INPI-France/Brevets-Francais-2024-Chunked huggingface dataset:
La bêche (A) permet le montage autobloquant des blocs (3) et la stabilité du mur assemblé avec une rapidité exemplaire.
Elle contribue également à créer automatiquement le fruit du mur, c'est-à-dire l'inclinaison de stabilité (F) avec de faibles valeurs.
Lors du montage, la forme (B) permet de réaliser les formes concaves, convexes ou maintenir un alignement, selon le choix ou l'exigence du lieu de construction, et, après remplissage du vide (C) entre deux blocs par des matériaux drainant (4), assure la stabilité ainsi que le drainage permanent. Le vide (C), lors du montage, se trouve aligné au-dessus du vide précédemment cité et. idem après remplissage avec des matériaux drainant (4), ce qui assure la cohésion entre blocs (3) ainsi qu'une résistance supplémentaire accompagnant la bêche (A) pour la stabilité.
A la suite des matériaux drainant (4), le remplissage s'opére, si nécessaire avec les terres (5) de déblai des fouilles de fondations ou autres apports éventuels, qu'il est conseillé de compacter au fur et à mesure du montage et qui, de plus, permet de travailler à niveau et en toute sécurité, quelle que soit la hauteur, évitant ainsi tous échafaudages coûteux.
Suivant une hauteur supérieure à 3,00 m et l'étude simplifiée au préalable, des tirants en béton armé (6) seront mis en place, intégrés dans les matériaux drainant (4) et les terres compactées (5).
Leurs liaisons sont assurés au travers de la bêche (A) des blocs (3) et clavetés par du béton dans les vides (C). Des blocs (7) sont réalisés en réservation à cet effet.
En final de mur, toutes solutions de finitions peuvent s'appliquer, comme par exemple (selon notre dessin), la réalisation d'un dallage (8) permettant le raccordement d'une chaussée avec glissières de sécurité routière, ou bien un engazonnement, etc...
Application générale - tous travaux de soutènement, de protection publique ou privée, etc... - tous aménagements d'urbanisme et de recherche architecturale.
Toutes sujétions non explicitées précédemment ou autres améliorations restent du domaine de l'invention.
La présente invention concerne des panneaux préfabriqués pour des constructions à colombages et leur proce de mise en oeuvre.
Dans certaines régions françaises notamment en Alsace, Normandie et dans les Landes, des maisons à colombages sont traditionnellement réalisées.
La construction débute général par le montage sur le chantier d'ossatures en bois puis par remplissage des vides laissés entre les pièces d'ossature à l'aide de torchis, employés dans les maisons anciennes, constitué d'argile malaxée, de paille, de foin, de résidus du bois.
De nos jours le remplissage est effectué à l'aide de briques suivi d'un enduit extérieur et d'un doublage intérieur avec interposition de panneaux isolants.
Ce type de construction fait appel à des techniques artisanales délicates, longues et onéreuses De sorte que leur3 réalisations ont été, petà à petit, abandonnées au profit de réalisations industrielles mettant en oeuvre de nouveaux matériaux plus performants d'utilisation plus aisée.
Tout en respectant l'aspect esthétique de ces maisons à colombages, ce type de construction s'est révélé particulièrement bien adapté à une préfabrication en atelier notamment des panneaux de remplissage. C'est ainsi que de nombreuses innovations ayant trait à la construction à colombages ont de ce fait vu le jour. Sans être exhaustif on peut citer comme faisant partie de l'art antérieur les documents ci-dessous.
Notre fonction de coût pour une telle paire de symboles est choisie comme étant C (s,t) = 1 s - t 1 + 1 s* - t* où étant donné (d,, e,) et (dJ, eJ), s* et t* dépendent seulement de s et de t.
En pratique, nous construirons une matrice (R -1)2 x RM que nous appellerons F . Les (R -1)2 lignes de F seront indicées par les (R -1)2 paires (d,d'), dont les éléments d et d' satisfont : 1 # d, d' # R -1 alors que les RM colonnes de F seront indicées par les RM entiers s = 1, RM.
