INPI-France/Brevets-Francais-2024-Chunked huggingface dataset:
Compte tenu de ce qui précède, il est connu que pour des raisons de sécurité vis-à-vis du choc arrière, que le freinage automatique d’urgence présente une limite d’activation conditionnée par une vitesse longitudinale maximum du véhicule ego, par exemple une limite d’activation en vitesse absolue fixée par exemple à 80 km/h maximum du véhicule ego, cette solution limite donc considérablement la disponibilité du freinage automatique d’urgence quand le véhicule ego circule à vitesse élevée. De manière alternative, pour résoudre cette problématique, le document DE102010029223 s’intéresse à l’interruption ou à la réduction du freinage automatique d’urgence lorsque la vitesse de collision entre le véhicule ego et un véhicule suiveur dépasse un certain seuil, mais cette solution rencontre le même écueil que la précédente, et en cas de réduction de la force de freinage l’inconvénient associée réside notamment en un risque sécuritaire. De manière alternative, le document US2016221549 propose une unité de contrôle électronique qui va notamment moduler la force de freinage du véhicule en fonction de la distance et de la vitesse relative entre le véhicule et une cible, mais cette solution est complexe et implique un risque en termes de sécurité et de robustesse en ce qu’elle repose sur des informations externes issues de capteurs qui peuvent être source de risque quant à leur fiabilité.
Un des buts de l'invention est de remédier à au moins une partie des inconvénients de la technique antérieure en fournissant un procédé de commande de force de freinage qui permette d’améliorer la disponibilité de freinage automatique d’urgence intense lors des cas de circulation à haute vitesse (autoroute, routes nationales…) tout en garantissant la sécurité du véhicule ego et d’un éventuel véhicule suiveur de manière à ce que son conducteur ne soit pas surpris par un freinage automatique d’urgence du véhicule ego.
À cette fin, l'invention propose un procédé de commande de freinage automatique d’urgence d’un véhicule automobile ego comportant les étapes suivantes : - initialisation d’un niveau d’une réserve de freinage à une valeur prédéterminée, - initialisation à une valeur de temps prédéterminée d’un compteur de temps, - réception d’une requête de freinage automatique d’urgence, - activation d’un freinage automatique d’urgence, - consommation de la réserve de freinage et décrémentation du niveau de la réserve de freinage tant que ledit freinage automatique d’urgence est actif, - désactivation du freinage automatique d’urgence dès que la réception de la requête est interrompue ou que le niveau de la réserve de freinage est nul, - incrémentation d’un compteur de temps dès la désactivation du freinage automatique d'urgence et tant qu’aucun nouveau freinage automatique d’urgence n’est activé, - remise à la valeur de temps prédéterminée dudit compteur de temps dès qu’un seuil de temps prédéterminé est atteint par le compteur de temps ou dès qu’un nouveau freinage automatique d’urgence est activé avant l’atteinte dudit seuil de temps, - réinitialisation de la réserve de freinage à la valeur prédéterminée dès que le compteur de temps dépasse le seuil de temps.
La présente invention permet à la fois d’assurer une première fonction de sécurité permettant de couper l’excitation de l’enroulement du rotor en cas de surtension de la tension d’alimentation du réseau de bord tout en limitant la consommation électrique du module de sécurité additionnel. En effet, le module de commande du module de sécurité peut être mis en veille par l’unité de veille ce qui permet d’éviter une consommation électrique du module de sécurité dans les phases où le module de régulation n’est pas actif. Autrement dit, lorsque le signal d’excitation transmis par le module de régulation à l’enroulement du rotor est nul. Cet agencement de l’unité de veille connectée directement au module de régulation pour permettre la détection du signal de régulation permet de limiter la complexification du module de sécurité en évitant le besoin d’une connexion au système de communication tel que le LIN ou le CAN du véhicule. Le changement de mode du module de commande du module de sécurité est ainsi totalement indépendant du dispositif de contrôle moteur du véhicule et peut être opérationnelle notamment pendant les phases de roulage du véhicule.
