INPI-France/Brevets-Francais-2024-Chunked huggingface dataset:
Du fait que l’un des moyens d’assemblage 4 du caisson 31 au renfort 32 s’étendent selon l’axe Y, la dimension selon l’axe X de l’élément structurant 3 est augmentée, comparativement à ce qu’il aurait été si l’ensemble des moyens d’assemblage s’étendait selon l’axe X uniquement. Cela a directement comme incidence une conception du pied milieu 8, ce dernier devant être défini selon la géométrie de la porte arrière 200 afin de garantir un écart prédéfini entre le côté de caisse et la porte arrière 200. Un tel écart, compris entre 1 et 4 mm, préférentiellement 3 mm +/- 10% est primordial pour rendre opérationnel le fonctionnement du dispositif d’étanchéité qui relie le côté de caisse à la porte arrière fermée.
Ainsi, la conception de la porte arrière selon l’invention permet une meilleure accessibilité à bord du véhicule, ce qui est un paramètre non négligeable, notamment dans la fabrication des véhicules de taille compact.
Toit ouvrant en toile pour véhicule automobile La présente invention se rapporte à un toit ouvrant en toile pour véhicule automobile.
État de la technique On connaît des véhicules automobiles décapotables, c’est-à-dire des véhicules dont le toit peut s’escamoter pour laisser les passagers du véhicule à l’air libre. Quand la météo n’est pas favorable, par exemple par temps de pluie ou de basse température, le toit se déplie de façon à protéger les passagers dans un cockpit fermé.
La représente un procédé de génération du code machine 32 à partir du code source 62 par le compilateur 60.
Lors d’une étape 70, le compilateur 60 réalise une compilation initiale du code source 62 pour obtenir un premier code machine en clair dans lequel les instructions Ii ne sont pas chiffrées. Le premier code machine ne comporte pas, à ce stade, d’instructions qui déclenchent la vérification de l’intégrité du code machine. Le premier code machine ne comporte pas non plus de signatures de référence.
Lors d’une étape 72, le compilateur 60 transforme automatiquement le premier code machine en un deuxième code machine qui contient en plus les instructions qui déclenchent la vérification d’intégrité. A cet effet, le compilateur 60 repère automatiquement, dans le premier code machine, les emplacements où doivent être insérées les instructions qui déclenchent la vérification d’intégrité. Ici, il repère les emplacements des instructions de branchement dans le premier code. Puis, après chacune de ces instructions repérées, le compilateur 60 insère automatiquement un emplacement permettant l’insertion ultérieure d’une signature de référence.
Lors d’une étape 74, le compilateur génère, à partir du deuxième code machine, un troisième code machine 32 dans lequel chaque instruction Ii est remplacée par son cryptogramme Ii* correspondant.
Par exemple, lors de l’étape 74, pour chaque suite d’instructions consécutives, le compilateur parcourt cette suite d’instructions dans l'ordre croissant des instructions Ii. Ici, une suite d’instructions consécutives est une suite d’instructions du deuxième code machine qui sont systématiquement exécutées les unes après les autres lors de l’exécution du code machine 32 par le calculateur 2. Pour chaque instruction Ii en clair rencontrée dans cette suite d’instructions, le compilateur 60 construit la signature Srefi à utiliser pour obtenir le cryptogramme I*i+1 correspondant. En absence d’erreur, la signature Srefi construite par le compilateur 60 est la même que celle qui est construite par le constructeur 42 pour déchiffrer le cryptogramme I*i+1 lors de l'exécution du code machine 32 par le microprocesseur 2. Pour cela, le compilateur 60 construit chaque signature Srefi en utilisant la même fonction f() que celle utilisée par le constructeur 42. Ainsi, chaque signature Srefi est obtenue à l’aide de la relation suivante : Srefi = f(Idi ; Srefi-1). Par exemple, pour cela, le compilateur 60 implémente un simulateur qui reproduit le fonctionnement de la chaîne 10 et, en particulier, du décodeur 22 et du constructeur 42. En particulier, l’émulateur parcourt le deuxième code machine et pour chaque instruction Ii du deuxième code machine :
- le simulateur produit les mêmes signaux de configuration que ceux générés par le décodeur 22 lorsqu'il a fini de décoder l'instruction Ii, puis
- le simulateur construit la signature Srefi à partir de l’ensemble Idi de ces signaux et de la précédente signature Srefi-1 construite en utilisant la fonction f().