En position ((d,d') #), l'élément de F sera la valeur minimale de C (s,t) pour tous les s et t sous la condition que les entrelaceurs utilisés sont (d, e) et (d', e') et que #=e'-e.
Nous pouvons donc interpréter les éléments de F comme étant les plus petits (c'est-à-dire les moins favorables) effets de dissémination sur une paire de symboles de a(x) chacun d'eux étant dans une colonne différente de A et ce sous la condition que la colonne du premier de ces symboles est entrelacée par (d, e), que la colonne du second de ces symboles est entrelacée par (d', e') et que s = e' - e soit fixé.
Un programme MATLAB appelé DISTM.M a été écrit pour construire cette matrice F. Il est donné en appendice dans le cas particulier où R = 13 et M = 9.
5. Méthode permettant d'obtenir de bons turbocodes Ayant spécifié un bon entrelaceur verrou h de type R x M nous allons maintenant choisir de bons M-uples d et e de façon à ce que le turbocode correspondant soit bon.
Voici l'idée générale de cette sélection.
Nous choisissons d et e de façon à ce que pour tout i, j, 0 # i # j # m-1, l'élément en position ((d,, dJ), e, - e, ) de F soit raisonnablement grand. Avec l'interprétation de F donnée ci-dessus, ceci signifie que toute paire de symboles d'information sera disséminée avec une efficacité raisonnable.
Ce qui rend le problème d'optimisation correspondant quelque peu difficile est que étant donné par exemple les deux premières composantes do et d1 de d et les deux premières composantes eo et e1 de e, qui sont choisies de façon efficace, les troisièmes composantes d2 et e2 de d et e devront être efficaces simultanément par rapport à (do,eo) et (d1,e1).
Pour faire une recherche systématique, nous choisissons une valeur appelée mini et nous acceptons l'entrelaceur défini par (d,e) si, pour toutes les
paires de paires (d;,e,) et (d,e) avec zig i:g j: m-1, l'élément de F en position ((d1, dj), e, - ei) est > mini.
En pratique, étant donné h , nous choisissons d'abord (do,eo) = (1, 0).
Ensuite, nous essayons de trouver une certaine paire (d1, e1) telle que, en position ((d0, d1), e1- eo) l'élément de F soit > mini.
S'il n'y a pas de tel élément, cela veut dire que mini n'est pas réalisable. Si nous trouvons une telle paire (d1,e1), nous cherchons alors une paire (d2, e2) telle que en position ((do, d2), e2 - eo) et ((ci, d2), e2 - el), l'élément de F soit > mini. Nous continuons l'algorithme dans le même esprit en essayant de trouver (d,,ei) pour i =3,4, 5 et 6.
Nous pouvons raffiner cette recherche en prenant différentes valeurs de mini qui doivent être satisfaites pour différentes paires (i, j). En particulier, nous pouvons choisir la même valeur de mini pour toutes les paires (i, j) pour lesquelles j - i a une valeur fixée. Puisque pour m = 7 et i < j, il y a 6 valeurs différentes de j - i, nous pouvons choisir 6 paramètres mini (1), ..., mini (6) et modifier la recherche systématique de façon appropriée.
Chaque fois qu'une vérification est à faire, nous utiliserons le paramètre mini(j-i) qui convient aux valeurs spécifiées de i et de j. Un programme MATLAB appelé SELEC. M a été écrit pour exécuter cette recherche et il est donné en Appendice.
A l'étape ET31, l'unité de raccordement UR appelle le serveur dédié SE qui enchaîne un dialogue avec publiphone PU pour proposer à l'usager de coopérer au procédé de versement de don avec mémorisation préalable de l'indicateur IV.
message vocal du serveur SE transmet au publiphone, en réponse à l'appel par l'unité UR, un message d'invitation à participer aux versements au publiphone PU à l'étape ET32 tel que "Voulez-vous participez aux versements aux bonnes oeuvres BO ?".
la réponse de l'usager est négative à l'étape suivante ET33, par exemple en appuyant sur une touche quelconque du clavier du publiphone autre que la touche de validation TV ou en ne sollicitant aucune touche pendant une temporisation prédéterminée, le serveur est déconnecté de l'unité UR à l'étape ET3 , et communication peut être établie normalement selon l'étape ET21.