Selon une réalisation, l’unité de veille est agencée pour surveiller l’état du signal de commutation transmis au premier composant électronique de commutation du module de régulation. L’utilisation du signal de commutation comme source de détection est une manière simple et fiable de détecter une activité ou non du module de régulation permettant de déterminer le mode dans lequel doit se trouver le module de commande du module de sécurité.
Selon une réalisation, l’unité de veille est agencée pour faire basculer le module de commande du mode de repos au mode actif lorsqu’un signal de commutation mettant le premier composant électronique de commutation à l’état passant est détecté. Cela permet d’activer les fonctions du module de sécurité uniquement lorsque le module de régulation fonctionne et est susceptible d’engendrer une défaillance.
Selon une réalisation, l’unité de veille est agencée pour faire basculer le module de commande du mode de repos au mode actif lorsque le premier composant électronique de commutation reçoit un signal de commutation pendant une première durée. Cela permet d’éviter d’éventuelle perturbation transitoire rapide pouvant activer le module de commande alors que le module de régulation ne fonctionne pas encore.
Selon une réalisation, l’unité de veille est agencée pour faire basculer le module de commande du mode actif au mode de repos lorsqu’un signal de commutation mettant le premier composant électronique de commutation à l’état bloqué est détecté pendant une deuxième durée. Cela permet d’éviter d’éventuelle perturbation transitoire rapide pouvant désactiver le module de commande alors que le module de régulation fonctionne encore par exemple en cas de en cas de délestage de charge pouvant causer une coupure un peu longue du signal de commutation.
Selon une réalisation, l’unité de veille transmet un signal de changement de mode au module de commande, ledit signal étant un signal binaire.
Selon une réalisation, l’unité de veille est alimentée électriquement en continue.
Selon une réalisation, lorsque le module de commande est dans le mode de repos, ledit module n’est plus alimenté électriquement.
Selon une réalisation, l’unité de veille est destinée à être, en outre, connectée électriquement à un système de communication entre la machine électrique tournante et un dispositif de contrôle moteur du véhicule pour faire basculer le module de commande dans un mode actif ou dans un mode de repos. Cela permet de créer une redondance de sécurité permettant d’activer le module de commande du module de sécurité même en cas de défaillance de la connexion entre l’unité de veille et le module de régulation.
Selon une réalisation, le module de régulation est distinct du module de sécurité. Le fait d’avoir deux modules indépendants pouvant fournir un courant d’excitation permet d’améliorer la sécurité du régulateur en créant une redondance.
Selon une réalisation, le module de sécurité est un circuit intégré, notamment de type ASIC. Par exemple, chacun des modules est réalisé sous la forme d’un circuit intégré indépendant tel qu’un ASIC. Le régulateur comporte alors un ASIC de régulation et un ASIC de sécurité.
Selon une réalisation, le signal de commande transmis au deuxième composant électronique est un signal en forme de créneaux, notamment de type modulé en largeur d'impulsion.
Selon une réalisation, le signal de régulation transmis au premier composant électronique est un signal en forme de créneaux, notamment de type modulé en largeur d'impulsion.
Selon une réalisation, le deuxième composant électronique est un transistor, notamment de type MOSFET.
Selon une réalisation, le premier composant électronique est un transistor, notamment de type MOSFET.
La présente invention a également pour objet une machine électrique tournante comprenant un stator comprenant un enroulement électrique polyphasé, un rotor comprenant un enroulement électrique parcouru par un courant d’excitation, un redresseur comprenant plusieurs bras de commutation montés en parallèle pour redresser la tension alternative polyphasée induite dans l’enroulement électrique du stator reçu en entrée du redresseur en une tension d’alimentation continue en sortie et un régulateur tel que précédemment décrit.
