INPI-France/Brevets-Francais-2024-Chunked huggingface dataset:
Le terme « biomasse » fait référence à un matériau dérivé d'organismes récemment vivants, qui comprend les plantes, les animaux et leurs sous-produits.
L’huile issue de sources renouvelables peut contenir une ou plusieurs huiles choisies parmi les huiles végétales, les graisses animales, préférentiellement les huiles hautement saturées non comestibles, les huiles usagées, les sous-produits du raffinage d'huile(s) végétale(s) ou d'huile(s) animale(s) contenant les acides gras libres, les tallols et les huiles produites par des bactéries, des levures, des algues, des procaryotes ou des eucaryotes.
L’huile ou la graisse d'origine végétale et/ou animale utilisée dans la présente invention contient avantageusement des triglycérides et/ou des acides gras libres et/ou des esters. Les huiles végétales peuvent avantageusement être brutes ou raffinées, totalement ou en partie.
L'homme du métier connaît également les triglycérides sous l'appellation tri ester d'acides gras et/ou des acides gras libres. Un tri ester d'acide gras est ainsi composé de trois chaînes d'acides gras. Ces chaînes d'acide gras sous forme de tri ester ou sous forme d'acide gras libre possèdent par exemple un nombre d'insaturations par chaîne, également appelé nombre de doubles liaisons carbone-carbone par chaîne, généralement compris entre 0 et 3 mais qui peut être plus élevé notamment pour les huiles issues d'algues qui présentent généralement un nombre d'insaturations par chaînes de 5 à 6.
Les molécules présentes dans les charges comprenant une huile ou une graisse d'origine végétale et/ou animale utilisées dans la présente invention présentent donc avantageusement un nombre d'insaturations par molécule avantageusement compris entre 0 et 18. Dans ces charges, le rapport entre la somme des nombres d'insaturations de toutes les molécules et le nombre de molécules est avantageusement compris entre 0 et 6.
Pour pallier ce problème, il est connu de mettre en œuvre un boitier de connexion disposé en partie en surépaisseur sur la face arrière du coffre contenant le volet roulant et fixé par vissage sur la tôle constituant ladite face arrière. La largeur du boitier de connexion est alors telle qu'elle permet de couvrir une interface de connexion aux câbles d'alimentation de la batterie et d'échapper à la menuiserie de la fenêtre contre laquelle est posé le coffre pour justement accéder audit connecteur. Ces deux points imposent de découper la tôle du coffre sur une large bande, ce qui a pour effet de fragiliser cette zone. En outre, on comprend bien que cette façon de faire présentent également les inconvénients suivants : - une augmentation du temps en production pour usiner les tôles et fixer ce boitier de connexion, - une augmentation de la complexité de la pose du coffre contenant le volet roulant, car il est nécessaire de caler le coffre pour tenir compte de la surépaisseur du boitier de connexion, notamment dans l'hypothèse où les coulisses associées audit coffre sont fixées contre la menuiserie de la fenêtre.
Le but de la présente invention est donc de proposer un coffre pour guider un volet roulant ou similaire en motorisation autonome équipé d’une batterie, d’un panneau photovoltaïque pour alimenter électriquement un moteur permettant l’enroulement et le déroulement dudit volet roulant ou similaire, et d'une interface de connexion aux câbles d'alimentation de ladite batterie permettant de recharger, le cas échéant, la batterie, ladite interface de connexion étant facile à mettre en œuvre sur ledit coffre sans, d'une part, fragiliser mécaniquement ce dernier et, d'autre part, augmenter le temps de production dudit coffre et la complexité de sa pose.
Conformément à l’invention, il est donc proposé un coffre pour volet roulant ou similaire en motorisation autonome, contenant au moins un arbre d'enroulement entrainé en rotation par un moteur électrique alimenté par une batterie raccordée à source d'énergie électrique renouvelable, et auquel est accroché un tablier dont chaque bord latéral est agencé pour se déplacer verticalement à l'intérieur d'une coulisse de guidage, et une tulipe disposée à l'extrémité supérieure de chaque coulisse de guidage et permettant de faire la liaison entre les coulisses de guidage et le coffre, remarquable en ce que la tulipe intègre au moins une partie des câbles électriques permettant de recharger la batterie, et un connecteur raccordé auxdits câbles électriques et agencé pour être connecté à un chargeur externe.
