare en fait l'altitude supérieure de la zone au niveau de vol maximum. Aux étapes 43 et 60, on compare l'altitude inférieure de la zone à la valeur alt.D obtenue en retranchant au niveau de vol initialement prévu, par exemple, la hauteur de trois niveaux de vol, ainsi qu'au niveau de vol minimum FL195.
De même, l'altitude d'évitement est calculée en niveau de vol, et la marge utilisée aux étapes 47, 67 et 69 correspond à un niveau de vol.
L'invention est relative à des moyens pour disperser des oiseaux dans les zones d'aéroport.
Les oiseaux constituent un fléau réel pour les aéroports. Ils occasionnent des retards considérables, voire des accidents au décollage, s'ils sont pris par un réacteur d'avion en pleine puissance. La lutte contre le péril aviaire est donc un problème majeur des aéroports.
On connaît par exemple des systèmes électroniques installés à proximité des pistes de décollage et d'atterrissage, qui émettent des signaux de fréquences susceptibles d'effrayer les oiseaux par imitation de cris d'animaux prédateurs. Cependant, les oiseaux vivant près de l'aéroport s'habituent à ces systèmes électroniques qui, par conséquent, deviennent inefficaces.
Par ailleurs, on utilise également des cartouches de chasse classiques. L'inconvénient de ce moyen réside dans le fait que la cartouche de chasse est seulement de faible portée, environ 50m, et qu'elle est bruyante au départ du coup. Par conséquent, les oiseaux peuvent localiser le tireur par le bruit de départ du tir et s'éloigner sans pour autant quitter les zones à risque de l'aéroport.
Dans un réacteur en acier inoxydable muni d'un système d'agitation par hélices et d'un chauffage par double enveloppe, on introduit - 346 litres d'eau, - 7,5 kg de Na2SO4 (électrolyte), - 587 litres de silicate de sodium aqueux présentant un rapport pondéral SiO2/Na20 égal à 3,50 et une densité à 200C égale à 1,133.
La concentration en silicate (exprimée en SiO2) dans le pied de cuve est alors de 85 g/l. Le mélange est porté à 790C tout en le maintenant sous agitation. On introduit ensuite dans le mélange 386 litres d'acide sulfurique dilué de densité à 200C égale à 1,050, jusqu'à obtenir une valeur de pH égale à 8 (mesurée à la température du milieu). La température du milieu réactionnel est de 790C pendant les 25 premières minutes, puis elle est portée de 790C à 860C en 15 min, et maintenue ensuite à 860C jusqu'à la fin de la réaction.
Une fois la valeur du pH égale à 8 atteinte, on introduit conjointement dans le milieu de réaction 82 litres de silicate de sodium aqueux de rapport pondéral SiO2/Na20 égal à 3,50 et de densité à 200C égale à 1,133 et 131 litres d'acide du type décrit ci-avant, cette introduction simultanée d'acide et de silicate étant réalisée de manière telle que le pH du milieu de réaction soit constamment égal à 8+ 0,1. Après introduction de la totalité du silicate on continue à introduire l'acide dilué pendant 9 min de façon à amener le pH du milieu réactionnel à une valeur égale à 5,2. On arrête alors l'introduction d'acide et on maintient la bouillie réactionnelle 5 min supplémentaires sous agitation.
La durée totale de la réaction est de 118 min.
On obtient une bouillie de silice précipitée qui est filtrée et lavée au moyen d'un filtre-presse de telle sorte que l'on récupère finalement un gâteau G1 de silice dont la perte au feu est de 78 % (donc une teneur en matière sèche de 22 % en poids) et dont la teneur en Na2SO4 est de 1 % en poids.
2. On introduit dans un déliteur malaxeur CELLIER, 4 kg du gâteau G1 (obtenu par filtration presse et présentant une teneur en matière sèche de 22 % en poids et une teneur en Na2SO4 de 1 % en poids), préalablement porté à 600C.
