Brevet FR2613093A1 — publié le 19880930

DESCRIPTION Domaine technique La présente invention concerne un système de calcul utilisant un processeur comportant plus d'un mode d'adressage. La présente invention concerne plus particulièrement un système de calcul pouvant exploiter le même programme d'applications dans chaque mode d'une pluralité de modes d'adressage. Art antérieur On demande aux micro-calculateurs (calculateurs personnels) d'assurer des tàches de traitement de données de plus en plus complexes sans dégradation du temps de réponse. D'autre part, afin d'assurer les taches les plus compliquées, des commandes de dispositifs supplémentaires, des programmes de définition de réseaux, des programmes de raccordement de système principal, des programmes de gestion de sessions, etc..., doivent être chargées dans l'espace de mémoire disponible. Le volume de l'espace laissé pour les programmes d'applications de l'utilisateur est ainsi réduit, ce qui conduit à des compromis peu souhaitables en ce qui concerne la mémoire, le fonctionnement et les performances du système. Pour résoudre ce problème, les derniers micro-processeurs disponibles sur le marché, offrent un volume de mémoire adressable qui a été considérablement augmenté. Par exemple, dans le cas du micro-processeur Intel Corporation 8088/8086, (dans la suite du document, les microprocesseurs seront appelés plus simplement "unité centrale de traitement" ou "CPU"), le volume de mémoire adressable est de l'ordre de 1MB (Megamultiplets) tandis que dans le nouveau CPU 80286, approximativement 16MB peuvent être adressés. Le 80286 utilise cependant deux modes d'adressage différents et mutuellement incompatibles. Le premier mode appelé mode "réel", est exactement le même mode d'adressage que celui utilisé dans le CPU 8088/8086 et des programmes écrits pour une machine utilisant le CPU 8088/8086, par exemple le vaste ensemble de logiciel écrit pour le calculateur IBM PC et ses compatibles, peuvent être utilisés en mode réel étant donné que le même système d'entrée/sortie de base (BIOS) peut être utilisé directement. Cependant, en mode réel, étant donné que le mode d'adressage est en fait le même que pour 26 1 3093. le 8086/8088, le volume de mémoire adressable est toujours limité à approximativement 1MB. Le second mode appelé mode "protégé", utilise un schéma d'adressage de mémoire différent et avec ce schéma, on peut adresser jusqu'à approximativement 16MB de mémoire. Cependant, en raison du fait que le mode d'adressage est effectivement différent, les systèmes BIOS précédents ne peuvent pas être utilisés avec succès et les calculateurs qui ont utilisé le CPU 80286 n'ont pas pu simultanément tirer avantage du volume accru de mémoire disponible en mode protégé et utiliser du logiciel écrit pour le CPU 8086/8088. La figure 1 représente une mappe de mémoire d'une application de microcalculateur classique utilisant un CPU 802886 et montrant un exemple d'organisation de mémoire. Des adresses de mémoire dans la plage comprise entre OKB (Kilo-multiplets) et 40KB, sont récupérées par le système BIOS (Système d'entrée-sortie de base) et le système OS (Système de fonctionnement), les exemples les plus célèbres étant le système PC DOS et le système MS DOS commercialisés par Microsoft Corporation. Il est attribué à l'utilisateur l'espace compris entre 40KB et 640KB à la fois en mode réel et en mode protégé. Les mémoires intermédiaires vidéos occupent la plage de 640KB & 752KB et les mémoires mortes (ROM) la plage de 752KB à 1MB. Il s'agit là de toute la mémoire qui peut être adressée en mode réel. Cependant en mode protégé, 15 MB de volume supplémentaire de mémoire adressable sont à la disposition de l'utilisateur. Afin de mieux faire comprendre le problème résolu par la présente invention, on va maintenant décrire en détail les deux modes d'adressage. Dans les deux unités CPU 8088/8086 et, en mode réel, dans l'unité CPU 80286, la mémoire physique est adressée directement en utilisant des pointeurs de 32 bits. Comme le montre la figure 2, chaque pointeur de 32 bits est composé d'un décalage de 16 bits (bits 0 à 15) et d'un segment de 16 bits (bits 16 à 31). La mémoire est divisée en segments de 64KB et chacune des valeurs des segments de 16 bits des