Dans ce mode de réalisation, pour chiffrer la première instruction I1 du code machine, le compilateur utilise une signature de référence Sref0 prédéterminée et connue du microprocesseur 2. Typiquement, la signature Sref0 est une signature secrète connue seulement du microprocesseur 2 et du compilateur 60. Par exemple, la signature Sref0 est enregistrée dans une mémoire sécurisée du microprocesseur 2 et utilisée par le constructeur 42 pour déchiffrer le cryptogramme contenu dans le premier mot W1 du code machine 32.
Une fois la signature Srefi construite, le compilateur 60 obtient le cryptogramme Ii* à l'aide de la relation Ii* = g(Ii; Srefi-1), où la fonction g() est l'inverse de la fonction g-1(), c'est-à-dire qu'elle vérifie la relation suivante: Ii = g-1(g(Ii)). Dans cet exemple, le cryptogramme Ii* est obtenu à l'aide de la relation suivante : Ii* = Ii XOR Srefi-1. Chaque instruction Ii du deuxième code machine est alors remplacée par son cryptogramme Ii* pour obtenir le troisième code machine.
Le deuxième code machine peut comporter des instructions de branchement de sorte que l’instruction précédent une instruction Ii peut être soit l’instruction Ii-1 soit une autre instruction Ij selon le chemin emprunté. Dans ce cas, l’instruction Ii a plusieurs instructions précédentes Ii-1 et Ij. Par contre, il ne peut y avoir qu’un seul cryptogramme Ii*. Ici, le cryptogramme Ii* est soit égal à g(Ii; Srefi-1) soit égal à g(Ii; Srefj). Pour que le cryptogramme Ii* soit le même quel que soit le chemin emprunté, il faut que la signature Srefj soit identique à la signature Srefi-1. A cet effet, un mécanisme de mise à jour de la signature Srefj est implémenté. Par exemple, ici, le mécanisme de mise à jour des signatures connu sous l’acronyme GPSA (« Generalized Path Signature Analysis ») est implémenté. Le mécanisme GPSA est par exemple décrit dans l’article suivant : Mario Werner et Al : « Protecting the Control Flow of Embedded Processors against Fault Attacks », CARDIS 2015: Revised Selected Papers of the 14th International Conference on Smart Card Research and Advanced Applications - Volume 9514November 2015 Pages 161–176. Puisque le mécanisme de mise à jour des signatures est connu, la mise à jour des signatures dans le cas où une instruction a plusieurs instructions précédentes n’est pas décrite dans ce texte. Autrement dit, par la suite, la description est faite dans le cas particulier d’une suite d’instructions immédiatement consécutives, sachant que l’homme du métier sait comment appliquer cet enseignement dans le cas où le flot de contrôle du code machine présente plusieurs bifurcations correspondant, typiquement, à des instructions de branchement conditionnel.
Lors d’une étape 76, immédiatement après le cryptogramme Ii* de chaque instruction qui déclenche la vérification d’intégrité, le compilateur insère automatiquement un mot Wi+1 contenant le cryptogramme Srefi* pour obtenir le code machine 32.
Dans ce mode de réalisation, le cryptogramme Srefi* est obtenu à l’aide de la relation suivante : Srefi* = g(Srefi ; Srefi-1), où Srefi et Srefi-1 sont les signatures construites, respectivement, pour les instructions Ii et Ii-1 lors de l’étape 74.
La représente un procédé d’exécution du code machine 32 par le calculateur 2.
Le procédé débute par une étape 150 de fourniture du code binaire 30 dans la mémoire 4. Pour cela, par exemple, le microprocesseur 2 recopie la copie 40 à l'intérieur de la mémoire 4 pour obtenir le code binaire 30 enregistré dans la mémoire 4. Au préalable, ce code binaire 30 a été généré par le compilateur 60 en mettant en œuvre le procédé de la .
Ensuite, lors d'une phase 152, le microprocesseur 2 exécute le code binaire 30 et, en particulier, le code machine 32.