Si la réponse de l'usager est positive appuyant sur la touche de validation TV à l'étape ET33, le serveur SE envoie une requête "A quelles bonnes oeuvres ?" au publiphone à l'étape ET35 afin d'y associer des touches prédéterminées respectivement à des bonnes oeuvres, par exemple affichage d'un tableau à l'écran du publiphone. Puis après sélection d'une bonne oeuvre BO par l'usager et transmission de l'identité de la bonne oeuvre sélectionnée BO depuis le terminal TE vers le serveur SE, le serveur envoie un message vocal "Avec quels décrément DE et nombre d'unités NBO à verser cycliquement ?" au publiphone à l'étape ET36. En variante, le serveur propose lui-même vocalement et/ou dans un tableau affiché plusieurs nombre d'unités NBO et plusieurs décréments DE, par exemple NBO = 1 ou 2 unités à verser toutes les DE = 10 ou 25 unités. Les paramètres et NBO sont sélectionnés par l'usager au moyen de touches prédéterminées indiquées par affichage ou par message vocal à l'étape ET37. Puis à l'etape ET38, les paramètres sélectionnés DE et NBO sont enregistrés dans la carte CA et transmis par la carte à l'unité UR pour les mémoriser. L'indicateur versement IV est également enregistré dans la zone de mémoire réservée de la carte. L'unité UR se déconnecte ensuite du serveur SE à l'étape ET39. Le procède de versement est poursuivi à l'étape ET4 pour une communication téléphonique avec un versement cyclique de NBO unités toutes les DE unités consommées.
Lors de la prochaine utilisation de la carte CA, les paramètres DE et NBO avec le solde SO sont lus dans la carte CA par l'unité UR comme indiqué entre parenthèses à l'étape ETO (figure 5), et le procédé passe alors directement de l'étape ETO à l'étape ET4 puisque l'unité UR détecte l'indicateur de versement IV dans la carte. Pour la deuxième réalisation par versement cyclique au moyen d'une carte prépayée sans micro circuit, l'indicateur de versement IV est enregistré dans le serveur SE en association avec le numéro d'identification IC de la carte et le solde SO est lu dans le serveur - soit préalablement, avant la mise en vente de la carte appartenant à une série particulière, lors de l'enregistrement de toutes les caractéristiques "personnelles" relatives à la carte dans le serveur, - soit lors de la première utilisation de la carte à l'étape ET3 (figure 6) en vue de l'établissement d'une première communication payée par le crédit CR de la carte, le serveur demandant (étape E32) à l'usager de procéder (étape ET33; oui) ou non à des versements de 'dons. Les paramètres sélectionnés par l'usager aux étapes ET35 et ET37 sont seulement enregistrés dans le serveur SE. L'indicateur de versement IV associé au numéro IC en mémoire dans le serveur SE signale que l'usager de la carte est disposé à accepter des versements de dons.
Après l'identification de la carte CA dans le serveur SE à l'étape ETO, le serveur à la place de l'unité UR teste la valeur contenue dans la zone de mémoire réservée à l'indicateur versement IV dans le serveur à l'étape ET1. Si celui-ci est présent, alors les étapes de cycle ET4 à ET11 sont exécutées dans le serveur SE relativement variables SO, SOM et ABO, l'accumulateur ABO pouvant constituer directement le contenu du compteur CBO dans le serveur. Bien que l'invention ait éte décrite en détail ci-dessus pour des communications téléphoniques, le fournisseur de service peut etre autre qu'un opérateur téléphonique, tel qu' centrale d'achat de produits ou de services autres que des communications téléphoniques, exemple pour commander des produits bon marché de première nécessité, établir une liste de chevaux pour une course de chevaux remplir une grille de jeu telle que grille de loto etc. Une unité peut être une unité monétaire, ou bien toute autre unité prédéterminée par exemple entre le joueur et l'entreprise organisant le jeu.