pointeurs, correspond directement à l'un de ces segments de 64KB en mémoire. C'est-à-dire que le segment de pointeur n multiplié par 2 (ou, de manière équivalente, décalé d'un emplacement en hexadécimal), indique directement l'adresse du premier multiplet de huit bits de données dans le segment n de la mémoire, à savoir la limite entre les 26 1 3093 segments n-1 et n en mémoire physique. D'autre part, le décalage indique un déplacement depuis la limite entre les segments n-l et n. Comme indiqué par le schéma de la figure 3, pour obtenir la valeur de 20 bits qui adresse directement un emplacement de multiplet donné (adresse d'opérande) en mémoire physique, la valeur du segment est multipliée par 2 et ajoutée à la valeur de décalage. Cette adresse de 20 bits est appliquée directement a la mémoire comme une adresse. Dans le mode protégé du 80286, le BIOS n'utilise pas de mémoire physique sous la forme de segments et de décalages. De plus, la mémoire n'est pas divisée en segments de 64KB. A la place, on utilise l'adressage de mémoire "virtuelle" dans lequel les adresses ne correspondent pas directement a des emplacements distincts en mémoire physique. Afin de permettre une utilisation plus efficace de l'espace de mémoire disponible tout en conservant un adressage relativement facile, la mémoire est a nouveau divisée en segments mais les segments peuvent être de longueurs variables. La génération des adresses physiques réelles est assurée intérieurement au CPU 80286, hors de portée de l'utilisateur et du BIOS. Le mode d'adressage protégé sera expliqué plus en détail en se reportant à la figure 4 des dessins. Comme dans le cas du 8088/8086 et du mode réel, le BIOS adresse la mémoire en utilisant un pointeur de 32 bits. En mode protege, les 16 bits inférieurs (bits 0 a 15) du pointeur sont aussi considérés comme un décalage. En raison du fait que sa fonction est différente de celle du segment dans le 8088/8086 et en mode réel, la partie supérieure de 16 bits du pointeur est appelée un "sélecteur". Au lieu de simplement le multiplier par 2 et de l'ajouter au décalage, le sélecteur est utilisé comme un pointeur a un descripteur de segment contenu dans une table de descripteurs de segments qui est assemblée dans une zone prédéterminée de la mémoire physique. Chaque descripteur de segment contient une valeur de 24 bits qui indique l'adresse de base (adresse de limite inférieure) du segment correspondant dans la mémoire physique. Pour obtenir l'adresse réelle d'un opérande désiré en mémoire physique, la valeur du descripteur de segment de 24 bits récupérée par le sélecteur est ajoutée au décalage. En raison du fait que les sélecteurs employes en mode protégé ont ainsi une fonction qui est très différente de et non équivalente à celle des segments dans le 8088/8086 et en mode réel, le BIOS conçu pour le 8088/8086 et le mode réel, qui utilise des segments à l'adressage, ne peut pas fonctionner directement en mode réel, ce qui rend son fonctionnement impossible dans les programmes en mode protégé écrits pour utiliser le BIOS développé pour le 8088/8086 et le mode réel. Bien que de tels programmes puissent être naturellement utilisés sur le CPU 80286 en mode réel, c'est un inconvénient de ne pas pouvoir aussi les utiliser en mode protégé. Objets de l'invention En conséquence, un objet de la présente invention est de fournir un système de calcul et une méthode pour actionner un système de calcul dans lesquels les inconvénients indiqués ci-dessus ont été éliminés. La présente invention a pour objet plus précis de fournir un système de calcul et une méthode pour actionner un système de calcul dans lesquels un BIOS unique est capable de supporter des programmes à la fois en mode protégé et en mode réel. Résumé de l'invention Conformément aux objets indiqués ci-dessus et autres, la présente invention fournit un système de calcul et une méthode d'actionnement d'un système de calcul ayant un premier et un second modes d'adressage mutuellement incompatibles dans lesquels, pour chaque mode d'adressage est assemblée une table de zone de données commune contenant des pointeurs utilisés pour amorcer les diverses tâches de transfert de données et autres opérations d'entrée/sortie de base pouvant être nécessaires au système de