INPI-France/Brevets-Francais-2024-Chunked huggingface dataset:
La brosse rotative présente un diamètre de brosse compris entre 0,03 et 0,08 m, et par exemple entre 0,03 et 0,065 m, le dispositif d’entraînement en rotation est configuré pour entraîner en rotation le corps de brosse à une vitesse de rotation prédéterminée comprise entre 2000 et 8000 tr/min, avantageusement entre 3000 et 5000 tr/min et par exemple égale à environ 4100 tr/min, et un rapport de l’angle de décalage, exprimé en degré, sur une vitesse tangentielle, exprimée en m.s -1 , au niveau des extrémités libres des poils de la rangée de poils lorsque le corps de brosse est entrainé en rotation à la vitesse de rotation prédéterminée est compris entre 2,5 et 3,5.
Dans le présent document, on entend par « diamètre de brosse », le diamètre externe de la brosse rotative mesuré au niveau des extrémités libres des poils. En d’autres termes, le diamètre de brosse correspond au diamètre d’un cercle centré sur l’axe longitudinal central du corps de brosse et dans lequel est inscrit la brosse rotative.
Pour limiter l’encombrement de la tête d’aspiration et notamment pour permettre à cette dernière de passer sous la plupart des meubles bas (lits, commodes, tables basses, etc…) le diamètre de brosse est inférieur 0,08 m. Des diamètres de brosses inférieurs à 0,03 m ne permettent pas à la brosse rotative de collecter efficacement les déchets reposant sur la surface à nettoyer. Dans le présent document, les déchets sont également appelés particules de poussières.
En tenant compte des diamètres de brosses précités, des vitesses de rotation de la brosse sont comprises entre 2000 et 8000 tr/min pour atteindre des vitesses tangentielles au niveau des extrémités libres des poils qui permettent à la brosse de collecter efficacement les déchets reposant sur la surface à nettoyer et pour permettre une projection des déchets collectés vers une partie arrière de la chambre d’aspiration.
La présente invention permet de positionner angulairement et de façon optimale la lamelle de nettoyage par rapport à la rangée de poils, en tenant compte du diamètre de brosse et de la vitesse de rotation de la brosse, et donc de la vitesse tangentielle au niveau des extrémités libres des poils. La présente invention permet donc à la lamelle de nettoyage d’entraîner, vers la bouche d’aspiration et de manière efficace, des poussières projetées en l’air par l’action de grattage de la rangée de poils, et donc d’augmenter de manière sensible la quantité de poussière aspirée par la tête d’aspiration à chaque passage de cette dernière sur une zone prédéterminée d’une surface à nettoyer.
Si l’angle de décalage de la lamelle de nettoyage par rapport à la rangée de poils est trop important par rapport à la vitesse tangentielle au niveau des extrémités libres des poils de telle sorte que le ratio de l’angle de décalage, exprimé en degré, sur la vitesse tangentielle, exprimée en m.s -1 , soit supérieur à 3,5 ne permet pas à la lamelle de nettoyage de capturer suffisamment de poussières volatiles projetées en l’air par l’action de grattage de la rangée de poils. En effet, dans une telle configuration, la plupart des poussières volatiles retombent au sol avant d’être capturées par la lamelle de nettoyage.
Si l’angle de décalage de la lamelle de nettoyage par rapport à la rangée de poils est au contraire trop faible par rapport à la vitesse tangentielle au niveau des extrémités libres des poils de telle sorte que le ratio de l’angle de décalage, exprimé en degré, sur la vitesse tangentielle, exprimée en m.s -1 , soit inférieur à 2,5 ne permet non plus à la lamelle de nettoyage de capturer suffisamment de poussières projetées en l’air par l’action de grattage de la rangée de poils. En effet, dans une telle configuration, la lamelle de nettoyage est trop proche de la barrette de poils et la plupart des poussières volatiles, projetées en l’air par l’action de grattage de la rangée de poils, sont projetées derrière la lamelle de nettoyage qui par conséquent ne capture pas ces poussières volatiles.
la représente une vue en coupe de côté d’une portion de la base de l’appareillage électrique de coupure selon l’invention montrant une zone de couplage,
la représente une vue en coupe de face d’une portion de la base de l’appareillage électrique de coupure selon l’invention montrant deux zones de couplage,
la représente une vue en perspective de dessus d’une portion d’un couvercle du porte-fusible de l’appareillage électrique de coupure selon l’invention.
