INPI-France/Brevets-Francais-2024-Chunked huggingface dataset:
On entend ici par « champ de vision » une zone où l'observateur peut visualiser l'intégralité de l’au moins une information affichée d’une manière telle qu’elle ne nécessite pas qu’il quitte la chaussée des yeux. Notamment, tel qu’illustré à la , le champ de vision correspond à une largeur du pare-brise et exclut des ouvrants latéraux et vitres latérales du véhicule. En conditions de conduite, le conducteur peut ainsi être amené à chercher des informations visuelles diffusées sur une partie ou l’ensemble du pare-brise 5. Le champ de vision prend ainsi en compte la vision périphérique d’un utilisateur.
La planche de bord 2 est agencée à l’avant du véhicule de manière telle que le pare-brise 5 s’étend au moins en partie entre un plafond de l’habitacle et la planche de bord 2 le long d’au moins une direction, en particulier le long de la direction verticale Z. Une surface externe 2a de la planche de bord 2 est tournée vers le pare-brise 5, et par extension vers l’habitacle.
La planche de bord 2 est interposée entre le dispositif lumineux 6 et le pare-brise 5 le long d’une première direction 100, notamment parallèle à la direction verticale Z, de sorte que le dispositif lumineux 6 est essentiellement non visible pour un utilisateur. On entend ici par « essentiellement » que la planche de bord 2 recouvre au moins 50% du dispositif lumineux 6. Notamment la planche de bord 2 recouvre 75%, voire 100% du dispositif lumineux 6. De la sorte, le dispositif lumineux 6 n’est pas directement dans le champ de vision CV x de l’utilisateur lorsque celui-ci est installé dans le véhicule 1, par exemple lors de la conduite.
De manière classique, la planche de bord 2 peut être réalisée dans un matériau plastique. De manière optionnelle, la planche de bord 2 peut être au moins en partie traitée, par exemple au moyen d’un traitement de surface du type peinture, et/ou revêtu d’une couche de tissu tel que du cuir, du similicuir ou du bois.
A titre d’exemple illustratif, un tel procédé (140) permettant le vecteur de pourrait être exprimé en langage Mathematica comme suit : qLessDecapCPA := Function[{n, k, sk, pk, Ch}; {q, p, d, \[Mu]} = sk; b = Mod[Ch d, p]; K = Mod[b \[Mu], q]];
L’exécution d’un tel code imprimera effectivement « vrai » :
n = 550; k = Floor[n*0.291]; {sk, pk} = qLessAlgGenCPA[n, k]; {Ch, K} = qLessEncapCPA[n, k, pk]; Print[K == qLessDecapCPA[n, k, sk, pk, Ch]];
En variante, l’invention prévoit une deuxième technique aboutissant à un KEM n’exposant pas , cette variante étant notée . Par exemple, au lieu d’effectuer une recherche exhaustive sur les , il a d’ores et déjà été précisé qu’il est possible d’exploiter l’algorithme LLL dans l’algorithme pour résoudre l’équation pour les inconnues sous les contraintes et . Cette équation admet en moyenne solutions du fait que . Il suffit alors d’effectuer une recherche exhaustive dans cet espace de solutions jusqu’à identifier une solution telle que . Il en découle que le dispositif électronique émetteur (10-2) n’a plus besoin de calculer modulo et reste inconnu de l’adversaire.
L’invention prévoit une troisième technique pour ne pas exposer à l’adversaire, cette variante étant notée . Si la compression de la clé publique n’est pas requise, le procédé 120 de génération de clés peut être modifié en générant . Puis, à l’aide de LLL, résoudre pour des petits s (typiquement ) et . Cette équation admet en moyenne solutions du fait que . Une fois la résolution terminée, il est possible de définir .
Puisque maintenant il n’est pas nécessaire de fournir dans . Puisque maintenant il n’est pas non plus nécessaire de fournir dans et l’adversaire ne peut utiliser à des fins d’attaque.