Pour cela, pour chaque mot Wi pointé par le compteur ordinal 26, la chaîne 10 exécute successivement les étapes suivantes :
Outre la passerelle GW, le réseau LAN présenté comporte des terminaux OC1, OC2, OC3 et OC4. Dans l’exemple décrit ici, le terminal OC1 est un téléphone de type smartphone, le terminal OC2 est de type imprimante, le terminal OC3 est de type caméra et le terminal OC4 est de type ampoule connectée. Ils sont aptes à communiquer selon les normes Wi-Fi et/ou Bluetooth sur le réseau local via la passerelle GW.
Il comporte aussi selon l’exemple un dispositif OCS apte à se positionner en espion passif ou actif sur le réseau local. Un espionnage passif consiste à intercepter les échanges de messages entre les différents terminaux. Un espionnage actif consiste à émettre des trames légitimes et illégitimes (par exemple dans le but de déconnecter les équipements légitimes). Dans l’exemple décrit ici, le dispositif OCS est un ordinateur portable.
Chacun des terminaux OCi du réseau local comporte au moins un identifiant MACi permettant à la passerelle de l’identifier de manière univoque dans le réseau local. Il peut notamment s’agir de son adresse MAC (pour « Media Access Control » en anglais). L’adresse MAC native du terminal est un identifiant physique stocké dans une interface de l’équipement, par exemple sa carte réseau. A moins qu’elle n’ait été modifiée par l’utilisateur du terminal, elle est unique. Il s’agit de l’adresse MAC dite dans la suite « constructeur », ou « native ». Son format est normalisé. Dans le format le plus courant, une adresse MAC est constituée de 48 bits (6 octets) et est généralement représentée sous la forme hexadécimale en séparant les octets par un double point. Par exemple 5E:FF:56:A2:AF:15. Elle comprend notamment une donnée de type « O.U.I » (pour Organizationally Unique Identifier) qui est un nombre de 24 bits assigné par l'IEEE (Institute of Electrical and Electronics Engineers). Ce numéro identifie un fabricant ou une organisation de façon unique dans une adresse MAC. Ainsi il est possible, à partir de l’adresse MAC constructeur de la caméra, de reconnaître un terminal de type « Caméra » d’un fabricant spécialisé dans la production de caméras. L’adresse MAC d’un terminal peut être modifiée par l’utilisateur. Dans la suite, on appellera cette adresse modifiée une adresse MAC utilisateur.
Selon une variante, l’identifiant du terminal peut être une adresse IP, ou un UUID (pour «Universally Unique Identifier » en anglais), par exemple dans le cas d’un protocole Bluetooth, ou une IMSI (pour International Mobile Subscriber Identity), ou un IPUI (International Portable User Identity, identifiant unique de l’objet dans le cadre de la norme DECT-ULE), etc.
Dans l’exemple représenté, le terminal OC3 souhaite se connecter au réseau LAN. À cet effet, il se procure le nom (SSID) et le mot de passe du réseau. L’invention propose qu’il entre alors en communication sur le réseau, non pas avec son adresse MAC propre (qu’elle soit « constructeur » ou « native »), mais avec l’adresse MAC empruntée à un autre équipement du réseau, par exemple OC2, si cet équipement n’est pas en communication sur le réseau. Ce mécanisme présente un double avantage : l’attaquant OCS aura plus de difficultés à s’emparer de l’adresse MAC de OC3, puisque celle-ci est variable dans le temps (il peut emprunter successivement l’adresse MAC de OC2, puis celle de OC1, etc.) et de surcroît ne correspondant plus à l’adresse MAC supposée d’une caméra (puisque l’adresse est empruntée selon cet exemple à une imprimante).
La est un logigramme représentant des étapes d’un procédé de connexion sécurisée, conforme à l’invention, mis en œuvre selon un mode de réalisation particulier par le système de connexion sécurisée décrit en référence à la . Selon ce mode de réalisation, le dispositif de connexion et le procédé de connexion sont sur le terminal OC3.