Puis, on introduit simultanément, pendant la défloculation du gâteau 13,1 ml d'une solution d'aluminate de sodium (ayant une teneur en Al203 de 22 % en poids et une teneur en Na2O de 18 % en poids ; densité 1,505) et 7,47 ml d'une solution d'acide sulfurique à 80 g/l (densité : 1,505), de manière à maintenir le pH à une valeur de 6,5.
Le rapport pondéral Al/SiO2 est d'environ 2600 ppm.
On laisse mûrir pendant 20 minutes en poursuivant la défloculation mécanique.
La suspension G2 de silice obtenue est caractérisée par - une viscosité de 0,06 Pa.s (mesurée sous un cisaillement de 50 s-l pendant 1 minute) - une granulométrie telle que Dlo = 5 um, D50 = 19 um, D90 = 60 um.
Au bout d'une semaine de stockage, on observe: - la formation, au fond du récipient de stockage, d'un dépôt excessivement difficile, voire impossible, à redisperser - une augmentation de la viscosité de la suspension : sa viscosité est alors de 0,45 Pa.s (mesurée sous un cisaillement de 50 s-l pendant 1 minute).
3. On alimente la chambre d'un broyeur NETZCH LMEl avec 2 litres de suspension G2 (prélevée après le délitage), présentant une teneur en matière sèche de 22% en poids, à un débit de 5 litres/h ; le taux de remplissage de la chambre avec des billes d'alumine (diamètre : 0,6-1 mm) est de 75 % et la vitesse de rotation de l'arbre est de 2000 tr/min.
A 1 issue de cette étape de broyage humide, on obtient une suspension caractérisée par - une viscosité de 29 mPa.s (mesurée sous un cisaillement de 50 s-' pendant 1 minute) - une granulométrie telle que D10 = 1,13 pm, D50 = 4,1 um, D90 = 9,33 um - une teneur en matière sèche de 22 % en poids - une quantité de silice retrouvée dans le surnageant de 63 % (suivant le test de sédimentation sous centrifugation précédemment défini).
Dans un réacteur agité, on introduit 4 540 g de la suspension de silice ainsi préparée, et on ajuste le pH à 9,5, sous agitation à l'aide de soude concentrée, afin de stabiliser le milieu.
On introduit ensuite sous agitation, avec un débit de 100 g/min 5 000 g d'un latex de caoutchouc styrène-butadiène à 50 % d'extrait sec, présentant une taille de particules de 0,1-0,2 ,um, commercialisé sous le nom SB 112 par la société Rhône-Poulenc.
Après une demi-heure d'agitation, on réajuste le pH à 9,5 et on obtient une suspension présentant une viscosité de 30 mPa.s sous un cisaillement de 50 s-l.
PRET : Prêt pour retourner la donnée au demandeur 2.4.4 Opérations DE LECTURE et D'ECRITURE Les machines d'état de lecture et d'écriture sont montrées à la figure 22.
2.4.4.1 Opération de lecture IDC (Antémémoire d'Instructions et de Données) dans MSP fonctionne en 3 stades de cycles du pipeline Cycle de Demande, cycle d'Etiquettes et cycle de Données. Dans le cas d'une correspondance d'antémémoire, DC peut retourner l'instruction ou la donnée dans chaque cycle.
L'Unité de Contrôleur d'Antémémoire (CCU) accomplit un arbitrage parmi ARM7, l'unité du Processeur Vectoriel, Fbus et IObus pour l'accès à SRAM de l'antémémoire. CCU surveille les demandes du bus de ces quatre maîtres et accorde le bus au gagnant avec un numéro ID spécifique. CCU génère également les signaux de contrôle du bus d'adresses d'antémémoire et de lecture/écriture pour accéder à l'antémémoire et faire la comparaison des étiquettes.
S'il y a une correspondance dans l'antémémoire, le bus maître qui gagne l'arbitrage est capable d'accéder à l'antémémoire pour une opération de lecture/écriture. S'il y a une absence d'information dans l'antémémoire, CCU servira le bus maître suivant qui a fait une demande sans attendre que les données manquantes reviennent de la mémoire principale. Ainsi, le bus maître qui a une absence dans l'antémémoire doit maintenir le numéro ID. Ultérieurement, si la donnée demandée est dans l'antémémoire, CCU enverra le signal ACCORD au bus maître de données absentes avec le même numéro ID. Ce bus maître peut recevoir les données ou ignorer les données.
