INPI-France/Brevets-Francais-2024-Chunked huggingface dataset:
Le dispositif d’appui pour pied 1 présente ainsi généralement une forme allongée, et comporte : - un corps principal 3 configuré pour être fixé à un élément de structure du véhicule automobile, notamment au tablier du véhicule ; - un bloc amortissant 5 comportant au moins une surface d’appui 5c et/ou 5d pour le pied d’un conducteur ; - une goulotte 7 configurée pour accueillir un faisceau électrique 8.
Le dispositif d’appui pour pied 1 est donc destiné à être fixé, notamment par l’intermédiaire du corps principal 3, à une partie d’un élément de structure du véhicule, tel qu’une partie du tablier située dans la cave à pied d’un véhicule automobile, par exemple la cave à pied conducteur.
Avantageusement, le dispositif d’appui pour pied 1 est situé à proximité et/ou sous un pédalier du véhicule (notamment une pédale d’accélération). De plus, en position montée, c’est-à-dire lorsque le dispositif d’appui pour pied 1 est fixé au tablier du véhicule, l’axe longitudinal du dispositif d’appui pour pied 1 est sensiblement orthogonal à l’axe longitudinal du véhicule (ou sensiblement parallèle à l’axe transversal du véhicule).
Comme cela est plus particulièrement visible aux et , le corps principal 3 présente ainsi deux faces principales opposées 3a et 3b : une première face 3a, dite face supérieure, et une deuxième face 3b, dite face inférieure.
En position montée, c’est-à-dire lorsque le dispositif d’appui pour pied 1 est fixé au tablier du véhicule, dans la cave à pied, la face inférieure 3b du corps 3 est orientée vers le tablier, et est en contact avec la couche d’insonorisant C recouvrant le tablier, tandis que la face supérieure 3a est orientée vers l’extérieur du tablier, et est destinée à être recouverte par un tapis d’habitacle, ou un textile du type moquette (notamment pour le respect de contraintes esthétiques).
On notera, par ailleurs, que le corps principal 3 est avantageusement en un matériau thermoplastique, tel que du polypropylène, et est par exemple réalisée par injection. Le corps principal 3 est donc avantageusement une pièce monobloc ou unitaire.
Le corps principal 3 présente, en outre, au niveau d’une de ses extrémités 3c, destinée à être en contact avec la couche d’insonorisant C du tablier, une forme incurvée, ou un décroché, configuré(e) pour être positionné(e) en appui sur la couche d’insonorisant C recouvrant le tablier du véhicule automobile. La forme de l’extrémité 3c du corps principal 3 permet ainsi d’accrocher et/ou d’ancrer le corps principal 3 du dispositif 1 à la couche d’insonorisant C. Cette extrémité 3c incurvée du corps principal 3 fait donc office de moyen de retenue supplémentaire et favorise le maintien en position du dispositif d’appui pour pied 1 lors d’un choc. Avantageusement, la forme incurvée (ou décroché) de l’extrémité 3c s’étend sur toute la longueur du corps principal 3c.
Le bloc amortissant 5 présente, quant à lui, sensiblement la forme d’un polyèdre, par exemple une forme de prisme. Le bloc 5 est avantageusement en un matériau thermoplastique, tel que du polypropylène expansé, et est par exemple réalisé par moulage. Le bloc amortissant 5 est également avantageusement une pièce monobloc ou unitaire.