fonctionnement ou aux programmes d'application. Chaque pointeur dans la table de zone de données commune pour le premier mode est équivalent, en ce qui concerne sa fonction, à un pointeur respectif desdits pointeurs de la table de zone de données commune pour le second mode. Cependant, les pointeurs dans les deux tables sont assemblés pour leurs modes d'adressage respectifs. Dans le cas des modes réel et protege, comme indiqué ci-dessus, les pointeurs pour la zone de données commune en mode réel sont chacun composés d'un segment et d'un décalage, et ceux de la zone de données commune en mode protégé, sont composés de sélecteurs et de décalages. Les décalages des pointeurs dans la table en mode protégé qui indiquent des adresses extérieures à la zone de données commune, sont identiques en valeur à celles des pointeurs correspondants dans la table en mode réel, tandis que les sélecteurs correspondent en ce qui concerne l'adresse physique, aux segments des pointeurs correspondants. Brève description des dessins La figure 1 est une mappe de mémoire d'un exemple d'un système de calcul utilisant un CPU à modes d'adressage réel et protégé. La figure 2 représente une partie d'une mémoire principale en mode réel et montre comment la mémoire est adressée en utilisant des décalages et des pointeurs. La figure 3 montre comment des segments et des valeurs de décalage sont manipulés et additionnés pour produire des adresses de mémoire physique en mode réel. La figure 4 illustre une partie d'une mémoire principale en mode protégé et montre comment la mémoire est adressée en utilisant des décalages et des pointeurs. La figure 5 est un schéma montrant comment le code BIOS est agencé selon la présente invention. La figure 6 est une mappe d'une zone de données communes à deux modes selon l'invention. La figure 7 est un organigramme montrant en détail comment la zone de données communes à deux modes illustrée a la figure 6, est assemblée. La figure 8 est un organigramme montrant par exemple comment on obtient un pointeur de bloc de dispositif pour un ID logique donné. La figure 9 est un organigramme illustrant comment une requête est faite au BICS dans le système de calcul de l'invention. Description détaillée de la réalisation réalisation préférée de l'invention En se reportant tout d'abord au schéma de la figure 5, on voit que celui-ci représente une mappe de mémoire pour le code BIOS utilisé.dans 1l système de calcul de la présente invention. Le code BIOS est composé de trois parties: POST, CBIOS et ABIOS. POST (Auto-test alimenté) est utilisé pour l'exécution de l'auto-test initial et d'autres fonctions de démarrage de base, y compris l'extraction de l'enregistrement amorce du disque du système et le chargement ultérieur du système d'exploitation en mémoire. CBIOS (Système d'entrée/sortie basique de comptabilité) contient le BIOS utilisé par des programmes d'applications pour l'exécution d'opérations d'entrée/sortie (transferts de données vers et depuis la mémoire, les périphériques, etc.. .) en mode réel seulement et dans un environnement à définition de tâches centralisées. ABIOS (Système d'entrée/sortie basique avancé) contient le BIOS utilisé par des programmes d'applications pour exécuter des opérations d'entrée/sortie dans un environnement à définition de tâches centralisées à deux modes. Selon les enseignements de la présente invention, ABIOS peut fonctionner soit en mode réel, soit en mode protégé. La méthode pour effectuer cela consiste pour ABIOS à assembler des zones CDA (Zones de données communes) à deux modes, une pour le mode réel et une pour le mode protégé. Les entrées contenues dans les deux zones CDA sont identiques en ce qui concerne leur fonction mais dans la zone CDA en mode réel, les pointeurs sont décrits en termes de segments et de décalages tandis que dans la zone CDA en mode protége, ils sont décrits en termes de sélecteurs et de décalages. Si le système d'exploitation à l'intention de n'exécuter le BIOS qu'en mode réel, il est seulement nécessaire d'assembler et d'utiliser la zone CDA en mode réel, ce qui fait que les transferts de données commandés par le BIOS pour des programmes d'applications se déroulent de la manière précédemment connue pour les opérations en mode réel. Avant