L’invention prévoit une quatrième technique pour ne pas exposer à l’adversaire, cette variante étant notée . En effet, il est également possible d’omettre dans le calcul du secret par , 10-2 et donner un chiffré potentiellement négatif. Dans ce mode de réalisation pour encapsuler un secret , le dispositif électronique ,10-2 procède en deux étapes : le vecteur est choisi dans d’une manière telle que soit un entier positif inférieur à . A cette fin, il est seulement nécessaire de fournir une borne sur et non . Une fois calculé, le chiffré correspondant est calculé dans , résultant éventuellement en un nombre signé dont le signe fait partie du chiffré . La procédure de décapsulation est invariante.
Pour produire de sorte que soit un entier positif inférieur à , selon un premier sous-mode de réalisation de , le dispositif électronique , 10-2 divise les bits de en trois parties : une moitié est choisie égale à zéro, un quart est choisi égal à 1 et un quart est choisi égal à . Une borne inférieure sur est donnée au dispositif électronique , 10-2 afin que ce dernier puisse choisir un assortiment de clés tel que est positif et inférieur à .
Selon un second sous-mode de réalisation de , il est possible de prendre puis, une fois la somme connue, (10-2) l’on divise par l’un des (par exemple ), calcule la quantité , vérifie que et ensuite corrige le chiffré en soustrayant à .
Selon un troisième sous-mode de réalisation de , il est possible de prendre puis, une fois la somme connue, (10-2) soustrait à une combinaison linéaire de notée calcule la quantité , vérifie que et ensuite (10-2) corrige le chiffré en soustrayant un « facteur miroir » à .
L’invention prévoit une cinquième technique pour ne pas exposer à l’adversaire, cette variante étant notée . Ce procédé utilise la recherche exhaustive permettant de retrouver le petit tel que ajouté à la clé décapsulée donne la clé encapsulée calculée dans les entiers. Cette égalité étant confirmée par une redondance de la clé, notée et ajoutée au chiffré.
A titre d’exemple illustratif, un tel procédé pourrait être exprimé en langage Mathematica comme suit : qLess5AlgGenCPA := Function[{n, k}, {p, q} = RandomPrime[2^#] & /@ {n, k}; {d, \[Mu]} = RandomInteger[#-1] & /@ {p, q}; w = RandSumVec[p, n]; v = Mod[PowerMod[d, -1, p] w, p]; s = Mod[\[Mu] w, q]; {{q, p, d, \[Mu]}, {v, s}}]; qLess5EncapCPA := Function[{n, k, pk}, {v, s} = pk; m = Table[RandomInteger[1], {i, 1, n}]; {Ch = m . v, K = m . s, h = Hash[K]}]; qLess5DecapCPA := Function[{n, k, sk, pk, Ch, h}, {v, s} = pk; {q, p, d, \[Mu]} = sk; b = Mod[Ch d, p]; K = Mod[b \[Mu], q]; i = 0; While[Hash[K + q*i] != h, i++]; K + q*i];
L’exécution d’un tel code imprimera effectivement « vrai » : n = 2000; k = Floor[n*0.291]; {sk, pk} = qLess5AlgGenCPA[n, k]; q = sk[[1]]; {Ch, K, h} = qLess5EncapCPA[n, k, pk]; Print[K == qLess5DecapCPA[n, k, sk, pk, Ch, h]];
Ce procédé peut également être généralisé au cas de manière évidente.
Enfin, l’invention prévoit une sixième technique pour ne pas exposer à l’adversaire, cette variante étant notée . En effet, il est également possible d’omettre dans le calcul de du secret par , 10-2 et procéder de la manière suivante, illustrée ci-après avec le paramètre Lors de l’encapsulation, calculer dans en effectuant une simple somme sur les entiers. Une fois reçu par , 10-1, ce dernier peut retrouver . Pour aider le dispositif électronique , 10-1 à retrouver dans , le dispositif électronique ,10-2 envoie, avec , les bits les plus significatifs de notés ici . Ainsi . Connaissant et , le dispositif électronique , 10-1 peut aisément calculer .