Quand il y a une absence d'information dans l'antémémoire, une extraction de ligne est accomplie pour obtenir la donnée de la mémoire principale. La grandeur d'une ligne est définie comme 64 octets, donc CCU exécutera 8 accès consécutifs dans la mémoire (64 bits chacun), pour obtenir les données de la mémoire principale vers l'antémémoire.
Cycle de demande CCU acceptera la demande de lecture de diverses unités (ARM, IFU, LSO, ES) dans CLK1. Le demandeur revendiquera le signal de demande (lsu~req) et le signal de lecture/écriture (lsurw) au début de CLKî. A la fin de CLK1, CCU accordera l'une de ces demandes de lecture en sortant ccugrant~id[9:0]. Si ccu~grantid [9:6] correspond à unit~id du demandeur, la demande est accordée. Le demandeur doit verrouiller ccu~grant id[5:0] car c'est id de la transaction en association avec la demande.
Si la demande est accordée, le demandeur doit entraîner l'adresse (lsuadr[3 1:01) et autres informations de contrôle vers CCU, comme une opération cache~off (antémémoire~hors circuit) (lsu~ccu~off) et le type de donnée (lsu~vec~type[1:0], lsu~data~type[2:0]) dans CLK2.
Si ccu~rd~hold~2 n'est pas revendiqué à la fin de CLK2, la demande est totalement prise par CCU et les données demandées sont retournées un peu plus tard. Cependant, si ccu~rd~hold~2 est revendiqué, le demandeur doit continuer à entraîner les informations d'adresse et de contrôle comme si la demande accordée dans CLK1 était révoquée. Au cycle suivant, il n'est pas nécessaire d'effectuer de nouveau la même demande de lecture car toute l'information précédente grand~id est encore correcte. ccu-rd hold 2 restera constant dans CLK1 jusqu'à suppression de la revendication par CCU dans CLK2.
ccu~rd~hold~2 est un signal de temporisation critique.
On l'utilise pour informer le demandeur que CCU est occupée à traiter d'autres choses dans le cycle présent et que la demande accordée ne peut être traitée à ce moment.
Cycle d'étiquettes Si la demande est accordée et n'est pas révoqué CCU ne traitera aucune nouvelle demande de lecture mais retentera la comparaison d'étiquettes avortée.
Comme chaque ligne d'antémémoire (64B) contient deux vecteurs, le bit correct du vecteur accédant doit être correct afin d'obtenir une correspondance des étiquettes.
Pour une lecture de données à vecteur double (64B), les deux bits corrects doivent être corrects afin d'obtenir la correspondance des étiquettes. Une opération cc~off provoquera toujours une absence d'étiquette et la demande sera postée dans la file d'attente d'adresses.
Cycle de données C'est le cycle où CCU retourne les données au demandeur. Les données seront placées sur ccu dout[127:0] avec les 16B bas entraînés dans CLK1 et les 16B hauts entraînés dans CLK2. Pour la demande de donnée de 64B, un cycle additionnel est utilisé pour finir le transfert.
CCU entraînera toujours ccu dataid[9:0] un demi-cycle plus tôt (CLK2) pour informer le demandeur que les données seront retournées à CLK1 qui suit. Le demandeur doit toujours comparer ccu~data~id[9:0] pour la donnée bien retournée. De plus, une correspondance des étiquettes est toujours utilisée comme indication des données retournées.
S'il y a une absence d'étiquette dans le cycle d'étiquettes et que la file d'attente d'adresses n'est pas pleine, CCU commence une extraction de ligne d'antémémoire en postant l'adresse absente, l'information id et autre information de contrôle dans la file d'attente d'adresses à quatre entrées dans CLK1. Actuellement, chaque file d'attente d'adresses contient environ 69 bits d'information. Dans CLK2, le verrouillage d'adresse de mémoire sera chargé de façon que la demande de FBUS puisse être faite dans CLK1 suivant.