Ladite goulotte 7, quant à elle, est aménagée avantageusement dans le corps principal 3, par exemple en conformant ledit corps 3 pour y aménager des formes et/ou des structures permettant d’y loger un ou plusieurs faisceaux électriques 8.
b) générer un courant de compensation entre la terre et le point neutre, le courant de compensation présentant une amplitude identique à l’amplitude du courant résiduel, et une phase opposée à la phase du courant résiduel, de manière à obtenir un courant résultant nul entre la terre et le point neutre,
le courant de compensation étant généré au moyen d’un dispositif comprenant un circuit de compensation propre à être raccordé entre au moins une des phases de la source de tension triphasée et la terre, le circuit de compensation comprenant une réactance entre une des phases de la source de tension triphasée et la terre.
la illustre de façon schématique une portion d’un réseau de distribution électrique haute tension comprenant une liaison électrique biphasée et un dispositif de compensation d’un déséquilibre capacitif conforme à un mode de réalisation possible de l’invention ;
la est une illustration détaillée de la liaison biphasée de la ;
la est une construction géométrique mettant en évidence un courant résiduel généré par une liaison biphasée ;
la représente de façon schématique un dispositif selon un mode de réalisation possible de l’invention ;
la est une représentation sous forme d’un diagramme de Fresnel sur laquelle sont superposés des courants unitaires, un courant résiduel et une construction géométrique d’un courant de compensation ;
la est une construction géométrique des courants unitaires et du courant résiduel de la ;
la est un algorigramme d’un procédé de compensation d’un déséquilibre capacitif conforme à un mode de mise en œuvre possible de l’invention ; et
les figures 8 à 11 sont des représentations sous forme de diagrammes de Fresnel de plusieurs états du réseau de distribution d’énergie électrique.
DESCRIPTION DETAILLEE Description du dispositif Sur la , le réseau de distribution électrique haute tension 1 représenté comprend :
- une source de tension triphasée 2 comprenant une source de production électrique 20, une première phase 21, une deuxième phase 22, une troisième phase 23 et un transformateur triphasé 24,
- un point neutre N,
- une terre T,
Un tel procédé repose sur la mise en œuvre d’une chaine de Markov à états cachés. La présente solution consiste alors à utiliser un enchainement de données de mobilité relatives à un terminal mobile en association avec un ou plusieurs graphes de réseaux de transport, e.g. réseau routier ou autoroutier, réseau ferré, réseau métropolitain, etc., afin de déterminer un itinéraire emprunté par le terminal mobile. Pour cela, le procédé met en œuvre un modèle de Markov à états cachés dans lequel les états observés correspondent aux données relatives aux évènements réseau impliquant le terminal mobile et les états cachés correspondent à des segments de route de graphes des réseaux de transport.
Dans une étape G1, des données de signalisations sont collectées, par exemple au moyen de sondes disposées dans un réseau de communication radio. Ces données de signalisation sont ensuite mémorisées dans une ou plusieurs bases de données. Dans une telle base de données, chaque entrée correspond par exemple à un événement réseau.
un identifiant d’un terminal mobile (par exemple un pseudonyme identifiant de façon unique le terminal mobile pour l’opérateur), des données d’horodatage de la survenue de l’événement réseau, un identifiant de la station de base ou de la cellule qui est associée à l’évènement réseau.
Dans les modes de réalisation détaillés, des données de signalisation enrichies peuvent également être mémorisées dans la base de données. Ainsi, un événement réseau peut également être associé à une carte de vraisemblance de prise en charge par la cellule associée à la station de base avec laquelle le terminal mobile a interagi lors de la survenue de l’événement réseau.
Une carte de vraisemblance de prise en charge par une cellule associée à une station de base, peut par exemple être obtenue par simulation. Sachant que la zone de couverture d’une station de base est constituée d’une pluralité de cellules, une pluralité de cartes de vraisemblance de prise en charge peut être associée à une même station de base. Par exemple, pour une station de base comprenant une antenne , une carte de vraisemblance de prise en charge peut représenter une probabilité de connexion du terminal mobile à l’antenne (avec l’un des pixels de la carte), au point de coordonnées sachant que le terminal mobile est situé sur le pixel .
La carte géographique représentative de la zone de couverture de la station de base étant partitionnée en pixels, la formule des probabilités totales permet d’obtenir la probabilité, pour un terminal mobile de se trouver sur le pixel sachant qu’il est connecté à l’antenne de la station de base:
ce qui équivaut, en notant l’ a priori de présence du mobile sur le pixel , à
A partir de ces probabilités et en choisissant un a priori de présence du terminal mobile on obtient une carte de densité spatiale de présence.