Un ensemble selon l’invention comprend un appareillage électrique de coupure 1 du type sectionneur à fusible NH et un accessoire de verrouillage 2 comprenant au moins une portion de couplage 3 et une portion de cadenassage 4.
Ledit appareillage électrique de coupure 1 comprend au moins :
le porte-fusible 5 étant mobile relativement à la base 9 au moins entre une position dite de contact fermé PON, dans laquelle ledit au moins un porte-fusible 5 est reçu au moins en partie dans ladite zone d’accueil 10 de sorte que la face de réception 8 soit disposée du côté de ladite zone d’accueil 10,
ladite base 9 comprend au moins une zone de couplage 12 dudit accessoire de verrouillage 2 agencée pour permettre le couplage avec la portion de couplage 3 dans une position de couplage PC,
Conformément à l’invention, ledit ensemble est caractérisé en ce que :
ledit passage 11 et ladite zone de couplage 12 étant sensiblement alignés dans la position dite de contact fermé PON et dans la position dite de contact ouvert PPARK,
ledit accessoire de verrouillage 2 est amovible dudit appareillage électrique de coupure 1 et est configuré pour traverser ledit passage 11 de sorte que dans la position de couplage PC, la portion de couplage 3 soit reliée mécaniquement avec ladite zone de couplage 12 et que la portion de cadenassage 4 soit au moins en partie saillante du couvercle 6 de sorte à permettre l’installation d’un cadenas (non représenté).
Avantageusement, la présente invention permet de cadenasser au moins un porte-fusible 5 dans au moins deux positions à savoir la position dite de contact fermé PON illustrée aux figures 5 et 6 et la position dite de contact ouvert PPARK illustrée aux figures 7 et 8. La position dite de contact fermé PON correspond à un état de l’appareillage électrique de coupure 1 dans lequel le circuit est fermé et dans lequel le courant électrique peut circuler. La position dite de contact ouvert PPARK correspond à un état de l’appareillage électrique de coupure 1 dans lequel le circuit est ouvert et dans lequel le courant électrique ne peut pas circuler. Il en résulte que dans la position dite de contact fermé PON, cette configuration permet de garantir que le circuit ne soit pas ouvert manuellement et que dans la position dite de contact ouvert PPARK, cette configuration permet la consignation de l’appareillage électrique de coupure 1 et d’éviter que le circuit soit refermé pour garantir la sécurité des opérateurs intervenant sur le circuit. Par ailleurs, cette configuration avantageuse permet l’installation de l’accessoire de verrouillage 2 sans avoir à démonter ou à modifier préalablement le porte-fusible 5 et donc sans avoir à arrêter l’alimentation de l’appareillage électrique de coupure 1. En effet, pour installer l’accessoire de verrouillage 2 selon l’invention il suffit d’introduire l’accessoire de verrouillage 2 dans le passage 11 dans le sens d’introduction SI sans avoir préalablement à démonter nécessairement le porte-fusible 5 de la base 9 comme l’illustrent les figures 5 à 8. En réalité, l’accessoire de verrouillage 2 est mobile en translation dans le passage 11 selon la direction de déplacement D1 au moins dans le sens d’introduction SI. Ceci est possible grâce à l’agencement particulier du passage 11 qui permet ainsi l’introduction de l’accessoire de verrouillage 2 de l’extérieur de l’appareillage électrique de coupure 1 sans démontage préalable du porte-fusible 5. L’accessoire de verrouillage 2 est couplé avec la base 9 par couplage mécanique de la portion de couplage 3 avec la zone de couplage 12 dans la position de couplage PC. L’installation ultérieure d’un cadenas au niveau de la portion de cadenassage 4 permet de verrouiller le couvercle 6 du porte-fusible 5.