De manière avantageuse, chaque tulipe comprend une goulotte de guidage comportant au moins une première et une deuxième parois s'étendant perpendiculairement à la coulisse de guidage associée et disposées en vis-à-vis de sorte à déterminer un canal, et la deuxième paroi située du côté d'une paroi arrière du coffre s'étend au-delà de la coulisse de guidage associée en direction de l'autre coulisse de guidage et comporte un évidement longitudinal débouchant au moins à l'extrémité longitudinale de la deuxième paroi située du côté de ladite coulisse de guidage et configuré pour recevoir une partie des câbles électriques et le connecteur.
La deuxième paroi comporte de préférence une trappe inférieure amovible afin de pouvoir accéder au connecteur pour l'extraire de l'évidement et le connecter au chargeur externe.
Selon un mode de réalisation avantageux, la deuxième paroi comporte une découpe verticale au moins au droit de la coulisse de guidage, la portion la plus large de la deuxième paroi contenant alors au moins le connecteur et étant en partie insérée dans une découpe aménagée dans la paroi arrière du coffre.
est une vue en perspective avant partielle d'un coffre selon l'invention,
est une vue en perspective avant partielle du coffre de la sur lequel la trappe inférieure est ouverte,
est une autre vue en perspective avant partielle du coffre de la sur lequel les parois avant et inférieure sont retirées,
est une vue en perspective arrière partielle du coffre de la ,
est une vue en perspective arrière partielle du coffre de la sur lequel la trappe inférieure est ouverte,
est une autre vue en perspective arrière partielle du coffre de la sur lequel la paroi arrière est retirée et la trappe inférieure est ouverte.
Sur les figures 1 à 7, on a représenté un coffre 1, selon l'invention, pour guider un volet roulant ou similaire utilisé pour obturer ou au contraire libérer une ouverture, par exemple du type porte ou fenêtre, disposée dans une embrasure d'un bâtiment non représenté.
De manière classique, le coffre 1 est de forme globalement tubulaire et comprend au moins une paroi avant 2a, une paroi supérieure 2b, une paroi arrière 2c et une paroi inférieure 2d, ces dernières déterminant entre elles un volume interne 3 fermé à chacune de ses extrémités longitudinales par un flasque d'extrémité 4. Ledit coffre 1 présente en outre une fente 5 longitudinale aménagée entre la paroi inférieure 2d et la paroi arrière 2c et s'étendant le long de cette dernière. Dans l'exemple représenté sur les figures, les parois avant 2a et inférieure 2d sont formées par une seule pièce dont la section transversale est en forme générale de L, mais il va de soi que les parois avant 2a et inférieure 2d pourront également être formées par deux pièces indépendantes, sans sortir du cadre de la présente invention. Il en va de même pour les autres parois du coffre 1.
Ce protocole est expliqué ci-dessous à l’aide d’un exemple. On suppose que M A est l’arbre illustré sur la , tandis que la représente M B . Dans cette dernière figure, les nœuds qui diffèrent entre les deux arbres sont marqués en gras . Dans cet exemple, les nœuds racines sont comparés en premier. Comme ils sont différents, les nœuds de niveau 1 sont ensuite comparés. Les sous-nœuds de gauche (également appelés child nodes en anglais) de M A et M B (1 à 4) sont différents, mais les sous-nœuds de droite, qui représentent les partitions (5 à 8), sont identiques. On en déduit qu’il existe quelques différences dans les partitions 1 à 4, mais aucune différence dans les partitions 5 à 8. Ensuite, les nœuds subordonnés de (1 à 4) sont comparés. Les nœuds qui représentent les partitions (1 à 2) sont identiques, ce qui permet de conclure que les partitions 1 et 2 sont identiques dans les deux bases de données. Les nœuds qui représentent les partitions (3 à 4) sont cependant différents, de sorte que leurs sous-nœuds doivent être comparés. Enfin les sous-nœuds (3) et (4) sont comparés et le résultat est que la partition 3 est différente entre D A et D B , mais que la partition 4 ne l’est pas. Maintenant que les différences entre les deux bases de données sont délimitées, les deux copies des bases de données peuvent être réparées. Il convient de noter que si l’on sait maintenant dans quelles partitions se trouvent les différences, on ne sait toujours pas quelles clés sont incohérentes. Dans l’exemple précédent, nous avons constaté que toutes les clés dans la partition 3 sont potentiellement incohérentes. Il se peut toutefois qu’il y ait un grand nombre de clés dans cette partition et que le nombre réel de clés incohérentes soit faible (par ex. une seule clé). Généralement, on y parvient par exemple en échangeant les différentes partitions de base de données, bien qu’il soit également possible d'utiliser un autre algorithme pour synchroniser les deux partitions de base de données. Par exemple, on peut imaginer tous les objets (paires clé-valeur) d’une partition comme une base de données plus petite et appliquer un algorithme pour faire correspondre les deux petites bases de données (par ex. en se basant à nouveau sur les arbres de Merkle ou en utilisant un algorithme de correspondance de quantité). Les arbres de Merkle sont également utilisés dans le protocole de réparation anti-entropie pour déterminer les partitions de base de données qui doivent être réparées.