Un tel a priori peut être choisi, par exemple, parmi une présence uniforme, une présence le long des axes routiers, et/ou une présence en fonction d’une densité de population, etc. Une telle carte géographique représentative de la zone de couverture de la station de base est, par exemple, obtenue par simulations. L’ a priori de présence du mobile choisi peut dépendre de la population de terminaux mobiles que l’on souhaite surveiller . Selon un premier exemple, on peut choisir un a priori de présence du mobile lorsque l’on souhaite déterminer la distance parcourue sur l’ensemble de la zone de couverture de la station de base. Selon un second exemple, on peut choisir un a priori de présence le long des axes routiers si l’on souhaite déterminer la distance parcourue de terminaux mobiles embarqués dans des véhicules. Selon un troisième exemple, on peut choisir un a priori de présence en fonction d’une densité de population si l’on souhaite surveiller un mouvement de terminaux mobiles dans des lieux d’habitation.
Un exemple d’une carte de vraisemblance de prise en charge par une cellule associée à la station de base obtenue avec un a priori de présence uniforme du mobile est représenté à la .
Un autre exemple d’une carte de vraisemblance de prise en charge par une cellule obtenue avec un a priori de présence du mobile le long d’un axe routier et d’une ligne de train à grande vitesse est représenté à la .
Dans certains modes de réalisation, un événement peut être également associé, dans la base de données, à une valeur d’un rayon d’action d’une antenne de la station de base correspondante. Ce rayon d’action peut par exemple être exprimé en mètres. Un tel rayon d’action peut aller de quelques dizaines de mètres à plusieurs centaines de mètres.
Ainsi, pour une cellule d’une station de base (par exemple chaque cellule de la station de base), il peut être possible de définir un rayon d’action R tel que la probabilité de présence d’un terminal mobile dans un disque de rayon R autour du centre de cette cellule sachant que la probabilité de la survenue d’un événement réseau à un instant considéré est supérieure ou égale à une première probabilité (telle que 85% dans l’exemple détaillé). Un tel événement réseau est, par exemple, une connexion d’un terminal mobile à une antenne de la station de base servant la cellule considérée à un instant donné.
Le rayon d’action R peut par exemple dépendre notamment de la technologie utilisée (selon qu’elle est conforme aux normes de télécommunications de 2 ème , 3 ème , 4 ème (LTE) ou 5 ème générations) et/ou de la nature de zone géographique concernée, e.g. rurale, urbaine ou périurbaine.
Un autre exemple possible de fonction g-1() est celle définie par la relation suivante : ii = i*i XOR Si-1 XOR ks, où ks est la clé secrète connue seulement du calculateur 2.
Si la puissance de calcul le permet, la fonction g-1() peut aussi être une fonction de déchiffrement, par exemple, symétrique. La signature Si-1 peut alors être utilisée comme clé de déchiffrement. Dans un autre exemple, la clé de déchiffrement est la clé secrète ks indépendante des signatures Si. Dans ce dernier exemple, c’est une combinaison des bits du cryptogramme Ii* et de la signature Si-1 qui est déchiffrée à l’aide de la clé ks. A chaque fois que la fonction g-1() est modifiée, la fonction g() de chiffrement doit être adaptée en conséquence.