A titre d’exemple illustratif, un tel procédé pourrait être exprimé en langage Mathematica comme suit, où on notera l’importance de générer des modules q d’exactement bits : RandSumVec := Function[{p, n}, w = {}; While[Length[w] != n, r = Sort[Table[RandomInteger[p - 1], {i, 1, n}]]; w = Prepend[Table[r[[i]] - r[[i - 1]], {i, 2, n}], r[[1]]]]; w]; qLess6AlgGenCPA := Function[{n, k}, {p, q} = RandomPrime[{2^(# - 1), 2^#}] & /@ {n, k}; {d, \[Mu]} = RandomInteger[#] & /@ {p, q}; w = RandSumVec[p, n]; v = Mod[PowerMod[d, -1, p] w, p]; s = Mod[\[Mu] w, q]; {{p, d, \[Mu]}, {q, v, s}}]; qLess6EncapCPA := Function[{n, k, pk}, {q, v, s} = pk; m = Table[RandomInteger[1], {i, 1, n}]; {Ch = m . v, K = m . s, H = (K - Mod[K, 2^(k - 1)])/2^(k - 1)}]; qLess6DecapCPA := Function[{n, k, sk, pk, Ch, H}, {q, v, s} = pk; {p, d, \[Mu]} = sk; b = Mod[Ch d, p]; K = H 2^(k - 1) + Mod[b \[Mu] - H 2^(k - 1), q]];
Selon un deuxième exemple, le procédé peut déterminer pour chaque troisième donnée, la somme d’intégrité associée par calcul à partir de la troisième donnée et de la donnée d’initialisation associée comme suit : pour tout p allant de 1 à n, .
Le procédé comprend alors une étape de détermination d’une somme d’intégrité de la deuxième séquence A (étape E6) ayant une valeur égale à la somme d’une donnée d’initialisation et d’un résultat de l’application de l’opération arithmétique entre premières sommes d’intégrité corrigées , …, , chaque première somme d’intégrité corrigée ayant une valeur comme suit : pour tout p allant de 1 à n, .
Selon un premier exemple, le procédé peut déterminer la somme d’intégrité de la deuxième séquence, par lecture d’une mémoire du dispositif électronique 2.
Selon un deuxième exemple, le procédé peut déterminer la somme d’intégrité de la deuxième séquence par calcul à partir des sommes d’intégrité des deuxièmes données et des données d’initialisation associées auxdites deuxièmes données, typiquement par application de l’opération arithmétique entre les premières sommes d’intégrité corrigées , …, , chaque première somme d’intégrité corrigée étant calculée comme suit : pour tout p allant de 1 à n, .
Le procédé comprend alors une étape de détermination d’une somme d’intégrité de la troisième séquence B (étape E8) ayant une valeur égale à la somme de la donnée d’initialisation et d’un résultat de l’application de l’opération arithmétique entre deuxièmes sommes d’intégrité corrigées , …, , chaque deuxième somme d’intégrité corrigée ayant une valeur comme suit : pour tout p allant de 1 à n, .
Selon un premier exemple, le procédé peut déterminer la somme d’intégrité de la troisième séquence, par lecture d’une mémoire du dispositif électronique 2.
Selon un deuxième exemple, le procédé peut déterminer la somme d’intégrité de la troisième séquence par calcul à partir des sommes d’intégrité des troisièmes données et des données d’initialisation associées auxdites troisièmes données, typiquement par application de l’opération arithmétique entre les deuxièmes sommes d’intégrité corrigées , …, , chaque deuxième somme d’intégrité corrigée étant calculée comme suit : pour tout p allant de 1 à n, .
Le procédé comprend alors une étape de détermination de la somme d’intégrité arithmétique (étape E10), pendant laquelle le processeur 4 détermine la somme d’intégrité arithmétique à partir de la somme d’intégrité de la deuxième séquence A et de la somme d’intégrité de la troisième séquence B en calculant la somme d’intégrité arithmétique comme suit : .
Le nombre premier dont la valeur est comprise entre 2 k-1 et 2 k permet une bonne diffusion des erreurs, c’est-à-dire une modification importante de la somme d’intégrité arithmétique pour une petite modification d’au moins une somme d’intégrité parmi la somme d’intégrité de la deuxième séquence A et la somme d’intégrité de la troisième séquence B.
Le procédé calcul ainsi une somme d’intégrité arithmétique qui a une meilleure résistance aux attaques par faute.
Selon un exemple, la donnée d’initialisation a une valeur non nulle.