Au cours d’une étape E10 , le terminal OC3 reçoit le nom du réseau Wi-Fi, ou SSID (ex. : Livebox-IoT) et la clé Wi-Fi associée. Selon l’exemple décrit, il reçoit ces informations de la part du smartphone OC1. Selon un autre exemple, il peut réaliser un préappairage classique par échange de messages avec la passerelle GW pour récupérer le SSID.
Avant de se connecter au réseau Wi-Fi, l’équipement OC3 se positionne, au cours d’une étape E1 1 , en mode de surveillance. Dans ce mode, il détecte tous les terminaux connectés au réseau Wi-Fi et pour chacun d’eux, mémorise une adresse, selon cet exemple l’adresse MAC (MAC), qu’elle soit de type constructeur ou utilisateur, afin de construire une table en mémoire, dite ensemble de données d’état, ou table d’états. À cet effet, il analyse tous les messages diffusés sur le réseau local. Selon l’exemple de la :
Lors d’une sous-étape E11 0 , le terminal OC3 intercepte un message en provenance du terminal OC1 (le smartphone). Il mémorise son adresse MAC, MAC1.
Lors d’une sous-étape E111 , le terminal OC3 intercepte un message en provenance du terminal OC2 (l’imprimante). Il mémorise son adresse MAC, MAC2.
Optionnellement, le procédé mémorise aussi, sur réception d’un message, la date du paquet intercepté.
Optionnellement, le procédé en déduit le constructeur du terminal (on rappelle que les trois premiers octets d’une adresse MAC originale comprennent la référence du constructeur). Selon l’exemple, la première adresse MAC correspond à celle d’un constructeur de smartphones, noté COI ; la deuxième adresse MAC correspond à celle d’un constructeur d’imprimantes, noté COJ. Par exemple, le dispositif proposé peut mémoriser des identifiants des fabricants D-Link et Awox (marques déposées) qui commercialisent des objets connectés. Selon un autre exemple, s’il s’agit d’une liaison Bluetooth, un identifiant UUID peut aussi être déterminé à partir d’un champ d’un paquet de type « Bluetooth advertising » émis par le terminal. Le nom ou un préfixe du nom peut être déterminé à partir d’un identifiant Bluetooth de type « org.bluetooth.characteristic.gap.device_name » ou d’un numéro assigné selon la spécification Bluetooth, de type « 0x2a00 ».
Optionnellement, le procédé en déduit un type du terminal. Par exemple, pour un constructeur donné, il peut être connu que les adresses d’une première plage correspondent à des téléviseurs, et les adresses d’une seconde plage à des smartphones.
Optionnellement, le procédé en déduit une priorité : il peut par exemple affecter une priorité plus élevée aux adresses qui correspondent à un constructeur de capteurs de température, ou d’imprimantes, etc. Selon l’exemple, une priorité 3 (plus élevée) est affectée au constructeur d’imprimantes et une priorité 1 (plus faible) aux constructeurs de smartphones. Ceci signifie que le terminal OC3 préfèrera emprunter l’adresse d’une imprimante que celle d’un smartphone.
L’étape E11 s’achève selon un mode de réalisation après une durée déterminée à compter de la réception des identifiants de connexion. Selon un autre mode, l’étape E11 s’achève lorsqu’une adresse MAC d’une priorité donnée a été détectée. Selon encore un autre mode, l’étape E11 s’achève lorsque l’utilisateur le décide (il appuie par exemple sur un bouton qui déclenche l’appairage). À la fin de l’étape E11, le dispositif dispose d’une table en mémoire, dite table d’états, comportant les données d’état, comme présenté ci-dessous :
@MAC OUI PRIO Date premier paquet Date dernier paquet Statut MAC1 SMART_COI 1 7 avril 8 h 57 min 7 avril 8 h 57 min Connecté MAC2 IMPR_COJ 3 7 avril 8 h 58 min 7 avril 8 h 58 min Connecté
{Table 1] Tableau 1 E1 E2 E3 E4 Type de HH Alpha Alpha Bêta Bêta HH (g) 2 000 2 000 2 000 2 000 Eau (g) 612 612 1 566 1 566 HRA (g) 8 8 4 4 PlastRetard® (g) 8 8 30 30 PNS (g) 10 10 6 6 Débit d'air (l/min) 4 2 2 1 Débit d'agent moussant (l/min) 0,17 0,17 0,17 0,17 WSR de la pâte 31 % 31 % 80 % 80 %
Une fois préparées, les plaques de plâtre des exemples E1 et E4 ont été analysées par tomographie par rayons X et différentes caractéristiques de la structure de l'âme de plâtre ont été extraites et mesurées par un traitement des images 3D acquises par tomographie par rayons X. En particulier, les caractéristiques suivantes ont été extraites : - la distribution, par occurrence, de la coordination de voisinage, N, des pores d'air, ; - la distribution, par occurrence, oc, des épaisseurs de paroi, W (µm), des pores d'air connectés, ; - la distribution, par occurrence, oc, des épaisseurs de paroi, W (µm), des pores d'air non connectés, ; - la distribution cumulée en volume, cV, de diamètre équivalent, d (µm) des pores d'air connectés, ; - la distribution cumulée en volume, cV, de diamètre équivalent, d (µm) des pores d'air non connectés, .