Le protocole à plusieurs tours est très semblable au protocole à un tour. La différence réside dans le fait que ce n’est pas l’arbre entier qui est échangé, mais d’abord uniquement les nœuds racines (niveau 0). Lorsque les nœuds racines sont identiques, les deux copies de la base de données sont identiques et il n’est pas nécessaire d’échanger d’autres informations. Dans le cas contraire, les nœuds du niveau 1 sont échangés. Les nœuds de niveau 1 sont alors comparés. Lorsqu'un nœud y est identique dans les deux arbres, aucun des sous-nœuds (également appelés child node en anglais) de ce nœud ne doit être échangé. En revanche, si un nœud est différent, ses sous-nœuds doivent être échangés. Dans l’exemple ci-dessus, le nœud racine serait échangé en premier. Comme les nœuds racines sont différents, leurs sous-nœuds (1 à 4) et (5 à 8) seraient échangés. Ensuite, les nœuds (1 à 2) et (3 à 4) seraient échangés, mais pas (5 à 6) et (7 à 8), car leur nœud parent (également appelé parent node en anglais) est identique dans les deux arbres. Ainsi, le protocole en plusieurs tours peut réduire le temps système, c’est-à-dire le nombre de nœuds à échanger. Cette augmentation de l’efficacité est toutefois obtenue au prix de tours de communication supplémentaires, qui entraînent un temps de latence plus élevé. Cela peut notamment poser problème lorsque le retard entre les différents nœuds est important. Comme on peut facilement le constater, le nombre de tours de protocole dépend de la profondeur de l’arbre de Merkle. Les arbres de Merkle utilisés en pratique pour la synchronisation de bases de données ont une profondeur d’environ 16 niveaux, ce qui signifie que le protocole à plusieurs tours nécessite 16 tours, afin de déterminer les différences entre les bases de données.
En ce qui concerne la taille de l’arbre à utiliser dans le protocole de réparation, il convient de noter qu’il existe un compromis entre la quantité de métadonnées échangées et la précision avec laquelle les différences sont détectées. Si les partitions de base de données doivent rester très petites, l’idéal serait de travailler dans un système dans lequel chaque partition ne contient qu’une seule entrée de base de données. Cela rendrait le protocole de réparation très précis, puisqu’il serait en mesure d’identifier exactement quelles entrées diffèrent entre D A et D B . Cependant, cela signifierait également qu’une grande quantité de métadonnées (un grand arbre de Merkle) doivent être échangées. En revanche, si les partitions de base de données sont grandes, seules quelques métadonnées sont transmises, c’est-à-dire que la taille de l’arbre de Merkle est faible. Cependant, le protocole de réparation est imprécis, car les partitions de base de données contiennent désormais un grand nombre d’entrées. Il convient de noter que chaque fois qu’une partition de base de données ne diffère que d’une entrée D A et D B , l’ensemble de la partition de base de données doit être échangée.
Slepian-Wolf ou codage de sources distribué
Le codage de sources distribué est un cadre général de la théorie de l’information, qui traite de la compression de plusieurs sources d’informations corrélées. Dans la présente invention, nous nous intéressons à une variante particulière du codage de sources distribué. Plus particulièrement, nous considérons une structure comportant deux séquences d’informations corrélées x 1 , x 2 , … et y 1 , y 2 , … , dans lequel chaque séquence est à des réalisations de deux variables aléatoires X et Y . Pour simplifier, supposons que les deux variables aléatoires X et Y prennent des valeurs d’un corps fini de comportant 2 ℓ éléments, F 2 ℓ . Par conséquent, x i et y i peuvent être considérés comme des réseaux de ℓ bits. Toutefois, ce n’est pas nécessairement le cas, car X et Y peuvent en principe prendre des valeurs de n’importe quel alphabet. La dépendance entre X et Y est caractérisée par la distribution de probabilité conditionnelle P X|Y (x|y) .
Dans ce système, il existe deux unités communicantes, le codeur et le décodeur. Le codeur ne peut observer que la variable aléatoire X , tandis que le décodeur ne peut observer que la valeur aléatoire Y . L’objectif est que le codeur transmette au décodeur une suite de n réalisations de X , x = ( x 1 , x 2 , x n ), tout en transmettant le moins d’informations (par ex. mesurées en bits) possible. Le cœur du problème réside dans le fait que le codeur doit compresser x sans avoir accès à y = ( y 1 , y 2 , y n ) et le décodeur doit décompresser sans avoir accès à x , comme représenté sur la .
