INPI-France/Brevets-Francais-2024-Chunked huggingface dataset:
Conformément à un aspect de l'invention, le commutateur de verrou est constitué par le verrou métallique 140 lui-même et par deux lames de contact de commutateur de verrou 200 et 202 qui sont notamment représentées en détails aux figures 11 et 12 et avec lesquelles le verrou métallique 140 coopère par l'intermédiaire de ses pattes inférieures 172 et 174, et plus particulièrement à intermédiaire des faces inférieures 188 et 190 de ses pattes inférieures 172 et 174. Chaque lame de contact de commutateur 200 et 202 comporte un corps allongé en forme de bande horizontale 204, 206 qui s'étend horizontalement sous la face inférieure 50 du socle 36 auxquelles elles sont fixées, de manière permanente, par des moyens d'accrochage constitués, pour chaque lame 220, 202, par une paire de trous 208, 210 et 212, 214 arrière et avant comportant chacun une patte d'accrochage 216, le diamètre des trous et la dimension des pattes d'accrochage 216 étant tels qu'ils permettent l'emboîtement des lames 200 et 202 sur le corps cylindrique des pieds 37 avec les faces supérieures des bandes 204 et 206 en appui verticalement vers le haut contre les parties en vis-à-vis de la face inférieure 50 du socle 36.
Au voisinage de son extrémité libre avant, chaque lame de contact de commutateur comporte une patte de contact 218, 220 qui s'étend transversalement vers l'extérieur et qui s'étend sensiblement horizontalement dans un plan décalé verticalement vers le haut par rapport au plan des bandes 204, 206. La face supérieure 222, 224 de chaque patte transversale de contact constitue la face conductrice de chaque lame de contact de commutateur 200, 202 aux sens de l'invention et elle comporte à cet effet un bossage de contact 226, 228 qui s'étend en saillie verticalement vers le haut et qui est destiné à coopérer avec la face inférieure correspondante 188,190 d'une patte 172,174 du verrou métallique 140.
À côté de chaque patte transversale de contact 218, 220, chaque lame de contact de commutateur comporte une patte de raccordement 230,232 qui s'étend longitudinalement vers l'avant et verticalement vers le bas de manière à être située longitudinalement au droit des pattes de raccordement 44 des contact de signaux et à la même altitude que ces dernières pour pouvoir être soudées sur des pistes en vis-à- vis, non représentées, de la plaque PCB.
Le positionnement longitudinal des pattes transversales de contact 218 et 220, et notamment des bossages 226 et 228, est telle que, lorsque le verrou 140 est en position arrière déverrouillée, elles sont décalées longitudinalement vers l'avant et qu'il n'y à alors aucun contact électrique entre le verrou 140, avec ses pattes 172 et 174, et les lames de contact de commutateur 200 et 202.
On décrira maintenant le fonctionnement du commutateur de verrou NO en référence aux figures 2 à 13.
En partant de la position illustrée aux figures 2 et 3, dans laquelle le verrou 140 est dans sa position arrière déverrouillée, et le couvercle 36 partiellement ouvert avec une carte C en position dans son logement dans le couvercle 36, l'utilisateur commence par fermer complètement le couvercle 36 pour la menée dans la position illustrée aux figures 4 et 5.
Comme cela a été expliqué précédemment, et du fait du positionnement longitudinal des pattes transversales de contact 218 et 220, il ne se produit aucun contact électrique entre ces composants, et le commutateur de verrou est toujours ouvert.
Pour verrouiller le couvercle 36 en position fermée, l'utilisateur déplace le verrou 140 longitudinalement d'arrière en avant pour atteindre la position verrouillée illustrée aux figures 6 à 10 dans laquelle les pattes inférieures 172 et 174 du verrou 140 sont en contact, par leurs faces inférieures 188 et 190 avec les bossages 226 et 228 des lames de contact de commutateur de verrou 200 et 202.