La direction de déplacement D1 est sensiblement perpendiculaire au couvercle 6.
La plupart des techniques de chiffrement à clé publique actuelles repose sur des algorithmes qui intègrent des problèmes difficiles issus de la théorie des nombres, comme la factorisation ou le calcul du logarithme discret. Conçu en 1976, le chiffrement RSA précédemment évoqué constitue le précurseur de presque tous les schémas de chiffrement modernes, selon lequel chaque destinataire dispose d'une clé publique et d'une clé privée . Pour envoyer un message confidentiel à ce destinataire , les données dudit message sont codées sous la forme d'un grand nombre entier et brouillées à l'aide de la clé publique correspondante à la clé privée détenue par ledit destinataire à qui l'expéditeur souhaite communiquer ledit message , pour former un chiffré . Le destinataire qui reçoit ledit chiffré peut ensuite déchiffrer ce dernier grâce à sa clé privée . Dans le chiffrement RSA, la clé publique se présente sous la forme d'un grand nombre composite , et d’un exposant , souvent égal à trois. La clé privée se caractérise par les facteurs premiers de .
Grâce à des algorithmes spécifiques connus de l'homme de l'art (comme par exemple, l'algorithme de Schor décrit dans le document P.W. Schor (1994). « Algorithms for quantum computation: discrete logarithms and factoring ». Proceedings 35th Annual Symposium on Foundations of Computer Science. IEEE Comput. Soc. Press: pp. 124–134), un ordinateur quantique disposant de suffisamment de -bits (« bits quantiques ») pourrait factoriser des grands nombres. Dans le cadre du chiffrement RSA, un adversaire possédant un ordinateur quantique pourrait partir d'une clé publique , factoriser afin d'obtenir la clé privée et ainsi lire le contenu de n'importe quel chiffré . Cette capacité à factoriser les nombres anéantit pratiquement l'intégralité de la cryptographie moderne. Les répercussions liées à cet outil d'attaque se révèlent considérables, car dans le contexte de l’Internet, la sécurité omniprésente dans nos façons de communiquer et de partager les informations en ligne repose sur le chiffrement à clé publique.
Ainsi, si un adversaire parvenait à disposer d'un ordinateur quantique, il pourrait théoriquement engendrer un chaos total. Il serait à même de créer des certificats de chiffrement et de se faire passer pour une banque afin de voler des fonds, perturber la technologie des crypto-monnaies, s'introduire dans les portefeuilles numériques, ainsi qu'espionner des communications confidentielles et les déchiffrer.
Un algorithme de chiffrement capable de résister à un adversaire muni d’un ordinateur quantique appartient à la catégorie des « algorithmes post-quantiques ».
Ainsi, un objectif important de la présente invention est d'offrir un procédé de chiffrement post-quantique qui résiste aux attaques menées à l'aide d'ordinateurs quantiques.
Il est intellectuellement séduisant de baser un algorithme de cryptographie à clé publique sur le problème dit « du sac à dos » ci-après désigné par l’acronyme SàD. En effet, ce problème est réputé très difficile à résoudre. Il fait partie de la classe des problèmes les plus difficiles à résoudre avec un ordinateur : les problèmes NP-complets. Schématiquement un tel problème revient virtuellement à choisir des objets parmi une pluralité d’objets de poids éventuellement distincts pour emplir un sac à dos de sorte que ce dernier soit d’un poids déterminé une fois chargé.
Sous sa forme la plus basique dite « décisionnelle », le problème du SàD consiste à dire si un entier-cible peut être exprimé comme la somme d'un sous-ensemble d'un ensemble d’entiers donné .
En d'autres termes, étant données comme entrées un ensemble d'entiers positifs et une cible , le problème du SàD décisionnel consiste à dire s’il existe ou non une séquence de bits satisfaisant
Malgré son apparente simplicité, le problème décisionnel du SàD est NP-complet comme expliqué dans le document M. R. Garey et D. S. Johnson, « Computers and Intractability: A Guide to the Theory of NP-Completeness » , W. H. Freeman,1979, ISBN 0-7167-1044-7. Cette propriété rend le problème du SàD particulièrement intéressant pour les constructions cryptographiques.