En outre, le procédé de cryptage comprend une étape de création d'une signature, S, pour le message chiffré C, ainsi que le calcul de la signature, S, selon H(S n -1 ), où S n -1 est la nième valeur dans une séquence calculée selon S i+1 = S i ^ E i+1 , où 0 ≤ i 0 est E 0 .
Également, le procédé de cryptage comprend l'attachement de la signature, S, au message crypté C, pour former un message crypté signé, T.
Avantageusement, la fonction de hachage, H, a un niveau de sécurité quantique de plus de 150 bits en ce qui concerne son inversion.
Selon une caractéristique, la fonction de hachage, H, est une fonction de hachage de Keccak.
Selon une autre caractéristique, la longueur de bits choisie est de 512 bits.
Dans le cadre de la présente demande, il est expressément prévu que les divers aspects, modes de réalisation, exemples et variantes exposés dans les paragraphes précédents, dans les revendications et/ou dans la description et les dessins qui suivent, et en particulier les caractéristiques individuelles de ceux-ci, peuvent être pris indépendamment ou en combinaison. C'est-à-dire que tous les modes de réalisation et/ou les caractéristiques de tout mode de réalisation peuvent être combinés de n'importe quelle manière et/ou combinaison, à moins que ces caractéristiques ne soient incompatibles. Le demandeur se réserve le droit de modifier toute revendication déposée à l'origine ou de déposer toute nouvelle revendication en conséquence, y compris le droit de modifier toute revendication déposée à l'origine pour dépendre de et/ou incorporer toute caractéristique de toute autre revendication bien qu'elle n'ait pas été revendiquée à l'origine de cette manière.
BRÈVE DESCRIPTION DES FIGURES Des modes de réalisation de l'invention sont décrits ci-après en référence aux dessins annexés, dans lesquels : est - à gauche - organigramme d'une méthode de génération d'un nombre pseudo-aléatoire et – à droite - un organigramme d'un procédé de génération d'une séquence de nombres pseudo-aléatoires ; est – à gauche - un organigramme d'une autre méthode de génération d'un nombre pseudo-aléatoire et – à droite - un organigramme d'une autre méthode de génération d'une séquence de nombres pseudo-aléatoires ; est un organigramme d'un autre procédé de génération d'un nombre pseudo-aléatoire ; est un organigramme d'un procédé de chiffrement d'un message ; est un autre organigramme du procédé de chiffrement d'un message ; est un organigramme d'un procédé de calcul d'une signature pour un message ; (a) et (b) sont des schémas de principe de messages chiffrés ; est un schéma fonctionnel d'un dispositif informatique.
description détaillée Les processus des modes de réalisation de l’invention reposent sur l’utilisation d’une fonction de hachage H. Si I est l’intervalle [0, 2 L -1] des nombres naturels, de cardinal 2 L , une fonction de hachage de longueur L bits est une fonction de I dans I telle que la probabilité pour tout X que H(X) soit égal à une valeur donnée Y est égale à 1 / 2 L . Si la seule méthode connue pour inverser la fonction de hachage est de parcourir la liste des 2 L valeurs de I, la fonction de hachage est dite à sens unique et le niveau de sécurité de l’inversion est égal à L bits pour un ordinateur classique déterministe. Si une valeur C de I satisfait à C = H(C), C est une valeur de collision de H. Si n c est le nombre de valeur de collisions dans I, la qualité de la fonction de hachage se mesure au fait que la densité de probabilité des valeurs de H est uniforme sur I et que la probabilité d’une collision, égale à n c / 2 L , reste très faible.