que le système d'exploitation puisse exécuter le BIOS en mode protégé, la zone CDA en mode protégé doit cependant être assemblée. En utilisant la zone CDA en mode protégé, étant donné qu'elle est fonctionnellement identique à la zone CDA en mode réel, des programmes écrits pour le mode réel peuvent être exploités avec succès en mode protégé au choix de l'utilisateur. Donc, par la présentation des zones CDA à deux modes, on rend le code ABIOS essentiellement "transparent" au mode dans lequel l'utilisateur a choisi d'exploiter le CPU. Ceci a pour résultat un adressage indépendant des modes pour les programmes d'applications. Un exemple de zones CDA à deux modes est représenté à la figure 6. Les abréviations suivantes sont utilisées dans la figure 6 pour en simplifier la présentation: ID logique (LID) - Chaque LID correspond à et identifie un dispositif demandé. Chaque dispositif disponible pour ABIOS comporte un LID qui lui est associé. Bloc dispositif (DB) - Le DB est une zone de mémoire de travail allouée par le système d'exploitation, qui contient des adresses de port de matériel, des niveaux d'interruption et des informations d'état de dispositif. Table transfert fonctions (FTT) - La table FTT est une zone de mémoire permanente allouée par le système d'exploitation et qui contient les pointeurs à chaque routine de fonction ABIOS. Pointeurs données ABIOS (Data Ptr) - Les pointeurs de données délivrent à ABIOS l'adressabilité à des parties particulières de la mémoire dans l'environnement à deux modes. Les pointeurs aux mémoires intermédiaires vidéos en sont des exemples. Comme on peut le voir facilement à la figure 6, les entrées dans les deux zones CDA sont en général entièrement identiques en ce qui concerne leur fonction et leur place dans les tables respectives. La seule différence est que les pointeurs dans la zone CDA en mode réel, sont composés de valeurs de segments et de décalages et que les pointeurs dans la zone CDA en mode protégé sont composés de sélecteurs et de décalages. Ainsi, en utilisant simplement la zone CDA correspondant au présent mode d'exploitation du CPU, dans la mesure o le reste du BIOS, le système d'exploitation et les programmes d'application sont concernés, toutes les opérations BIOS sont exécutées de manière identique entre les deux modes. C'est-à-dire que, comme le montre la figure 6, le LID pointeur DB n correspondant dans les deux tables indiquent le même emplacement identique en mémoire et les mêmes pointeurs m de fonction indiquent la même fonction identique m. La figure 7 est un organigramme décrivant en détail la manière suivant laquelle les deux zones CDA sont assemblées. Depuis le point DEBUT, ABIOS est appelé pour construire la table des paramètres du système à l'étape 20. A l'étape 21, ABIOS est appelé pour construire la table d'initialisation. Puis, à l'étape 22, un volume de mémoire est alloué pour la zone CDA en mode réel, y compris les blocs DB, les tables FTT et les pointeurs de données. A l'étape ultérieure 23, une routine de bloc DB initiale (InitDB) est appelée pour des entrées de table initiales afin de construire la table FTT, le bloc DB, etc... Ceux qui sont familiers du BIOS utilisé dans le calculateur IBM AT comprendront les autres détails concernant la manière suivant laquelle étapes 20 a 23 sont mises en oeuvre. Apres que l'on ait déterminé à l'étape 24 que toutes les entrées dans la table CDA en mode réel sont terminées, à l'étape 25, on alloue un volume de mémoire pour la zone CDA-en mode protégé. A l'étape 26 suivante, selon un aspect important de l'invention, une partie décalée d'un pointeur DB dans la zone CDA en mode réel est copiée directement à l'entrée correspondante de la zone CDA en mode protégé. En ce qui concerne la valeur de décalage copiée a l'étape 26, aux étapes 27 et 28, on attribue un sélecteur dont l'adresse physique est égale au segment du pointeur respectif dans la zone CDA en mode réel. A l'étape 29, le sélecteur est copié a la position correspondante dans la zone CDA en mode protégé afin de compléter le pointeur. En se reportant aux étapes 30 à 34, on voit qu'un pointeur FTT est assemblé d'une manière légèrement différente de celle appliquée pour les pointeurs DB aux étapes 26 à 29 étant donné que les pointeurs FTT