Effectivement, l'art antérieur en cryptographie utilisa le SàD à des telles fins.
Le problème du SàD existe également dans une version dite « calculatoire » qui consiste non seulement à dire s’il existe une séquence de bits mais également à la retrouver (découvrir) explicitement.
Historiquement, Merkle et Hellman, proposèrent (cf. M. R. Garey et D. S. Johnson, « Computers and Intractability: A Guide to the Theory of NP-Completeness », W. H. Freeman,1979, ISBN 0-7167-1044-7) l'un des premiers cryptosystèmes basés sur le problème du SàD calculatoire. Plusieurs autres cryptosystèmes à base de SàD furent proposés durant des décennies mais, malheureusement, de très nombreux de ces cryptosystèmes furent cassés, comme expliqué dans le document A.M. Odlyzko, « The rise and fall of knapsack cryptosystems », Cryptology and computational number theory, vol. 42, pp. 75-88, 1990.
En effet, alors que des instances aléatoires du problème du SàD sont difficiles à résoudre, la nécessité de pouvoir déchiffrer (c’est-à-dire, à inverser le procédé de sommation) force les concepteurs à introduire dans les SàDs ainsi utilisés des structures mathématiques spécifique. C'est l'introduction de ces structures spécifiques, qui différencie les SàDs cryptographiques de SàDs aléatoires, qui permit, in fine , de les casser.
Un paramètre très important permettant de contrôler la difficulté de résoudre une instance de SàD est sa densité. La densité est définie comme le ratio entre et la taille du plus grand des . Plus précisément, peut être noté .
Lorsque , il existe des algorithmes rapides, dits « en temps polynomial », permettant de résoudre le SàD, voir le document M.J. Coster, A. Joux, B.A. LaMacchia, A.M. Odlyzko, C-P. Schnorr et J. Stern, « Improved Low-Density Subset Sum Algorithms, Computational Complexity » , vol. 2, pp. 111-128,1992.
En particulier des instances aléatoires de SàD peuvent être reformulées comme un problème d'approximation du vecteur le plus court dans un réseau comme le stipulent les documents de J. C. Lagarias et A.M. Odlyzko, « Solving Low-Density Subset Sum Problems », J. ACM, vol. 32, n° 1, pp. 229-246, 1985 » et de A.M. Frieze, « On the Lagarias-Odlyzko Algorithm for the Subset Sum Problem », SIAM J. Comput., vol. 15, n° 2, pp. 536--539, 1986. Lorsque la densité est faible ( , comme expliqué dans le document de M.J. Coster, A. Joux, B.A. LaMacchia, A.M. Odlyzko, C-P. Schnorr et J. Stern, « Improved Low-Density Subset Sum Algorithms, Computational Complexity », vol. 2, pp. 111-128,1992), des algorithmes efficaces trouvant de tels vecteurs courts existent. Ces algorithmes permettent alors de résoudre le SàD, comme expliqué dans différents documents parmi lesquels : V. Lyubashevsky, « The Parity Problem in the Presence of Noise, Decoding Random Linear Codes, and the Subset Sum Problem, Approximation, Randomization and Combinatorial Optimization, Algorithms and Techniques » , 8th International Workshop on Approximation Algorithms for Combinatorial Optimization Problems, APPROX 2005 and 9th International Workshop on Randomization and Computation, RANDOM 2005, Berkeley, CA, USA, August 22-24, 2005, Proceedings, pp. 378-389, 2005 ; Y. Desmedt, « Knapsack Cryptographic Schemes », Encyclopedia of Cryptography and Security, 2nd Ed, pp. 695-704, 2011 ; E.F. Brickell, « Solving Low Density Knapsacks » , Advances in Cryptology, Proceedings of CRYPTO'83, Santa Barbara, California, USA, August 21-24, 1983, pp. 25-37, 1983.
Avantageusement, la ou les charge(s) est/sont choisie(s) dans le groupe constitué des charges céramiques (SiO 2 , etc.) et/ou minérales et/ou métalliques (Al 2 O 3 , TiO 2 , etc.) et/ou silices hydrophobes et/ou des particules de diamant.