En [6], il a été démontré qu’une compression sans perte (ou parfaite) est possible pour R ≥ H(X|Y) , dans lequel H(X|Y) est l’entropie conditionnelle de X avec Y , c’est-à-dire l’entropie de la distribution conditionnelle de la variable aléatoire X avec la variable aléatoire Y , X|Y. En général, on peut s’approcher de cette limite lorsque n , la longueur de séquence, augmente à l’infini, alors que la compression obtenue diminue généralement lorsque n est petit.
Dans la pratique, le codage de sources distribué peut être mis en œuvre à l’aide de codes de correction d’erreurs (ou codes de canaux). En réalité, un grand nombre de procédés de codage de sources distribué ont été proposés, basés sur différents codes de canaux.
Un choix courant est l’approche dite « syndrome », qui repose généralement sur des codes de contrôle de parité à faible densité (LDPC) [7]. Étant donné que l’on considère ici des variables aléatoires non binaires, il est préférable d’expliquer également cette approche à l’aide d'un code de canal non binaire. En particulier, considérons l’utilisation d’un code de canal C ( n, k ) qui est construit par l’intermédiaire de F 2 ℓ avec une matrice de contrôle de parité H . Le codeur compresse x en calculant le syndrome s = H x T , dans lequel (·) T désigne la transposition. Le syndrome s , qui a la longueur n - k et dont les éléments prennent également des valeurs dans F 2 ℓ , est envoyé au décodeur. Le décodeur utilise alors un décodeur basé sur les syndromes. En particulier, le décodeur peut calculer d’abord s' = H y T . Ensuite il calcule :
Ensuite, le décodeur tente de déterminer le « meilleur » vecteur d’erreur e possible, soumis à la condition . Par exemple, le décodeur peut essayer de calculer le vecteur d’erreur le plus probable, qui donne un syndrome
Trouver la solution exacte à ce problème constitue généralement un défi difficile. Au lieu de cela, le décodeur peut essayer de calculer ce qui suit
sous la condition . Cela peut être réalisé à l’aide d’un décodeur itératif (ou à passage de message) [7].
Une autre possibilité est constituée par l’approche dite de « parité », voir par ex. [10], où des turbo codes ont été utilisés. Cette approche s’appuie sur un code de correction d’erreur systématique ( n, k ). Selon cette approche, le codeur de sources distribué utilise x en tant qu’entrée pour le codeur de canal. Après l’application d’une permutation appropriée, la sortie peut être écrite sous la forme c = ( x , p ), dans lequel p est un vecteur n-k qui est appelé parité. Le codeur de sources distribué envoie alors uniquement les symboles de parité au décodeur, c’est-à-dire le vecteur p . Le décodeur construit alors un vecteur ĉ = ( y , p ), qui est ensuite transmis en tant qu’entrée au décodeur de canal. Il convient ici de noter que les deux parties de ĉ ont des fiabilités différentes. Tandis que y est interprété comme une version avec bruit de x , la parité p est une observation parfaite (sans bruit). Enfin, le décodeur de canal délivre au niveau de sa sortie une estimation pour x, . L’approche de parité peut également être modifiée afin d’utiliser un code sans débit systématique, c’est-à-dire un code LT ou Raptor, voir [11] et [12]. Cela signifie que les bits de parité supplémentaires peuvent être générés selon les besoins et envoyés au décodeur si celui-ci n’est pas en mesure de décoder les données, à savoir de la même manière que pour l’approche de parité compatible avec le débit.
Outre ces deux approches, l’approche basée sur le syndrome et celle basée sur la parité, il existe d’autres approches connexes. Par exemple, [13] a utilisé une approche générale qui permet en principe d’utiliser chaque code de canal, tandis que [14] a présenté une approche basée sur la polarisation des canaux.
Inconvénients de l’état de la technique
Le domaine intéressant (dans lequel fonctionnent les systèmes pratiques) est celui dans lequel les bases de données sont grandes (par ex. des millions d’entrées) et le nombre de différences entre les copies de base de données est faible par rapport à la taille des bases de données (au plus de 1 entrée sur 1000 entrées de bases de données, souvent même moins). Dans ce cas, les protocoles anti-entropie, qui sont basés sur les arbres de Merkle, travaillent avec un grand nombre de segments de base de données (grand arbre de Merkle), afin d’identifier avec précision les différences entre les différentes copies de base de données.