Du fait de ce contact électrique, le circuit de commutation est fermé électriquement, c'est-à-dire que les deux pistes conductrices de la plaque à circuit imprimé auxquelles sont raccordées les pattes de raccordement 230 et 232 sont reliés électriquement l'une à l'autre à travers le verrou métallique 140, 172, 174.
On obtient ainsi, de manière fiable, une détection déverrouillage du verrou 140 du couvercle 76 en position fermée et verrouillée sur le socle porte-contacts 36.
Une autre forme particulièrement avantageuse, utilisant ou non ce palier supérieur, est telle que la cuisson comprend: - une première montée à 600 Clh jusqu'à 900 C, - un palier intermédiaire d'1 heure à 900 C, - une seconde montée à 600 Clh jusqu'au palier supérieur, - le palier supérieur, - un refroidissement à 1 000 Clh jusqu'à 1 100 C, et - une trempe à l'air ou un refroidissement lent.
Dans une forme préférée de mise en ceuvre, le cru est obtenu au moyen d'un mélange de CaC03 et de phosphate de calcium. Le cru est alors avantageusement obtenu au moyen d'un mélange de CaC03 et de CaHP04. Ce mélange peut être notamment homogénéisé par voie humide.
L'invention porte aussi sur une composition cimentaire comprenant un clinker broyé selon l'invention et un liant hydraulique. Cette composition est avantageusement obtenue par mélange ou cobroyage.
Préférentiellement, le clinker et le liant hydraulique sont alors tels que la cinétique d'hydratation du clinker est plus rapide que la cinétique d'hydratation du liant hydraulique.
On constate, en effet, que les propriétés mécaniques du matériau formé sont considérablement améliorées lorsque cette caractéristique est vérifiée. Ceci s'explique par le fait que le micro- autorenfort produit par le clinker broyé est créé avant la prise induite par le liant hydraulique.
Avantageusement, la composition cimentaire de l'invention est utilisée pour réaliser des mortiers ou bétons.
Dans ce cas, la prise produite par le ciment a souvent lieu entre 2 et 3 heures à compter du début de l'hydratation. Le clinker de l'invention permet d'obtenir une cinétique d'hydratation plus rapide et d'obtenir ainsi des renforts particulièrement efficaces. L'invention s'applique aussi à un matériau renforcé obtenu à partir de l'hydratation d'une composition selon l'invention.
Elle porte également sur un procédé de fabrication d'un tel matériau renforcé, dans lequel: - on réalise un clinker broyé de phosphates de calcium selon l'invention, - on mélange ce clinker broyé à au moins un autre composant, de manière à former une composition selon l'invention, et - on hydrate cette composition.
L'invention sera mieux comprise et illustrée à l'aide de modes de réalisation et de mise en oeuvre particuliers nullement limitatifs, en référence aux figures annexées sur lesquelles: - la Figure 1 représente un histogramme donnant la minéralogie d'un clinker obtenu par_un procédé de fabrication selon l'invention, pour un palier supérieur de température d'une durée de 3 heures et en fonction de la température de ce palier; - la Figure 2 représente un histogramme de la minéralogie d'un clinker obtenu par un procédé de fabrication selon l'invention, avec un palier supérieur de température égal à 1 400 C et ayant une durée de 3 heures ou 15 heures ; - la Figure 3 montre la réactivité, sous forme du flux de chaleur (en mWlg) en fonction du temps (en minutes) lors d'une hydratation à 20 C, de C4P pur et de deux clinkers obtenus par le procédé de fabrication selon l'invention avec un palier supérieur de température de 3 heures et valant respectivement 1 300 C et 1 400 C, pour un broyage correspondant à d50 = 25 #tm ; - la Figure 4 et la Figure 5 sont des photos montrant respectivement un grain non hydraté et un grain hydraté d'un clinker selon l'invention.
Un clinker de phosphates de calcium est fabriqué, par exemple, de la manière suivante.