D’autres modes de réalisation sont possibles pour chiffrer les signatures de référence contenues dans le code machine. Par exemple, en variante, le cryptogramme Srefi* contenu dans le mot Wi+1 est obtenu à l’aide de la relation suivante : Srefi* = g(Srefi ; Srefi) et non pas la relation Srefi* = g(Srefi ; Srefi-1). Cette variante présente l’avantage que quel que soit le mot Wi du code machine, la clé utilisée pour déchiffrer le cryptogramme qu’il contient est la signature Srefi-1. Ainsi, il n’est pas nécessaire de savoir si le mot Wi contient le cryptogramme d’une instruction ou d’une signature de référence pour être capable de sélectionner la clé de déchiffrement. Toutefois, dans ce cas, cela impose des contraintes supplémentaires sur le choix de la fonction g() de chiffrement. Par exemple, la fonction g() de chiffrement ne peut plus être un simple « OU EXCLUSIF » comme précédemment décrit car le résultat de Srefi XOR Srefi est systématiquement nul. Un exemple d’une fonction g() qui convient dans ce cas est une fonction de chiffrement symétrique.
Une autre fonction g’-1() de déchiffrement peut être utilisée à la place de la fonction g-1() lorsque le cryptogramme à déchiffrer est celui d’une signature de référence. Par exemple, alors que la fonction « OU EXCLUSIF » est utilisée pour déchiffrer les cryptogrammes Ii*, la fonction g’-1() est une fonction de déchiffrement symétrique qui utilise une clé secrète prédéterminée kSref.
Variantes de la vérification de l’intégrité :
D’autres solutions sont possibles pour identifier que le mot chargé contient une signature de référence et non pas une instruction. Par exemple, dans un mode de réalisation particulier, chaque mot Wi contenant le cryptogramme Ii * d’une instruction est suivi d’un mot Wi+1 contenant tout ou partie du cryptogramme Srefi*. Dans ce cas, chaque mot pair chargé de la suite d’instructions, contient un cryptogramme d’une signature de référence. Il n’est alors pas nécessaire que l’instruction Ii soit une instruction de branchement qui indique que le mot suivant du code machine contient le cryptogramme Srefi*. Dans une variante du précédent mode de réalisation, la taille des mots Wi est augmentée de manière à enregistrer dans chaque mot Wi à la fois le cryptogramme Ii* et le cryptogramme Srefi*. Dans cette dernière variante, le cryptogramme Srefi* n’est pas enregistré dans le mot supplémentaire Wi+1.
D’autres instructions que les instructions de branchement peuvent être utilisées pour déclencher la vérification d’intégrité. Par exemple, en variante, le code machine comporte une instruction spécifique qui, lorsqu’elle est exécutée par l’unité 24, indique que le mot suivant contient tout ou partie du cryptogramme Srefi* et déclenche le déchiffrement du cryptogramme Srefi* puis sa comparaison à la signature Si construite.
En variante, le cryptogramme Srefi* est contenu dans le mot Wi-1 qui précède le mot Wi contenant le cryptogramme Ii* et non pas dans le mot Wi+1 comme précédemment décrit. Dans ce cas, l’instruction contenu dans le mot Wi-2 provoque le déchiffrement et le chargement de la signature Srefi dans le vérificateur 44 et le vérificateur compare la signature Srefi chargée à la signature Si construite après que le décodeur 22 ait décodé l’instruction Ii.
Dans une autre variante, les signatures de référence ne sont pas enregistrées dans la mémoire d’instructions qui contient le code machine 32. Par exemple, les signatures de référence sont enregistrées dans une mémoire sécurisée indépendante de la mémoire d’instructions contenant les cryptogrammes Ii*. Typiquement, la mémoire sécurisée est une mémoire seulement accessible par le vérificateur 44. Dans ce cas, il n’est pas nécessaire que les signatures de référence soient stockées dans cette mémoire sécurisée sous forme de cryptogrammes. Dans cette variante, le code machine comporte des cryptogrammes d’instructions de chargement. Après déchiffrement, cette instruction de chargement est exécutée. Son exécution provoque le chargement de la signature de référence enregistrée dans la mémoire sécurisée. Par exemple, en réponse à l’exécution d’une telle instruction de chargement, la signature de référence est chargée dans le vérificateur 44 puis utilisée pour vérifier la signature construite pour une instruction décodée.