La (a) présente un organigramme d'un procédé de génération d'un nombre pseudo-aléatoire à l'aide d'une fonction de hachage, H, 100. La fonction de hachage, H, 100, prend en entrée une valeur d'amorçage, K, 102 d'une certaine longueur de bits, et la transforme en un nombre pseudo-aléatoire, M, 104 de la même longueur de bits. La fonction de hachage, H, 100 peut être une fonction de hachage à sens unique de bonne qualité, telle que la fonction de hachage de Keccak. Sur la (b), on voit un organigramme, représentant une modification du procédé illustré sur la (a), qui génère une séquence de nombres pseudo-aléatoires. Dans la (b), le nombre pseudo-aléatoire qui est produit par la fonction de hachage, H, 100, est réinjecté dans la fonction de hachage, H, 100, en tant que valeur de départ. De cette façon, la séquence de nombres pseudo-aléatoires, M i , peut être représentée par H(M i -1 ), où i > 0, et M 0 = K. Tous les M i conserveront le même niveau d'entropie de l'information que la valeur d'amorçage, K, 102. Bien que ce processus soit entièrement déterministe, les caractéristiques de la fonction H, 100 rappelées ci-dessus impliquent que les niveaux d’autocorrélation à tous ordres de la séquence M i reste proche de zéro du fait de l’uniformité de la densité de probabilité des valeurs de H, 100, tant qu’aucune valeur M i n’est une valeur de collision de H, 100. Si la fonction H, 100 est de bonne qualité, la probabilité que cela se produise reste très faible. De plus, la connaissance d’une ou de toutes les valeurs M i , ne permet pas de déterminer la valeur d’amorçage K, 102 avec un niveau de sécurité égal à la longueur de bits de la fonction de hachage pour un ordinateur classique déterministe.
En se référant à la (a), il est montré une méthode alternative de génération d'un nombre pseudo-aléatoire, où la valeur de départ, K, 102 est d'abord combinée avec une autre valeur pseudo-aléatoire, A, 106 de la même longueur de bit. Le niveau d’entropie de la valeur A, 106 est sans conséquence sur le niveau d’entropie de la séquence de nombres pseudo-aléatoires construite. La valeur d'amorçage K, 102 et la valeur pseudo-aléatoire A, 106 peuvent être combinées en utilisant une opération OU exclusif, XOR, 108. Selon le procédé illustré à la , la sortie, M, de la fonction de hachage, H, 100, est un nombre pseudo-aléatoire 104. Dans la (b), la sortie, M i , de la fonction de hachage, H, 100 peut être réinjectée dans la fonction de hachage, H, 100 pour créer une séquence de nombres pseudo-aléatoires. De cette façon, la séquence de nombres pseudo-aléatoires, M i , peut être représentée par H(M i -1 ), où i > 0, et M 0 = K ^ A. En plus des propriétés du processus en relation avec la , le processus de cette méthode alternative permet de reprendre ce processus avec une autre valeur de A, 106 si une collision devait apparaître dans le calcul de la séquence M i et de générer, avec la même valeur d’amorçage K, 102, plusieurs séquences avec des valeurs différentes de A, 106. Le niveau de corrélation de ces différentes séquences entre elles, comme le niveau d’autocorrélation de chacune des séquences, reste proche de zéro du fait des propriétés de la fonction de hachage H, 100.
En référence à la , on voit un organigramme représentant un autre procédé de génération d'une séquence de nombres pseudo-aléatoires, utilisant une séquence de nombres pseudo-aléatoires intermédiaires. Le procédé de la est similaire à celui de la (a) et (b) en ce qu'une valeur d'amorçage, K, 102, d'une certaine longueur de bit est combinée, en utilisant une fonction OU exclusif 108a, avec la valeur pseudo-aléatoire, A, 106, de la même longueur de bit, la sortie étant soumise à la fonction de hachage, H, 100a, pour générer un nombre pseudo-aléatoire intermédiaire, M’, 110. Le nombre pseudo-aléatoire intermédiaire, M’, 110 est combiné avec la valeur pseudo-aléatoire, A, 106, en utilisant une opération XOR 108b, le résultat étant introduit dans une autre fonction de hachage, H, 100b, pour sortir le nombre pseudo-aléatoire, M. En renvoyant chaque nombre pseudo-aléatoire intermédiaire, M’, 110, à travers la fonction de hachage, H, 100a, pour créer le nombre pseudo-aléatoire intermédiaire suivant M’ i dans la séquence, une séquence de n nombres pseudo-aléatoires peut être créée. Ainsi, le premier nombre pseudo-aléatoire intermédiaire M’ 0 , est calculé selon H(K ^ A) et M’ i +1 est calculé selon H(M’ i ), où 0 ≤ i i = H(M’ i ^ A), où 0 ≤ i j et suivantes de la séquence à partir de la seule connaissance de A, 106 et des valeurs M i pour 0 ≤ i < j.