Dans une première étape, on effectue un mélange stoechiométrique vis-à-vis de C4P en CaC03 et CaHP04 homogénéisé par voie humide. Dans une deuxième étape, on sèche ce mélange à 90 C en étuve.
Dans une troisième étape, on effectue une cuisson en four à moufle dans un creuset de Pt. Cette troisième étape comprend les phases suivantes: - montée à 600 Clh jusqu'à 900 C, - palier d'1 h à 900 C, - montée à 600 Clh jusqu'à une valeur supérieure de température, - palier supérieur de température à la valeur supérieure de température; - refroidissement à 1 000 Clh jusqu'à 1 100 C et - trempe à l'air ou refroidissement lent.
La minéralogie du clinker ainsi obtenu dépend du niveau et de la durée du palier supérieur de température. Préférentiellement, le palier supérieur a un niveau compris entre 1 300 C et 1 500 C et une durée comprise entre 0 h 30 et 15 heures.
Les principaux constituants présents dans le clinker formé sont les suivants: C, HAp, aC3P, PC3P (ces deux derniers constituants sont des formes cristallographiques particulières du C3P) et C4P. Ces phases sont référencées respectivement 1 à 5 sur les Figures 1 et 2. Les réactions en cours pour un niveau du palier supérieur de température compris entre 1 200 et 1 500 C sont essentiellement les suivantes: aC2P+C -+ UC3P a.C3P+C C4P aC2P+2C -> C4P a.C3P+C+H -> HAp HAp -> 2aC3P+C4P HAp+2C --> 3C4P+H On a ainsi obtenu la minéralogie du clinker pour une durée de 3 heures et des niveaux de 1 200 C, 1 300 C, 1 400 C et 1 500 C du palier supérieur de température (Figure 1), le pourcentage en poids de chaque phase (axe 12) étant donné sous forme d'histogramme cumulé en fonction de la température en C (axe 11). Les barres d'histogramme correspondant aux températures 1 200, 1 300, 1 400 et 1 500 C sont respectivement référencées 41 à 44. La barre 44 ne constitue pas à proprement parler un clinker, mais un produit de référence contenant du C4P pur. On a également obtenu la minéralogie d'un clinker formé avec un niveau du palier supérieur de température égal à 1 400 C et une durée de ce palier égale à 15 heures. Les résultats apparaissent dans un histogramme donnant le pourcentage de chaque phase (axe 12) en fonction du temps (axe 13, en heures), et montrant la barre 45 correspondant à ces conditions de fabrication au côté de la barre 43 associée 'à un niveau de 1 400 C et à une durée de 3 heures du palier supérieur de température (Figure 2).
Pour obtenir le clinker désiré, on définit des conditions de cuisson permettant de produire en poids dans le clinker: - au moins 10 % de C4P, - au moins 5 % de HAp, et - entre 0,5 % et 5 % de C.
Dans les exemples représentés, ces conditions sont vérifiées par la barre 43 (palier supérieur de température de 1 400 C et de 3 heures) et (à une quantité négligeable près concernant le pourcentage de C4P) par la barre 42 (palier supérieur de température de 1 300 C et de 3 heures).
D'abord une observation importante s'impose : même les requêtes que nous avons indiquées auparavant comme "non contrôlées", c'est-à-dire les requêtes pour lesquelles le bit B foumi par le box scellé 12 correspond à 0. doivent être d'une façon ou d'une autre bloquées et rendues non niodifiables après le moment où ce bit B est reçu. Si ce n'était pas le cas, il serait en fait possible de réaliser un grand nombre de requêtes artificielles par le réseau local du serveur, avec l'adresse IP correcte de l'ordinateur qui les réalise, et de changer ensuite les requêtes pour lesquelles B=O à posteriori, "gonflant" à volonté le trafic reçu de l'extérieur.