En variante, seule une partie du cryptogramme Srefi* est enregistrée dans un mot du code machine. L’autre partie de ce cryptogramme Srefi* est enregistrée ailleurs, par exemple, dans la mémoire sécurisée mentionnée au paragraphe précédent.
D’autres mécanismes de mise à jour des signatures, différents du mécanisme GPSA, sont possibles. Par exemple, en variante, à chaque fois qu’une instruction de branchement est exécutée, cela déclenche le chargement, par exemple à partir d’une mémoire sécurisée, d’une signature de référence associée à cette instruction de branchement.
En variante, seules certaines instructions du code machine sont chiffrées. Par exemple, pour cela, une instruction spécifique est ajoutée au jeu d'instructions du microprocesseur 2. Lorsque cette instruction spécifique est exécutée par l'unité 24, elle indique au microprocesseur que les T prochaines instructions ne sont pas des instructions chiffrées et ne doivent donc pas être déchiffrées. Typiquement, le nombre T est un nombre entier supérieur ou égal à 1 ou 10 ou 100.
Chaque mot Wi peut contenir des métadonnées en plus du cryptogramme Ii*. Par exemple, ces métadonnées permettent de vérifier l’intégrité ou l’authenticité du cryptogramme Ii* avant que celui-ci ne soit chargé par la chaîne 10 de traitement. Ces métadonnées peuvent aussi être utilisées pour indiquer que le mot Wi contient le cryptogramme d’une signature de référence ou, au contraire, le cryptogramme d’une instruction.
Selon une autre variante, c'est un bit spécifique d'un registre de statut ou de contrôle du microprocesseur 2 qui indique si le mot chargé contient ou non le cryptogramme d’une instruction. Plus précisément, lorsque ce bit spécifique prend une valeur prédéterminée, le mot chargé est traité par la chaîne 10 comme une instruction. Si ce bit spécifique prend une valeur différente de cette valeur prédéterminée, alors le mot chargé est traité comme une signature de référence.
Lors de la compilation du code machine 30, l’étape 76 peut être réalisée en même temps que l’étape 72. Dans ce cas, lors de l’étape 72, pour chaque instruction de branchement, le compilateur 60 calcule en plus la signature Srefi correspondante et l’insère dans le mot Wi+1 qui suit cette instruction de branchement. Dans ce cas, de préférence, lors de l’étape 74 chaque signature Srefi est chiffrée en utilisant exactement le même algorithme que celui utilisé pour chiffrer les instructions Ii de sorte que, lors de l’étape 74, le compilateur n’a pas à distinguer les mots qui contiennent une instruction en clair des mots qui contiennent une signature en clair.
Alors, pour compenser l’effet du vent sur la fatigue de la structure de l’aéronef 10, le sous-système 101 d’ajustement de la loi de commande de l’aéronef 10 calcule le terme de compensation du vent u w de la façon suivante :
Ainsi, dans le mode de réalisation où
il ressort que
Deuxième méthode
Dans une deuxième méthode, l’aéronef 10 est modélisé par un filtre du premier ordre, avec une constante τ, ou du deuxième ordre, avec un amortissement ξ 0 et une pulsation ω 0 . La constante τ, tout comme l’amortissement ξ 0 et la pulsation ω 0 , sont des caractéristiques dynamiques obtenues grâce à un simulateur. Le premier ou deuxième ordre correspond à des modélisations plus ou moins précises de l’aéronef 10. Le deuxième ordre sera plus précis que le premier ordre. Le choix entre premier ordre et deuxième ordre est fait en fonction d’une précision désirée.
Il est possible de modéliser la loi de commande des gouvernes ajustée u a de la façon suivante :
- représente la consigne de l’asservissement (par exemple, l’assiette ou la vitesse angulaire de tangage)
- représente la mesure de la grandeur asservie, comme l’assiette ou la vitesse engulaire de tangage. A noter que comprend la contribution du pilote sur la grandeur asservie, ainsi que la contribution du vent V .