Préférentiellement, la ou les charge(s) est/sont choisie(s) dans le groupe constitué des oxydes métalliques, carbures métalliques, oxy-nitrures métalliques, nitrures métalliques, et leurs mélanges.
Avantageusement, ledit métal est un métal de transition, comme l’un au moins des éléments choisis parmi B, Ni, Ti, Zr ou Hf.
De manière encore préférée, la ou les charge(s) est/sont choisie(s) dans le groupe constitué de l’alumine, le carbure de silicium, le carbure de tungstène, le nitrure de bore, le quartz, et leurs mélanges.
Avantageusement, les charges présentes dans la sous-couche (3a) sont des charges dures inorganiques, de préférence des particules de carbures de silicium ou d’alumine ou de zircone ou de graphite, ou de noir de carbone, ou de céramiques, ou d’un ou plusieurs oxyde(s) métallique(s).
Avantageusement, le diamètre moyen d50 des charges est compris entre 0,1 et 50 µm, avantageusement encore entre 5 et 15 µm.
Avantageusement, la proportion de charges dans une couche est comprise entre 0,5 et 30 % en poids sec par rapport au poids total de ladite couche après cuisson, de préférence comprise entre 5 et 20 %.
Avantageusement, la proportion de charges dans la couche (3a) est supérieure à 20 % en poids, de préférence supérieure à 30 % en poids, par rapport au poids total de ladite couche.
Avantageusement, la proportion de charges dans la couche (3c) est inférieure à 10 % en poids par rapport au poids total de ladite couche.
Avantageusement, la proportion de charges dans les couches (3a), (3ab), (3b) et (3c) peut être identique ou différente.
Avantageusement, la nature des charges dans les couches (3a), (3ab), (3b) et (3c) peut être identique ou différente.
Avantageusement, lesdits additifs sont choisis dans le groupe constitué des agents anti-mousse, agents dispersants, agents mouillants, épaississants, ajusteurs de pH, huiles silicone réactives.
Avantageusement toujours, ladite au moins une souche bactérienne est choisie parmi les souche de Bacillus pseudomycoïdes déposée à la CNCM le 2 février 2022 sous le n° CNCM I-5813 (Bio J11) et le 22 juillet 2022, sous le n° CNCM I-5874 (J211) et le n° CNCM I-5873 ( J58).
Un deuxième objet de l’invention porte sur l’utilisation d’au moins une souche bactérienne vivante comme anti-germinatif.
Un troisième objet de l’invention porte sur souche bactérienne est choisie parmi les souche de Bacillus pseudomycoïdes déposée à la CNCM le 2 février 2022 sous le n° CNCM I-5813 (Bio J11) et le le 22 juillet 2022, sous le n° CNCM I-5874 (J211) et le n° CNCM I-5873 ( J58).
Un quatrième objet de l’invention concerne une composition destinée à inhiber la croissance des plantes des plantes comprenant au moins une souche telle que définie précédemment.
Description détaillée La germination est le début de développement d'une nouvelle plante, à partir d'une graine. Elle désigne plus spécifiquement la reprise du développement et du métabolisme (absorption d'eau, respiration, activité enzymatique, etc.) d'un embryon de spermatophyte (contenu dans une graine), jusqu'à émergence de la radicule.
Par inhibition de la germination des plantes, on entend une diminution d’au moins 10% du nombre de plantes ayant germé par unité de surface traitée et ceci par rapport à la surface équivalent non traitée, de préférence une diminution d’au moins 25%.
Par plantes, on entend de préférence les « mauvaises herbes » ou « adventices », qui sont des plantes dont la pousse n’est pas souhaitée.
De façon générale, les plantes sont des plantes herbacées ou des plantes ligneuses qu’elles soient monocotylédones ou dicotylédones.
Avantageusement, les plantes sont choisies dans le groupe consistant en les familles des Astéracées, des Poacées, des Cyperacées, des Polygonacées, des Brassicacées et des Apiacées.