Ce "bloc" d'informations concernant les requêtes au moment où le bit devient connu, petit être réalisé en deux modes particuliers de réalisation de l'appareil 10 selon l'invention, illustrés respectivement dans les figures 4 et 5. faisant l'objet respectivement de la revendication 4, ou des revendications de 5 à 8. De la même façon. la méthode de vérification et (Patithentification expliquée en référence à l'appareil de la Figure 4 est conforme à la revendication 11, tandis que la méthode de vérification et d'atithentification expliquée en référence à l'appareil de la Figure 5 est conforme aux revendications 12-14.
Comme décrit dans la revendication 4, le susdit dispositif dédié (12) comporte des moyens de calcul et de communication (Y), qui calculent et foLirnissent, de plus, comme réponse, au susdit serveur d'application (l 1) un code d*aLithentification Auth(D(Req . dans lequel D(Req) est la description (le la requête Req reçue par le susdit serveur d'application (11).
De cette façon, le box scellé 12 bloque le contenu informatif des requêtes pour lesquelles B=O, en fournissant en réponse au serveur contrôlé 11., outre le susdit bit B, un code d'authentification pour chaque requête reçue. Le code peut être un code d'authentification de message (message authentication code - MAC), calculé par exemple comme HMAC (voir le tra#,,-ail de Kra-vvezyk, Bellare and Canetti, 'HMAC : Keyed Hashing for Message Authentication", IETF-RFC 2104, 1997), ou bien, même si moins efficace, une signature digitale. Ces codes d'authentification devront être mémorisés par le Serveur contrôlé 11 et transmis en fin de période à un organisme préposé à l'authentification, qui pourra ainsi vérifier l'intégrité et l'exactitude des requêtes pour lesquelles B=O.
Par conséquent, la méthode d'authentification utilisée dans ce cas (Figure 4 et revendication 11) prévoit la communication, par le serveur contrôlé 11, à l'organisation d'authentification, des requêtes R reçues pendant la période, des codes d'authentification correspondants Auth(R)= 'Authffl(Req #ReqeRl reçus par le box scellé 12, et du sous-ensemble de requêtes RC pour lesquelles B=I. Pour ce sous-ensemble de requêtes RC, devront exister, auprès du serveur de contrôle 14, des connexions directes de la part des clients correspondants. Si un nombre élevé de ces connexions devait manquer, l'authentification pourrait être refusée. De la même façon elle serait refusée au cas où les requêtes R ne seraient pas authentiques par rapport aux codes Auth(R). L'authentification concernera, dans ce cas, l'ensemble des requêtes R.
Comme décrit dans les revendications 5 à 8, le susdit dispositif dédié (12) comporte des moyens de calcul (Z2) et de mémoire (ZI), qui calculent et mémorisent des informations I(R) obtenues des susdites descriptions des requêtes reçues par le susdit serveur d'application (11). à utiliser comme indiqué dans la revendication 12.
En particulier, comme indiqué dans la revendication 6, les susdites informations I(R) peuvent comprendre des statistiques calculées sur la base des descriptions de requêtes reçues par le susdit serveur d'application (1 l)# à utiliser comme indiqué dans la revendication 13.
En alternative, les susdits moyens de calcul (Z-1) et de mémoire (ZI) traitent et mémorisent à l'intérieur du box, des informations I(R) comprenants un code de hash calculé sur la base des descriptions de requêtes reçues par le susdit serveur d'application (11), comme indiqué dans la revendication 7, à utiliser comme indiqué dans la revendication 14.
Le susdit box comporte en outre des moyens (A) pour transmettre dans une forme authentifiée les susdites informations I(R) au susdit serveur de contrôle (14).
Moyennant la susdite disposition, le box scellé 12 ne fournit pas au serveur contrôlé 11 des codes d'authentification pour chaque requête. Dans le susdit box 12 sont calculées au contraire des informations I(R) sur la base des requêtes R reçues de temps à autre. Ces informations peuvent comprendre des statistiques d'accès au serveur, même sous forme d'une liste explicite de certaines requêtes reçues. Elles peuvent en outre comprendre des codes de hash ou le résultat d'un algorithme de compression, calculés sur la base des mêmes requêtes R.