PROCEDE DE LECTURE D'ETIQUETTES ELECTRONIQUES PAR IDENTIFICATION SIMULTANEE DE LEUR CODE DESCRIPTION Domaine de l'invention L'invention concerne un procédé identification simultanée des codes dl' identification étiquettes électroniques situées dans le champ électromagnétique d'un dispositif interrogateur. L'invention concerne également un système destiné à mettre en #uvre ce procédé.
L'invention s'applique, manière générale, à toute transaction entre système interrogateur et des systèmes répondeurs (appelés plus simplement étiquettes ), dont on ne connaît, a priori, ni le nombre, ni les codes d'identification. En particulier, l'invention trouve des applications dans le domaine de la reconnaissance d'individus porteurs de badges, ou de surveillance médicale d'individus porteurs d'implants, ou dans le domaine de la comptabilisation et du contrôle d'objets porteurs d'étiquettes, tel que des bagages dans un aéroport, ou des produits dans une chaîne de production ou encore pour la gestion des stocks de marchandises. L'invention peut s'appliquer, plus particulièrement, à l'inventaire continu du contenu d'un caddie de supermarché, dans lequel l'acheteur peut déposer ou retirer, à tout moment, un ou plusieurs produits. Etat de la technique De nombreux systèmes et procédés d'identification d'objets porteurs d'étiquettes sont actuellement connus de l'homme de l'art. La plupart d'entre eux s'appliquent à une lecture multiple d'étiquettes, appelée lecture multiétiquette La plupart de ces procédés de lecture multiétiquette propose une réémission du code de l'étiquette, après un temps aléatoire propre chaque étiquette, lorsqu'il y a détection de collision de messages émis simultanément par les étiquettes.
D'autres procédés consistent à laisser une tranche de temps particulière pour la réponse d'une étiquette. Chaque tranche de temps est déterminée de manière univoque par le code d'identification de chaque étiquette. Toutefois, ces procédés n'optimisent pas le temps de transaction entre le système interrogateur et l'ensemble des étiquettes. De plus, le temps mis par un tel procédé pour lire la totalité des étiquettes peut pas être déterministe, puisqu'il peut être basé sur tirages de nombres aléatoires, en supplément de aléa du nombre d'étiquettes présentes.
I1 existe, par ailleurs, des procédés qui proposent une lecture systématique et déterministe des codes d'identification des étiquettes. L'un de ces procédés est décrit notamment dans la demande de brevet FR-A-2 677 135. Cette demande de brevet explique comment les étiquettes, présentes dans le champ d'interrogation du dispositif interrogateur, sont amenées, par le dispositif interrogateur, à fournir successivement chaque bit de leur code d'identification, jusqu'à ce que celui-ci soit entièrement identifié. Pour cela, les étiquettes répondent à un signal de commande du dispositif interrogateur : lorsqu'une étiquette détecte que le code en cours d'identification est différent du sien, elle s'inhibe momentanément, c'est-à-dire qu'elle devient muette, de sorte que le cycle d'identification continu avec les autres étiquettes, jusqu'à ce qu'il ne reste plus qu'une seule étiquette non inhibée. Le code de cette étiquette est alors identifié. En fin de cycle d'identification, sur une seule commande du dispositif interrogateur, l'étiquette identifiée s'inhibe définitivement, les autres étiquettes lèvent leur inhibition momentanée. La procédure d'identification est ensuite réinitialisée pour identifier une autre étiquette Ces opérations sont répétées jusqu'à ce que toutes les étiquettes aient été identifiées séparément. Cependant, ce procédé ne peut s'appliquer qu'à un ensemble statique d'étiquettes, qui ne peuvent être lues qu'une seule fois. I1 ne peut donc pas être appliqué à un ensemble dynamique d'étiquettes, c'est-à-dire à des étiquettes pouvant entrer et sortir de façon aléatoire du champ électromagnétique émis par un dispositif interrogateur (comme c'est le cas dans l'application d'un caddie de supermarché).