La montre un organigramme illustrant un procédé de chiffrement d'un message. Le message est représenté par un bloc E. Sur la (a), le message E est divisé en un nombre n de parties égales, E 0 à E n -1 , d'une certaine longueur binaire choisie. Le message E peut être complété par des bits de remplissage supplémentaires afin de l'amener à la longueur binaire requise pour permettre la division en parties égales d'une certaine longueur binaire choisie. Dans un exemple, la longueur binaire choisie est de 512 bits. Dans la (b), chaque partie, E i , du message est combinée avec un masque pseudo-aléatoire, M i , provenant d'une séquence de masques de la même longueur binaire choisie, en utilisant une opération OU exclusif XOR, pour former une partie chiffrée, C i . Dans la (c), le nombre aléatoire A et les parties chiffrées sont ensuite concaténées ensemble pour former un message chiffré, C. Les masques, M 0 à M n -1 , peuvent être des nombres pseudo-aléatoires générés selon l'un quelconque des procédés des figures 2 et 3, le procédé de la ne permettant pas d’avoir un masque différent pour chaque message.
De cette façon, le chiffrement symétrique One Time Pad peut être fourni de manière sûre et économique pour effectuer le chiffrement des informations transmises, mais avec une réduction du niveau de sécurité par rapport à l'infini. Dans un exemple où la longueur binaire choisie est de 512 bits et le procédé conforme à celui de la , le niveau de sécurité est de 512 bits au regard d’attaques émanant d’ordinateurs classiques et 3 fois plus petit pour celles émanant d’ordinateurs quantiques (170 bits).
Comme le calcul du masque est totalement indépendant du message à chiffrer lui-même, pour les flux de données où la réduction de la latence de transmission des informations pourrait être un enjeu, la production des trames et la construction du masque peuvent être deux processus exécutés en parallèle. La latence n'est donc pénalisée que par l'opération OU exclusif, qui est l'une des plus rapides réalisable sur un ordinateur. C'est un avantage certain par rapport à d'autres algorithmes de chiffrement symétrique, comme l'AES 256, où le message à chiffrer doit être disponible avant de commencer les opérations de chiffrement, ces dernières étant beaucoup plus longues qu'un simple OU exclusif.
Pour la fonction de hachage à sens unique, l'algorithme Keccak, tel que décrit dans "Guido Bertoni, Joan Daemen, Michaël Peeters, Gilles Van Assche et Ronny Van Keer, "KANGAROO Twelve : fast hashing based on KECCAK-p", International Association for Cryptologic Research, 2016", a un niveau de sécurité de 512 bits au regard d’attaques émanant d’ordinateurs classiques. Le niveau de sécurité au regard d’attaques émanant d’ordinateur quantiques a été déterminé dans "Gilles Brassard, Peter Hoyer and Alain Tapp "Quantum cryptanalysis of hash and claw-free functions", Springer, 2006" et est égal à 512 / 3 est égal à environ170.
Si l'entropie de l'information de la valeur d’amorçage S est de 512 bits, tous les M i conserveront le même niveau d'entropie, à savoir 512 bits, si la probabilité d'une collision, lors de l'application de la fonction H à M i-1 , reste suffisamment faible.