La méthode d'authentification utilisée dans ce cas est illustrée en référence à l'appareil de la Figure 5 et fait l'objet des revendications de 12 à 14.
Les informations I(R), sont communiquées par le box 12, directement ou moyennant le serveur contrôlé 11, à la susdite organisation d'authentification. Celle-ci reçoit en outre, en fin de période, le sous- ensemble des requêtes RC pour lesquelles 13=1. Pour ce sous-ensemble de requêtes RC devront exister, auprès du serveur de contrôle, des connexions directes de la part client correspondants. Si un nombre élevé de ces connexions devait manquer, l'authentification pourrait être refusée. L'authenti f i cation concernera, dans ce cas, les informations citées I(R). Ceux qui gèrent le serveur de contrôle pourront, à ce moment, connecter les informations certifiées I(R) avec les requêtes R ou avec des statistiques concernant celles-ci, et en démontrer l'exactitude vis-à-vis de tiers. Si, en particulier, l(R) comprenait des statistiques d'accès, l'authentification de l(R) pourrait être montrée directement à ceux qui s'intéressent à l'exactitude (les statistiques mêmes. Si, au contraire. 1 est une fonction de hash, on aura la possibilité de montrer, à ceux qui sont intéressés à Vexactitude des requêtes R, le code certifié I(R) avec les mêmes requêtes R. Ces derniers pourront ensuite vérifier l'exactitude de R par rapport au code l(R). Dans ce cas il est souhaitable d'utiliser une fonction de hash à une voie qui soit résistante aux collisions (c'est-à-dire pour laquelle il ne soit pas possible de trouver de façon efficace RI et R-1 pour lesquels l(Rl)= l(R2 . Discussion sur les avantages des différentes formes de réalisation de l'invention.
Comme il résulte de ce qui précède, Vinvention fournit une solution efficiente au problème suivant : (A) engendrer une connexion à un serveur de contrôle pour certaines (rares) requêtes et (B) bloquer le contenu des autres requêtes, quand il résulte (avec B=O) que le contrôle ne sera pas réalisé. Aussi bien pour la partie (A) que pour la partie (B) du problème cité. la présente invention fournit deux formes différentes de réalisation de la solution.
En ce qui concerne le point (A) du problème cité, la première forme de réalisation de la solution correspond à la revendication 2 et elle est illustrée dans la Figure 2, alors que la deuxième forme de réalisation de la solution correspond à la revendication 3 et elle est illustrée dans la Figure 3.
En particulier, la première forme de réalisation de la solution utilise un concept de redirection, alors que la deuxième utilise l'insertion de plusieurs parties dans un document multimédia ou hypertextuel. La deuxième forme de réalisation de la solution, comme il apparaît évident sur les figures citées, est sans aucun doute plus simple. Cette simplicité la rend aussi plus forte, en évitant des interruptions de la connexion pendant le contrôle. Les deux formes de réalisation de la solution sont supportées par les Brov,-sers actuels. La deuxième forme de réalisation de la solution prévoie une palette plus ample de réalisations alternatives, qui peuvent garantir la faisabilité pendant une période de temps plus longue.