La donnée d’initialisation peut être déterminée par le processeur 4, par exemple par lecture d’une mémoire du dispositif électronique 2 ou par tirage aléatoire, éventuellement au cours d’une étape du procédé non représentée et antérieure à cette étape de détermination de la somme d’intégrité arithmétique (étape E10).
La valeur non nulle de la donnée d’initialisation permet d’éviter des attaques par lesquelles l’attaquant met à 0 au moins une somme d’intégrité parmi la somme d’intégrité de la deuxième séquence A et la somme d’intégrité de la troisième séquence B, et les données de la séquence de données correspondante.
Le procédé comprend alors une étape de détermination d’une nouvelle somme d’intégrité de la première séquence C (étape E12), pendant laquelle le processeur 4 détermine une nouvelle somme d’intégrité de la première séquence C à partir de l’au moins une première donnée , de la première séquence C.
Selon une implémentation particulière, l’étape de détermination d’une nouvelle somme d’intégrité calcule la nouvelle somme d’intégrité en sommant la donnée d’initialisation et un résultat de l’application de l’opération arithmétique entre troisièmes sommes d’intégrité corrigées , …, , chaque troisième somme d’intégrité corrigée ayant une valeur comme suit : pour tout p allant de 1 à n, où est une somme d’intégrité de la première donnée de rang p dans la première séquence C et est une donnée d’initialisation de ladite première donnée de rang p.
Dans cette implémentation particulière, l’étape de détermination d’une nouvelle somme d’intégrité peut comprendre en outre le calcul de chaque troisième somme d’intégrité corrigée comme suit : pour tout p allant de 1 à n,
La est une vue de dessus de la boucle de ceinture visible sur les figures 1 à 9, passant de sa première configuration à sa deuxième configuration, ou inversement.
La est une vue montrant partiellement un détail de la boucle de ceinture visible sur la .
Description détaillée La présente une ceinture 1 pourvue d’une boucle de ceinture 2 et d’un ruban de ceinture 3 prévu pour être assujetti à la boucle de ceinture 2.
Le ruban de ceinture 3 est par exemple en cuir ou en textile.
Le ruban de ceinture 3 présente une longueur L correspondant à un tour de taille d’un porteur, et une première largeur e1, correspondant visuellement à une hauteur du ruban.
Sur la , la boucle de ceinture 2 est montrée dans une première configuration dans laquelle elle est adaptée au ruban de largeur e1.
La illustre la ceinture 1 avec un ruban de ceinture 3 qui présente la même longueur L mais une deuxième largeur e2, correspondant visuellement à une hauteur du ruban.
Sur la , la boucle de ceinture 2 est montrée dans une deuxième configuration dans laquelle elle est adaptée au ruban de largeur e2.
Ainsi, la boucle de ceinture 2 est adaptable au moins aux deux largeurs e1 et e2 du ruban de ceinture 3.
Par exemple, la première configuration est ici dite « large », tandis que la deuxième configuration est dite « étroite ».
A titre illustratif, la première largeur de ruban e1 correspond par exemple à une largeur de 38 mm et la deuxième largeur de ruban e2 correspond par exemple à une largeur de 32 mm.
La boucle de ceinture 2 et ses première et deuxième configurations vont être décrites d’abord en référence aux figures 3 à 5 et 6 à 8, qui la montrent respectivement en configuration large et en configuration étroite.
La boucle de ceinture 2 comporte ici une première branche de liaison, dite aussi branche centrale 4, une deuxième branche formant pontet, dite aussi branche pontet 5, et une troisième branche formant tibi dite aussi branche tibi 6.
La branche pontet 5 et la branche tibi 6 sont toutes deux assujetties mécaniquement à la branche centrale 4 et montées mobiles en rotation autour de la branche centrale 4.
La branche pontet 5 sert ici de passant rigide 8 configuré pour être traversé par le ruban de ceinture.
La branche tibi 6 est quant à elle pourvue d’un organe tibi 7 s’étendant à distance de la branche centrale 4 et configuré pour venir s’insérer dans au moins un orifice de montage/serrage (non représenté) ménagé dans le ruban de ceinture par exemple pour assujettir le ruban de ceinture à la boucle de ceinture et/ou pour adapter la longueur de cette dernière à la taille du porteur de la ceinture.