En outre, la coordination moyenne de voisinage, l'épaisseur moyenne de paroi des pores d'air connectés, l'épaisseur moyenne de paroi des pores non connectés, le diamètre équivalent moyen des étranglements et le diamètre moyen des pores d'air connectés ont également été calculés. Les résultats sont donnés dans le tableau 2.
La perméabilité à l'air, K de Darcy, de chaque exemple a été mesurée respectivement par une méthode basée sur la loi de Darcy selon la norme ISO 8841. La porosité a été calculée à partir du poids mesuré des plaques de plâtre. Les résultats sont donnés dans le tableau 2.
La résistance mécanique de chaque exemple a été mesurée par indentation mécanique. Une bille sphérique de 8 mm est enfoncée dans la planche à vitesse constante tout en mesurant la pente de la courbe de résistance/déplacement. Les résultats sont donnés dans le tableau 2.
Tableau 2 E1 E2 E3 E4 Coordination moyenne de voisinage 3,9 3,4 2,6 2,1 Porosité 75 % 60 % 46 % 27 % Masse spécifique (kg/m3) 416 656 528 712 Perméabilité à l'air, K de Dracy (m2) 3,8.10-11 1,13.10-11 6,04.10-12 9,0.10-14 Épaisseur moyenne de paroi des pores d'air connectés (µm) 12,0 6,7 7,5 2,7 Épaisseur moyenne de paroi des pores d'air non connectés (µm) 62,9 43,0 41,8 32,8 Diamètre équivalent moyen des étranglements (µm) 90,8 57,8 49,2 28,6 Diamètre moyen des pores d'air connectés (µm) 258,8 136,9 114,4 68,6 Résistance mécanique (N/mm) 28,6 94,4 62,4 148,4
La coordination moyenne de voisinage, N (moy) des pores d'air en fonction du diamètre moyen des pores d'air connectés pour les exemples E1-E4 (ronds pleins).
La coordination moyenne de voisinage, N (moy) des pores d'air en fonction de la porosité, p, pour les exemples E1-E4 (ronds pleins).
La coordination moyenne de voisinage, N (moy) des pores d'air en fonction de la densité, d, pour les exemples E1-E4 (ronds pleins).
La montre qu'au moins 90 % des pores d'air des exemples selon l'invention ont une coordination de voisinage entre 0 et 8 avec une occurrence maximale entre 1 et 2. La coordination moyenne de voisinage, telle que rapportée dans le tableau 2, est comprise entre 2 et 6. Elle est plus élevée pour E1 et E2, qui sont réalisés à partir d'hémihydrates alpha, que pour E3 et E4, qui sont en hémihydrates bêta.
Comme illustré sur les et , pour le même niveau de porosité ou de masse spécifique, la coordination moyenne de voisinage des pores d'air connectés est plus élevée pour les exemples que pour les non-exemples.
Comme illustré sur la , l'occurrence maximale de l'épaisseur de paroi des pores d'air connectés pour les exemples E1 – E4 est d'environ 5 µm.
Concernant les parois non connectées, des exemples sont illustrés sur la ]. La distribution est plus étroite pour les exemples allant jusqu'à 150 µm avec une occurrence maximale centrée autour de 25 µm.