En ce qui concerne le point (B) du problème spécifié, la première t'ori-ne de réalisation de la solution consiste dans l'appareillage selon la revendication 4 et dans la méthode correspondante décrite dans la revendication 11, alors que la deuxième forme de réalisation de la solution consiste dans l'appareillage selon les revendications de 5 à 8 et la méthode relative décrite dans les revendications de 12 à 14. La première forme de réalisation de la solution produit une authentification explicite de toutes les requêtes R reçues pendant la période de référence. La deuxième forme de réalisation de la solution fournit une authentification indirecte, concernant des informations dérivées I(R). Toutefois, ces informations dérivées, au cas où 1 est une fonction de hash à une -voie et résistante aux collisions, -arantissent l'exactitude de l'ensemble total des requêtes R, comme dans le cas de la première forme de réalisation de la solution. L'avantage de la deuxième forme de réalisation de la solution est double. En premier lieu, il ii#est pas nécessaire de fournir, en fin de période, l'ensemble total R des requêtes reçues. Cela est important, étant donné que les serveurs qui peuvent être intéressées à l'authentification peuvent recevoir des dizaines de millions de requêtes par mois, et le simple transfert et contrôle de ces données peut entraîner des coûts opérationnels et de gestion très élevés. En deuxième lieu, suivant cette deuxième forme de réalisation de la solution, l'organisation d'authentification ne voit pas l'ensemble complet des requêtes, mais seulement un traitement I(R), qui dans le cas du code de liash ne fournit pas de contenu informatif sur les requêtes mêmes. Cela peut être important au cas où les requêtes comprenaient des informations considérées confidentielles ou évaluable en termes économiques. S'il n'existe pas de réserves de ce genre et si le trafic à contrôler est d'une petite étendue, même la première et la plus simple forme de réalisation de la solution peut être adéquate.
DISPOSITIF POUR CONTROLER DES AMORTISSEURS DE SUSPENSION DE VEHICULES A L'AIDE DE SUBSTITUTS VIRTUELS PLACES EN BIAIS La présente invention se rapporte au domaine des suspensions de véhicules, et plus particulièrement à un dispositif pour contrôler les coefficients d'amortissement des amortisseurs qui sont prévus entre la caisse d'un véhicule à quatre roues et les roues de ce véhicule, en proposant un système virtuel d'amortissement qui soit sensiblement équivalent au système d'amortissement constitué par les amortisseurs réels.
Dans l'art de la suspension des véhicules, on sait déjà contrôler de façon variable les coefficients d'amortissement des amortisseurs qui sont incorporés dans ces véhicules, de telle façon que l'on obtienne des performances de suspension plus favorables.
Par exemple, lorsque le coefficient d'amortissement d'un amortisseur disposé en parallèle avec un ressort de suspension supportant la caisse du véhicule en une partie correspondante de cette caisse sur une roue, est contrôlé de façon variable pour être sensiblement proportionnel au rapport des vitesses de débattement vertical de la partie correspondante de la caisse du véhicule et à la différence entre la vitesse de débattement vertical de la partie correspondante de la caisse du véhicule et la vitesse de débattement vertical de la roue, on peut imaginer l'amortisseur agissant entre la caisse du véhicule et une structure virtuelle fixe superposée ou en surplomb et qui est généralement dénommée "amortisseur à accrochage par le haut".
Si l'amortisseur pour la caisse du véhicule pouvait agir à l'encontre de la structure fixe superposée, la performance de stabilité de la caisse du véhicule serait bien entendu nettement améliorée car l'extrémité de l'amortisseur qui est opposée à la caisse du véhicule ne se déplacerait plus comme elle le fait actuellement en même temps que la roue à laquelle elle est attachée, c'est-à-dire le long de la surface de roulement dans la structure actuelle.
Par ailleurs, lorsque les véhicules à quatre roues prendraient un virage, ces véhicules deviendraient plus stables à l'encontre de la prise de virage si le centre de gravité de la caisse du véhicule pouvait être abaissé.
Compte tenu de ce qui précède, dans une demande de brevet précédente, dont le concept inventif a conduit à la présente invention, on a proposé de contrôler le coefficient d'amortissement des amortisseurs montés selon un agencement ordinaire entre chaque roue distincte et une partie correspondante de la caisse du véhicule sur un véhicule à quatre roues, en réalisant un système d'amortissement virtuel destiné à servir de substitut pour les amortisseurs réels, de telle façon que la force verticale