- fabrication de composants sur la face avant 1a de la plaque en silicium 1,
- retrait du deuxième substrat temporaire 3 ( ).
Ce sont les adhérences entre, d’une part, la plaque 1 et le premier substrat temporaire 2 et, d’autre part entre la plaque 1 et le deuxième substrat temporaire 3 qui conditionnent la réussite du transfert (ou retournement).
Ainsi, ce procédé n’est envisageable que si l’adhérence E1 entre la plaque 1 et le premier substrat temporaire 2 est inférieure à l’adhérence E2 entre la plaque 1 et le deuxième substrat temporaire 3. Or, ce n’est pas toujours le cas, parfois E 1 >E 2 , et un tel procédé de transfert ne peut donc pas être mis en œuvre.
Un but de la présente invention est de proposer un procédé remédiant aux inconvénients de l’art antérieur et permettant de fabriquer des composants sur les deux faces d’un substrat d’intérêt par transfert de film même si l’énergie d’adhérence entre le substrat d’intérêt et le substrat temporaire collé en face avant est supérieure à l’énergie d’adhérence entre le substrat d’intérêt et le substrat temporaire collé en face arrière.
Pour cela, la présente invention propose un procédé de fabrication de composants sur les deux faces principales d’un substrat d’intérêt comprenant les étapes suivantes :
a) fournir un substrat d’intérêt ayant une première face principale dite face avant et une deuxième face principale dite face arrière,
b) fixer un premier substrat temporaire sur la première face principale du substrat d’intérêt, et éventuellement amincir le substrat d’intérêt,
c) fabriquer des composants sur la deuxième face principale du substrat d’intérêt,
d) positionner un deuxième substrat temporaire sur la deuxième face principale du substrat d’intérêt,
e) solidariser le deuxième substrat temporaire au substrat d’intérêt, de préférence en mettant en œuvre un traitement thermique, pour former un empilement deuxième substrat temporaire/substrat d’intérêt/premier substrat temporaire,
f) retirer le premier substrat temporaire, et éventuellement amincir le substrat d’intérêt,
g) fabriquer des composants sur la première face principale du substrat d’intérêt,
h) éventuellement, retirer le deuxième substrat temporaire,
lors de l’étape d), le premier substrat temporaire et le deuxième substrat temporaire ayant chacun une surface supérieure à la surface du substrat d’intérêt,
et un film adhésif étant disposé entre le premier substrat temporaire et le substrat d’intérêt lors de l’étape b) ou entre le substrat d’intérêt et le deuxième substrat temporaire lors de l’étape d),
Un tel dissipateur thermique 2 présente en outre l’avantage de ne nécessiter aucun apport d’énergie extérieur pour fonctionner contrairement à un ventilateur qui nécessite une alimentation en électricité.
Les inventeurs de la présente invention ont en outre constaté par des tests que le temps de stabilisation de la température du dispositif électronique 101 lorsque ce dernier est en fonctionnement est en moyenne de 10 s lorsque le dispositif électronique 101 est associé au dissipateur thermique 2 contre un temps de stabilisation de l’ordre de 5 minutes lorsque le dispositif électronique 101 est associé à un ventilateur.
Enfin, les coûts de fabrication d’un tel dissipateur thermique sont moins élevés que ceux d’un ventilateur, ce qui permet de réduire les coûts de fabrication du module de communication 1 et du véhicule comprenant un tel module de communication 1.
La illustre schématiquement un élément caloduc 22 du dissipateur thermique 2, selon un exemple de réalisation particulier et non limitatif de la présente invention.
L’élément caloduc 22 selon l’exemple de la prend la forme générale d’un U avec une première branche 31 (correspondant à une branche supérieure) du U se terminant avec la première extrémité (l’évaporateur) 310 et une deuxième branche 32 (correspondant à une branche inférieure) du U se terminant avec la deuxième extrémité (le condenseur) 320. La première branche 310 est reliée à la deuxième branche par un coude, le tout formant un U.