- et sont des coefficients prédéterminés relatifs à la loi de commande des gouvernes u i obtenue à l’étape 201, de sorte que :
Les coefficients et peuvent être déterminés par placement de pôles d’un système en boucle fermée selon un méthode de commande par retour d’états, comme il est par exemple adressé au lien suivant :
https://fr.wikipedia.org/wiki/Commande_par_retour_d%27%C3%A9tat
En considérant la commande des gouvernes de l’aéronef 10 comme un système en boucle fermée, le sous-système 101 d’ajustement de la loi de commande de l’aéronef 10 calcule un retour (« feedback » en anglais) visant à annuler l’impact du vent V sur l’aéronef 10. La modélisation du système en boucle fermée comporte un premier terme qui dépend de la consigne, typiquement le facteur de charge verticale commandé Nzc, et un deuxième terme qui dépend du vent V , appelé en automatique « fonction de sensibilité ». L’expression de cette fonction de sensibilité peut être obtenue analytiquement. La fonction de sensibilité est exprimée sous forme d’un numérateur et d’un dénominateur. Le dénominateur est par exemple déterminé par une méthode classique par placement de pôles, et le sous-système 101 d’ajustement de la loi de commande de l’aéronef 10 cherche à annuler le numérateur pour annuler l’effet du vent V .
Il ressort que, avec un filtre du premier ordre, les coefficients sont fixés de la manière suivante :
ce qui annule le terme proportionnel à la dérivée seconde de l’estimation de vent V ,
- l'indication par l'intermédiaire d'une interface homme-machine de la détection des fautes,
- l'interruption immédiate de l'exécution du code machine 32 et/ou sa réinitialisation, et
- la suppression du code machine 32 de la mémoire 4 et/ou la suppression de la copie 40 de sauvegarde et/ou la suppression des données secrètes.
Les étapes 154, 156, 158 et 160 sont typiquement exécutées chacune en un cycle d’horloge. De plus, certaines de ces étapes sont, de préférence, exécutées en parallèle pour différentes instructions successives du code machine 32. Par exemple, la chaîne 10 peut exécuter en parallèle :
- l’étape 154 pour charger le cryptogramme Ii+1*,
- l’étape 158 de décodage de l’instruction Ii, et
- l’étape 160 d’exécution de l’instruction Ii-1.
Variantes du calculateur :
La mémoire 4 peut aussi être une mémoire non volatile. Dans ce cas, il n'est pas nécessaire de copier le code binaire 30 à l'intérieur de cette mémoire avant le lancement de son exécution puisqu'il s'y trouve déjà.
La mémoire 4 peut aussi être une mémoire interne intégrée à l'intérieur du microprocesseur 2. Dans ce dernier cas, elle est réalisée sur la même puce (« die » en anglais) que les autres éléments du microprocesseur 2. Enfin, dans d'autres configurations, la mémoire 4 se compose de plusieurs mémoires dont certaines sont réalisées sur la puce du microprocesseur et d’autres sont réalisées sur une autre puce mécaniquement indépendante de la puce du microprocesseur.
En variante, l’opération de chargement du mot Wi et l’opération de déchiffrement du mot Wi sont réalisées lors du même cycle d’horloge par l’étage de chargement. Autrement dit, dans cette variante, le module 20 de déchiffrement est intégré dans le chargeur 18. Dans une autre variante, l’opération de déchiffrement du cryptogramme Wi et l’opération de décodage de l’instruction Ii sont réalisées lors du même cycle d’horloge. Autrement dit, dans cette variante, le module 20 de déchiffrement est intégré dans le décodeur 22. Il est aussi possible de placer le module 20 de déchiffrement n’importe où entre la mémoire d’instructions et le chargeur 18 d’instructions. Dans ce cas, le chargeur 18 d’instructions charge une instruction Ii qui a déjà été déchiffrée et non pas le mot Wi contenant le cryptogramme Ii*. Toutefois, cette dernière variante peut présenter un niveau de sécurité inférieur aux autres variantes.