La valeur de chaque quatrième donnée est égale au résultat de l’application de l’opération arithmétique selon un troisième exemple, ou d’une nouvelle opération arithmétique selon un quatrième exemple, entre une première donnée sélectionnée de la première séquence C et une cinquième donnée sélectionnée de la cinquième séquence E d’au moins une cinquième donnée , la première donnée sélectionnée et la cinquième donnée sélectionnée ayant chacune un même rang dans les première et cinquième séquences que la quatrième donnée concernée.
Autrement dit, dans le troisième exemple pour tout rang p allant de 1 à n, , et dans le quatrième exemple pour tout rang p allant de 1 à n, .
Par exemple, le nombre u a la même valeur que le nombre k, typiquement pour les premier et troisième exemples décrits ci-avant.
Pour les troisième et quatrième exemples, le nombre u est de préférence strictement supérieur à 3 et strictement inférieur à la taille de chaque donnée des première, quatrième et cinquième séquences.
Pour les premier et deuxième exemples, le nombre u est de préférence strictement supérieur à 3 et strictement inférieur à la taille de chaque donnée des deuxième, quatrième et cinquième séquences.
Le nombre de données dans une séquence est aussi appelé longueur de ladite séquence.
Dans les exemples illustrés , les séquences A, B, C, D et E ont la même longueur n.
La longueur n est un entier positif de valeur non nul.
L’opération arithmétique est typiquement une addition ou une soustraction ou une multiplication.
La nouvelle opération arithmétique est typiquement une opération différente de l’opération arithmétique parmi l’addition, la soustraction et la multiplication. La nouvelle opération arithmétique peut être la même opération que l’autre opération arithmétique .
Selon un exemple particulier, la longueur n est un entier strictement supérieur à 1 et les premières données sont des coefficients d’un premier polynôme, les deuxièmes données sont des coefficients d’un deuxième polynôme et les troisièmes données sont des coefficients d’un troisième polynôme.
Ainsi, l’opération arithmétique, et/ou l’autre opération arithmétique, et/ou la nouvelle opération arithmétique, du procédé peut être une multiplication et être utilisée pour appliquer une multiplication à des transformations NTT de polynômes (« Number-theoretic transform » selon l’appellation anglo-saxonne couramment utilisée).
La montre les étapes principales d’un procédé de détermination d’une somme d’intégrité arithmétique d’une séquence d’au moins une donnée selon un premier mode d’implémentation de l’invention.
Plus précisément, le procédé de la figure 3 vise à déterminer une somme d’intégrité arithmétique , résistante aux attaques par faute, de la première séquence C de n premières données , la somme d’intégrité arithmétique étant formée d’un nombre de bits prédéterminé k et la valeur de chaque première donnée étant égale au résultat de l’application d’une opération arithmétique entre une deuxième donnée sélectionnée dans une deuxième séquence A de n deuxièmes données et une troisième donnée sélectionnée dans une troisième séquence B de n troisièmes données , la deuxième donnée sélectionnée et la troisième donnée sélectionnée ayant chacune un même rang dans les deuxième et troisième séquences A, B que la première donnée concernée.
La longueur n est ici un entier strictement supérieur à 1.
L’eau provenant des moyens d’apport d’eau 27 pénètre dans la chambre de moteur 34 par son entrée d’eau amont 36.
Une partie du flux d’eau s’engage à l’intérieur du cône creux 35 et transite par le canal central 12a de l’arbre d’entrainement 12 pour en sortir par l’ouverture traversante 16a au niveau de l’orifice d’aspiration 7.
Une autre partie du flux d’eau qui pénètre dans la chambre de moteur 34 passe par le jeu 38, entre l’organe mécanique d’entraînement 35 conique et la surface intérieure 345 de la paroi de la chambre de moteur 34, pour ressortir par les sorties d’eau aval 37 et être évacuée par la canalisation d’évacuation 29, la tubulure 30 et la conduite d’évacuation 31.
La présence de ces courants d’eau à l’intérieur et à l’extérieur de la paroi de l’organe mécanique d’entraînement 35 réalise l’entraînement en rotation de cet organe mécanique d’entraînement 35 autour de l’axe longitudinal de tube 10, et par voie de conséquence, entraîne en rotation l’arbre d’entraînement 12 et des lames de grattage 11 également autour de l’axe longitudinal de tube 10.