Comme illustré en , le dispositif 10 comprend un (ou plusieurs) processeur(s) 40 configurés pour exécuter des instructions pour la réalisation des étapes du procédé (ou du processus) de suivi et/ou pour l’exécution des instructions du ou des logiciels embarqués dans le dispositif 10. Le processeur 40 peut inclure de la mémoire intégrée, une interface d’entrée/sortie, et différents circuits connus de l’homme du métier. Le dispositif 10 comprend en outre au moins une mémoire 41 correspondant par exemple à une mémoire volatile et/ou non volatile et/ou comprend un dispositif de stockage mémoire qui peut comprendre de la mémoire volatile et/ou non volatile, telle que EEPROM, ROM, PROM, RAM, DRAM, SRAM, flash, disque magnétique ou optique.
Le code informatique du ou des logiciels embarqués comprenant les instructions à charger et exécuter par le processeur 40 est par exemple stocké sur la mémoire 41. La mémoire 41 peut constituer un support d’informations selon un mode de réalisation particulier en ce qu’elle comprend un programme d’ordinateur (par exemple PG1 représenté en figures 1-2) comportant des instructions pour la réalisation des étapes du procédé (ou du processus) de suivi de l’invention.
Selon un exemple de réalisation particulier et non limitatif, le dispositif 10 comprend un bloc 42 d’éléments d’interface pour communiquer avec des dispositifs externes, par exemple des bornes de recharges 4 (ou au moins une station de recharge 2 comprenant de tels bornes de recharge) et/ou le véhicule V3.
Selon un autre exemple de réalisation particulier et non limitatif, le dispositif 10 comprend une interface de communication 43 qui permet d’établir une communication avec d’autres dispositifs via un canal de communication 45. L’interface de communication 43 correspond par exemple à un transmetteur configuré pour transmettre et recevoir des informations et/ou des données via le canal de communication 45. L’interface de communication 43 correspond par exemple à un réseau filaire de type CAN (de l’anglais « Controller Area Network » ou en français « Réseau de contrôleurs »), CAN FD (de l’anglais « Controller Area Network Flexible Data-Rate » ou en français « Réseau de contrôleurs à débit de données flexible »), FlexRay (standardisé par la norme ISO 17458), Ethernet (standardisé par la norme ISO/IEC 802-3) ou LIN (de l’anglais « Local Interconnect Network », ou en français « Réseau interconnecté local »).
Le dispositif 10 communique par exemple avec les bornes de recharge 4 (ou la station 2) de la au moyen du bloc 42 d’éléments d’interface et/ou de l’interface de communication 43 de sorte à permettre les échanges de données comme décrit précédemment.
La illustre un diagramme des différentes étapes d’un procédé de suivi de bornes de recharges, telles que les bornes de recharge 4 comme précédemment décrit. Le procédé est par exemple mis en œuvre par le dispositif 10 précédemment décrit (figures 1-3), ce dispositif pouvant être distant des bornes de recharge 4 et du véhicule V3.
Dans une première étape 51, le dispositif 10 reçoit, en provenance des bornes de recharge 4, des données de borne DT1 représentatives d’au moins une recharge électrique en cours d’un premier véhicule V1 raccordé à une dite borne de recharge 4.
Dans une deuxième étape 52, le dispositif 10 détermine, à partir des données de borne DT1, un temps de recharge restant T1 d’un premier véhicule V1.
Dans une troisième étape 53, le dispositif 10 détecte, à partir d’un flux vidéo DT2, au moins un deuxième véhicule V2 en attente dans une zone d’attente d’une dite borne de recharge.
Dans une quatrième étape 54, le dispositif 10 détermine, par analyse du flux vidéo DT2, au moins une caractéristique CR1 de chaque deuxième véhicule
Dans une cinquième étape 55, le dispositif 10 détermine, à partir de ladite au moins une caractéristique CR1 de chaque deuxième véhicule V2, un besoin de recharge pour chaque deuxième véhicule V2.
Dans une sixième étape 56, le dispositif 10 détermine, à partir du besoin de recharge de chaque deuxième véhicule V2, un temps de recharge théorique T2.
Dans une septième étape 57, le dispositif 10 détermine, par sommation du temps de recharge théorique T2 de chaque deuxième véhicule V2, un temps de recharge théorique total T3 pour chaque borne de recharge 4.
Dans une huitième étape 58, le dispositif 10 détermine, à partir des temps T1 et T3, un temps de recharge théorique global T4 pour chaque borne de recharge 4.
En référence aux figures 5a à 5d, la fourche 1 peut également être employée pour une opération de déliage des bottes.
En référence à la , la fourche 1 est par exemple commandée de sorte que la tige du vérin 19 de la pince 8 soit étendue partiellement. La pince 8 se trouve alors en position de service tout en étant ouverte.