La distribution cumulée en volume de diamètres de pores d'air connectés et non connectés est représentée respectivement sur les et . Au moins 75 % des pores d'air connectés dans les exemples ont un diamètre inférieur à 300 µm.
Environ 90 % des pores d'air non connectés dans les exemples ont un diamètre inférieur à 100 µm.
Tous les modes de réalisation et exemples incluant des dessins, qui sont décrits ici, qu'ils concernent le premier ou le second aspect de l'invention, peuvent être combinés par l'homme du métier à moins qu'ils n'apparaissent techniquement incompatibles.
est une vue en perspective et partielle de la banderoleuse de la , zoomée sur le support du côté de sa face interne recevant trois premiers lecteurs de radio-identification ;
est une vue en perspective et partielle de la banderoleuse de la , zoomée sur le support du côté de sa face externe recevant un second lecteur de radio-identification ;
est une vue schématique de côté de la banderoleuse de la ;
est une vue schématique de dessus de la banderoleuse de la ;
est une vue schématique de côté et partielle de la banderoleuse de la .
En référence à la , une banderoleuse 1, selon un exemple de réalisation de l’invention, pour un enveloppement de charges 81 sur une palette 80, comprend un châssis 10, au moins un bras 11 monté mobile en rotation sur le châssis 10 autour d’un axe central 12, et un chariot 13 monté mobile en translation sur le bras 11 parallèlement à l’axe central 12 ; cet axe central 12 étant d’extension verticale ou orthogonale au plan horizontal sur lequel repose le châssis 10 de la banderoleuse 1. Ainsi, le bras 11 tourne autour de l’axe central 12 et donc autour de la palette 80 et de ses charges 81 ; et le chariot 13 coulisse verticalement le long du bras 11.
La banderoleuse 1 comprend un dispositif de déroulement d’un film d’enveloppement 14 monté sur le chariot 13, de sorte que le chariot 13 et ce dispositif de déroulement du film d’enveloppement 14 sont déplaçables à la fois en rotation et en translation autour d’une zone centrale 71 centrée sur l’axe central 12 ; la palette 80 étant placée dans cette zone centrale 71, afin que le dispositif de déroulement du film d’enveloppement 14 tourne autour de la palette 80 et de ses charges 81 pour envelopper ces charges 81 de haut en bas (ou de bas en haut) et tout autour de la palette 80, de préférence sur plusieurs tours.
Selon l’invention, la banderoleuse 1 est équipée d’un système de radio-identification 2 conformé pour interroger et réceptionner des signaux d’identification en provenance d'étiquettes RFID détectables 91, 92, associés à des identifiants d’étiquette respectifs, sur plusieurs tours du chariot 13 lors d’une opération d’enveloppement.
Ce système de radio-identification 2 comprend un support 20 qui est fixé sur le chariot 13 et qui présente une face interne 21 en regard de la zone centrale 71, et une face externe 22, opposée à la face interne 21, et qui est donc en regard d’une zone extérieure 72 qui est une zone périphérique s’étendant autour de la zone centrale 71 et donc de la palette 80.
Ce système de radio-identification 2 comprend au moins un premier lecteur de radio-identification 3 monté sur le chariot 13, et plus spécifiquement sur la face interne 21 du support 20, où ce premier lecteur de radio-identification 3 est muni d’une première antenne de réception tournée en direction de la zone centrale 71 afin d’interroger et réceptionner sur les plusieurs tours du chariot 13 des premiers signaux d’identification parmi les signaux d’identification. Dans l’exemple illustré sur la , le système de radio-identification 2 comprend trois premiers lecteurs de radio-identification 3.
Ce système de radio-identification 2 comprend en outre au moins un second lecteur de radio-identification 4 monté sur le chariot 13, et plus spécifiquement sur la face externe 22 du support 20, où ce second lecteur de radio-identification 4 est muni d’une seconde antenne de réception tournée dans une direction opposée à la zone centrale 71, vers l’extérieur de la zone centrale 71 (autrement dit tournée en direction de la zone extérieure 72), afin de réceptionner sur les plusieurs tours du chariot 13 des seconds signaux d’identification parmi les signaux d’identification. Dans l’exemple illustré sur la , le système de radio-identification 2 comprend un unique second lecteur de radio-identification 4.