Le débit de l’eau d’alimentation et les caractéristiques dimensionnelles des moyens moteurs 13 sont adaptés pour optimiser le couple de rotation des lames de grattage 11 (plusieurs dimensions de lames peuvent être envisagées en fonction de la taille des poissons à traiter, ce qui permet d’obtenir différentes puissances de rotation et plusieurs diamètres de passage pour aspirer les déchets).
L’opérateur O peut prendre en main(s) l’outil de grattage et d’aspiration 2, et il peut appliquer une pression de frottement ou de grattage sur la paroi de la cavité abdominale des poissons P, par les moyens de grattage 8, en vue de détacher les éléments indésirables tels que des parasites et/ou des restes de viscères.
Les éléments indésirables détachés sont aspirés dans le canal d’aspiration 4 avec une partie de l’eau qui sort par l’ouverture traversante 16a.
L’autre partie de l’eau (non aspirée) qui sort par l’ouverture traversante 16a peut être récupérée, au niveau d’une table de travail des postes de travail A1, A2, ou au niveau du sol, par tout moyen approprié.
Les éléments indésirables sont récupérés dans un récipient de stockage (non représenté) placé dans le fond de la cuve de collecte 19. Après extraction de la cuve de collecte 19 ils peuvent être détruits par toute technique adaptée.
Les tubulures souples/flexibles 171, 272 et 30 facilitent la manipulation dans l’espace de l’outil de grattage et d’aspiration 2 par l’opérateur O, et en particulier facilitent l’application de sa tête équipée des moyens de grattage 8 contre la paroi abdominale des poissons P.
Le bloc central 15 avec ses lames de grattage 11, monté par emboitement à l’extrémité de l’arbre d’entrainement 12 peut être facilement remplacé, en cas de détérioration ou si on souhaite utiliser d’autres formes de lames de grattage, par exemple selon le type de poisson traité. En fonction de la forme des lames de grattage utilisées, on peut également envisager la présence de carters de protection 9a adaptés et dédiés.
Dans une variante de réalisation, les moyens moteurs 13 à courant d’eau peuvent être remplacés par un actionneur électrique adapté (par exemple un moteur électrique basse tension à courant continu ou sur batterie type lithium).
Procédé d’extraction, de concentration et de conservation d’arômes naturelles de truffes sans autre excipient sur un support sec L’objet de l’invention est de solutionner une méthode d’extraction d’agents aromatiques naturels du domaine mycologique (et plus particulièrement de truffes) sur un support sec, permettant d’avoir un rendu qui exalte les saveurs (notes de tête, notes de fond et notes de cœur), et notamment les saveurs olfactives, de façon naturelle et sans autre excipient, tout en répondant à des exigences de conservation longue durée ne dénaturant pas les performances organoleptiques initiales. Par ailleurs cette invention a pour objet d’être mise en œuvre dans toute cuisine, sans faire appel à des équipements industriels, tandis que la solution fabriquée par ce procédé doit pouvoir répondre à un spectre d’introduction culinaire large (sucré, salé).
Il convient de rappeler les particularités de la truffe : - D’une part du fait de son coût relativement élevé, ce qui induit un problème majeur à lever qui est l’utilisation de doses raisonnables, voire du recyclage de truffe après extraction aromatique (pour un emploi en tant que marquant dans des plats par exemple), - D’autre part par sa non-disponibilité toute l’année, par exemple les récoltes ayant lieu de décembre à mars pour la variété « Tuber melanosporum » (appelée truffe noire ou truffe du Périgord). C’est ce qui fonde l’objet de notre invention que de pourvoir utiliser des arômes de truffe naturelles hors des périodes de culture, - Enfin par le fait que les arômes à extraire sont extrêmement volatils. Toute manipulation du corps fructifère de la truffe -le mycélium - qui renferme les aromatiques, provoque une déperdition des aromatiques recherchés. La partie la plus riche en aromatiques est le péridium qui est la partie extérieure du mycélium rendant la manipulation à risque et excluant tout broyage.