I1 existe, par ailleurs, des procédés qui cherchent à améliorer la technique décrite précédemment, en diminuant le temps d'acquisition des codes. L'un de ces procédés propose d'économiser le nombre des messages échangés entre le dispositif interrogateur et les étiquettes en parcourant une arborescence de recherche. Ce procédé est décrit dans la demande de brevet FR-A-2 776 094. Dans ce cas, détection des codes d'identification des étiquettes fait successivement, les unes à la suite des autres.
Ni ce procédé, ni aucun des autres procédes connus jusqu'à maintenant ne permet d'identifier, façon simultanée, les codes d'identification étiquettes présentes dans le champ électromagnétique d' dispositif interrogateur. Or, une détection simultanée des codes d'identification permettrait d'optimiser le taux d'acquisition de ces codes.
Exposé de l'invention L'invention a justement pour but remedier aux inconvénients des techniques décrites precédemment. A cette fin, elle propose un procédé d'identification simultanée des codes d'identification d' ensemble d'étiquettes, dans lequel les codes de toutes les étiquettes situées dans le champ électromagnétique de l'interrogateur sont lues simultanément, sans que les étiquettes aient besoin s'inhiber. Ainsi, à chaque instant, le dispositif interrogateur a la même quantité d'informations chaque étiquette.
De façon plus précise, l'invention concerne un procédé de lecture d'un ensemble d'étiquettes électroniques comprenant chacune un code d'identification distinct de N bits et situées dans le champ électromagnétique d'un dispositif interrogateur ; ce procédé se caractérise par le fait qu'il consiste à identifier, simultanément, les codes de toutes les étiquettes présentes dans le champ électromagnétique, déterminant, rang de bits par rang de bits les N bits des codes d'identification.
Avantageusement, ce procédé consiste - à interroger, à chaque rang de bits k, toutes les étiquettes suivant une liste codes hypothétique contenant tous les codes possibles pour le rang de bits k, ces codes possibles étant établis à partir des bits déterminés lors des interrogations de rangs inférieurs à k, ainsi que des deux possibilités valeur de bits pour le rang k ; et - à établir, après chaque interrogation, liste réelle établie pour toutes les étiquettes ayant répondu à l'interrogation.
Selon le mode de réalisation préféré de invention, la liste réelle comporte, pour chaque étiquette, les bits des codes déterminés, lors des interrogations de rangs inférieurs à k, ainsi qu'un numéro d'ordre attribué à chaque étiquette.
La figure 5A montre l'arbre construit partant du bit de plus fort poids, à savoir B3, puis en décomposant le code jusqu'au bit de plus faible poids, à savoir Bo. Sur cette figure, on a représenté en pointillé toutes les valeurs binaires possibles et en trait plein, les chemins suivis sur l'arbre pour déterminer le code d'identification de ces quatre étiquettes El à E4.
Sur la figure 5C, on a représenté le même arbre binaire, sur lequel on a montré l'évolution de codes d'identification.
Ainsi, on a déterminé, lors de l'interrogation du premier rang de bits, les codes Oxxx et lxxx, où bien sûr xxx sont les bits non encore identifiés. Au second rang de bits, c'est-à-dire au rang bits B2, on a identifié le code OOxx, Olxx 1 troisième rang de bits, c'est-à-dire au rang bits Bl, le procédé a identifié les codes 00 10x, 011x et 101x. Au quatrième rang de bits 'est-à-dire le dernier rang de bits pour l'exemple donné sur ces figures 5, les codes identifiés sont 0010, qui correspond à l'étiquette E1, 0101, correspond à l'étiquette E4, 0110, qui correspond l'étiquette E2 et 1010, qui correspond à l'étiquette E3.