De préférence, les plantes appartiennent à la famille des Poacées ou graminées.
L’étape d’application de la composition selon l’invention peut être effectuée par des techniques bien connues de l’homme du métier telles que, par exemple, la pulvérisation sur la surface de sol, ou encore l’injection ou la diffusion dans le sol.
Dans le cadre d’une inhibition de la croissance des plantes, l’étape d’application pourra être répétée, par exemple tous les 3 à 6 mois.
L’étape d’application est avantageusement effectuée dans des conditions météorologiques favorables.
De préférence, cette étape d’application est effectuée lorsque la température extérieure est comprise 0 et 30°C, de préférence entre 15 et 25°C.
Par sol, on entend aussi bien un sol qui présente des plantes à sa surface (plantes dont on veut contrôler la prolifération) qu’un sol dénué de plantes et contenant potentiellement des graines non germées et/ou en cours de germination. Avantageusement, le sol présente un taux d’humidité supérieur à 30%, de préférence supérieur à 40%.
Ainsi, on préfèrera réaliser l’étape d’application avant un épisode pluvieux ou après une irrigation. De la sorte, on sera à même de créer l’environnement le plus favorable possible pour la pénétration dans les sols et le développement de la souche bactérienne appliquée.
D’autres notations usuelles et utiles utilisées dans le présent document sont données dans la table suivante :
Notation Signification Identité mathématique Définition de relation Assignation d’une valeur à une variable Assigner à une valeur prise aléatoirement dans l’ensemble Toute fonction à sens unique (non spécifiée) Toute fonction de hachage cryptographique (non spécifiée) Générateur pseudo-aléatoire initialisé avec une graine égale à Complexité en temps de la fonction Complexité ignorant des facteurs logarithmiques L’ensemble des entiers naturels L’ensemble des entiers Anneau des entiers modulo 0 L’ensemble des nombres premiers de taille bits La concaténation des nombres binaires et . Ou exclusif des nombres binaires et .
L'invention appartient à la catégorie des procédés cryptographiques asymétriques dits également « procédés cryptographiques à clé publique ».
Il s'agit d'algorithmes et de protocoles permettant une communication sécurisée entre l'entité qui chiffre le message, dit expéditeur et généralement désigné par la référence dans le présent document et, l'entité qui le déchiffre, dit destinataire et généralement désigné par la référence dans le présent document. Initialement et ne partagent pas de clé secrète commune.
La cryptographie asymétrique définit deux clés : une clé publique connue de tous et une clé privée gardée confidentielle par le destinataire .
L'algorithme de chiffrement est supposé accessible à tous les expéditeurs potentiels souhaitant communiquer avec le destinataire .
L'algorithme de déchiffrement est également supposé accessible à tous et public.
Un programme informatique dont les instructions de programme provoquent la mise en œuvre des algorithmes et par tout ordinateur ou dispositif électronique agencé pour enregistrer ledit programme informatique dans une mémoire, peut être publié sans crainte pour la sécurité de ladite communication.
Ainsi, toute entité souhaitant envoyer un message de manière chiffrée à un destinataire déterminé peut utiliser la clé publique du destinataire afin de créer un chiffré à l'intention de . Seul sera capable de déchiffrer .
Dans un algorithme de chiffrement à clé publique, l’expéditeur chiffre le message à l’aide dudit algorithme de chiffrement pour obtenir un chiffré , à l’aide de ladite clé publique dudit destinataire . Réciproquement, le destinataire du message , déchiffre le chiffré en appliquant ledit algorithme de déchiffrement . Ce dernier est tel que où est la clé secrète liée à la clé publique détenue par ledit destinataire .
Lesdites clés publique et secrète sont générées à l’aide d’un algorithme probabiliste dit « algorithme de génération de paramètres » et d’un algorithme probabiliste dit « algorithme de génération de clés » dont il sera question par la suite. Parfois, et tel est le cas dans la présente invention, les algorithmes de génération de paramètres et de génération de clés sont fusionnés en un seul algorithme.
Ainsi, l’identité fondamentale du chiffrement asymétrique est .