Sur la figure 5B, on a représente l'évolution des numéros d'ordre pendant la recherche arborescente. Pour mieux comprendre cette évolution, a noté, par un chiffre normal, le numéro d'ordre attribué de façon hypothétique, à chaque code possible, c'est-à-dire attribué lors de l'étape 20 d'expansion des codes et par des chiffres entourés d'un cercle, les numéros ordre réels, qui seront réellement attribués à chaque étiquette, après l'appel effectué par l'interrogateur (étape 21). On voit ainsi que pour le premier rang de bits, à savoir le bit B3, il y a, comme on l'a expliqué, forcément deux possibilités, donc aucune ambiguïté sur les numéros d'ordre. Au second rang de bits, à savoir le bit B2, l'interrogateur attribue, à chaque possibilité de nouveaux codes (selon une liste hypothétique), un numéro d'ordre : 0, 1, 2 et 3. Or, s'avère, lors de la détection des bits (voir sur figures 5A et 5C) qu'aucune etiquette ne correspond au numéro d'ordre 3. Donc, le procédé met à jour les numéros d'ordre des étiquettes, présentes réellement. Ces numéros d'ordre sont donc 0, 1 et 2, pour les parties de codes détectés au deuxième rang de bits. Pour le troisième rang des bits, à savoir B1, le procédé attribue de façon hypothétique, les numéros d'ordre 0 à 5. Lors de l'appel des étiquettes, les numéros d'ordre sont remis à jour 0 à 3, puisqu'aucune étiquette ne correspondait numéros d'ordre hypothétiques 0 et 4. De même pour le quatrième rang de bits, on voit que les numéros d'ordre réels, attribués aux étiquettes, sont 0 pour l'étiquette El, 1 pour l'étiquette E4, 2 pour l'étiquette E2, et trois pour l'étiquette E3. Selon un mode de réalisation de l'invention, l'appel des numéros d'ordre n'est pas effectue systématiquement ; il peut être déclenché uniquement lorsqu'il y a un risque de débordement, soit de la taille des numéros d'ordre qui peut être limitée, du fait même de l'électronique mis en #uvre dans l'étiquette, soit de la liste hypothétique des codes d'identification qui est gérée par l'interrogateur.
Le procédé de l'invention, qui vient d'être décrit, est mis en #uvre par un système comportant, d'une part, un dispositif interrogateur et, autre part, ensemble d'étiquettes.
Sur la figure 6, on a représenté un exemple d'architecture d'une de ces étiquettes. Cette étiquette comporte des moyens électromagnétiques de transmission 6, ainsi que des moyens électroniques de modulation 1 et de démodulation 2, qui lui permettent de communiquer des informations binaires vers le dispositif interrogateur, ou bien de recevoir des informations binaires de ce dispositif interrogateur. Chaque étiquette comporte, de plus, des moyens électroniques 4 de récupération d'énergie, ainsi que des moyens 3 d'extraction d'horloge, ces moyens 3 et 4 étant nécessaires, puisque l'étiquette est passive Ces moyens 1, 2, 3, 4 et 6 sont déjà décrits dans la demande de brevet FR-A-2 677 135 ; ils ne seront donc pas décrits de façon plus détaillée dans la presente demande.
Chaque étiquette comporte, par ailleurs, des moyens électroniques 5, appelés séquenceur , qui permettent de séquencer une suite d'actions à entreprendre en fonction des messages reçus du dispositif interrogateur, ainsi que des moyens de stockage temporaires ou permanents d'informations, référencés 9a et 9b. Ces moyens de mémorisation comportent, d'une part, une mémoire, référencee 9a, destinée à contenir le code d'identification, une mémoire de stockage, référencée 9b, qui est destinée à stocker des informations liées à l'application au domaine d'application.
Cette étiquette comporte, de plus, une logique de gestion de numéros d'ordre, référencée 7, et dont le role est - dans une phase de collision des bits, de calculer le numéro d'ordre hypothétique selon la formule de l'expansion du code, à savoir n -> 2 x + valeur du bit du rang courant de l'étiquette : et - pendant la phase d'appel, de décrémenter de 1 le numéro d'ordre, si une étiquette, de numéro d'ordre inférieur, est détectée comme inexistante.
Chaque étiquette comporte aussi un registre de numéro d'ordre, référencé 8, dont le rôle est de stocker valeur du numéro d'ordre pendant la phase d'appel. logique de numéros d'ordre 7 et le registre des numéros d'ordre 8 sont reliés directement l'un à l'autre.