indiquent d'autres pointeurs dans la zone CDA plutôt que des adresses extérieures à la zone CDA. A l'étape 30, une table FTT en mode protégé est attribuée et à l'étape 31, une copie du décalage de la table FTT en mode protégé correspondante est copiée au pointeur FTT en mode protégé. A l'étape 32 suivante, on détermine si le sélecteur en mode protégé a été attribué. Si non, à l'étape 33, un sélecteur est attribué, lequel indique la table FTT. A l'étape 34, le sélecteur est copié à la partie du sélecteur dans la zone CDA en mode protégé. D'une manière similaire à celle utilisée pour l'assemblage du pointeur DB aux étapes 26 à 29, on assemble aux étapes 35 à 38 un pointeur de fonction correspondant dans la zone CDA en mode protégé. 26 1 3093 A l'étape 39, on effectue un test pour déterminer si tous les pointeurs de la table FTT ont été achevés. On répète les étapes 35 à 39 jusqu'à ce que tous les pointeurs de la table FTT aient été assemblés. Si non, le procédé se reboucle à l'étape 26 et on répète les étapes 26 à 40 jusqu'à ce que tous les indicateurs logiques ID, les pointeurs DB et les pointeurs FTT aient été achevés. Pour finir la zone CDA en mode protégé à l'étape 41, les pointeurs de données (c'est-à-dire les pointeurs à la mémoire intermédiaire vidéo), sont assemblés. Ce qui est exécuté de la même manière qu'indiqué ci-dessus. A l'étape 41, la partie décalée d'un pointeur de données depuis la zone CDA en mode réel, est copiée à l'entrée correspondante de la zone CDA en mode protégé et à l'étape 42, un sélecteur est attribué et son adresse physique est égale au segment dans l'entrée de la zone CDA en mode réel correspondante. Le sélecteur est copié dans la zone CDA en mode protégé à l'étape 43. A l'étape 44, on détermine si tous les pointeurs de données ont été achevés. Si non, le procédé se reboucle à l'étape 41, après quoi on répète l'exécution des étapes 41 à 44 jusqu'à ce que tous les pointeurs de données soient terminés. A cet instant, l'assemblage des deux zones CDA est achevé. Pour montrer un exemple de la manière suivant laquelle la zone CDA assemblée est utilisée par le système ABIOS, on se reportera à la figure 8 qui est un organigramme montrant à titre d'exemple, comment on obtient un pointeur DB depuis la zone CDA à deux modes pour un indicateur ID logique donné. Tout d'abord, les étapes 60 et 61 permettent d'accéder au pointeur d'ancrage CDA "courant" et à l'indicateur ID logique correspondant. A l'étape 62, l'indicateur ID logique est multiplié par 2 (=8) pour obtenir le décalage pour le pointeur DB. Puis à l'étape 63, on peut accéder au pointeur DB. La figure 9 est un organigramme montrant comment un programme fait une requête au système ABIOS. Tout d'abord, à l'étape 70, un bloc de requête pour la requête spécifique sous la main, est attribué et rempli. A l'étape 71, on accède au pointeur d'ancrage CDA "courant". Aux étapes suivantes 72 et 73, le pointeur d'ancrage et le pointeur RB sont retenus dans la trame de pile par l'utilisation d'instructions PUSH. L'indicateur ID logique approprié de RB est accédé à l'étape 74. (Il y a naturellement une correspondance un-à- un entre les indicateurs ID logiques et les entrées de dispositif dans la zone CDA.) A l'étape 75, l'indicateur ID logique est multiplié par 2 pour obtenir le décalage du pointeur DB (quatre multiplets/pointeur, deux pointeurs). Le pointeur FTT respectif quatre multiplets au-delà de l'adresse du pointeur DB, est accédé à l'étape 76 et ce pointeur FTT est retenu à la trame de pile par l'utilisation d'une instruction PUSH & l'étape 77. A l'étape 78, le pointeur DB est retenu à la trame de pile également par l'utilisation d'une instruction PUSH. Finalement, à l'étape 79, la fonction désirée est appelée dans la table FTT. D'autres applications sont aussi envisagées dans le cadre de la présente invention. Par exemple, la "retouche" du code BIOS pour y apporter des changements, peut être effectuée en utilisant des pointeurs FTT. C'est-àdire que des pointeurs FTT peuvent être insérés dans les zones CDA, ce qui provoque une ré-orientation aux routines de retouche. Ceci termine la description de la réalisation préférée de la présente invention. Il est évident que des modifications peuvent être apportées à la structure et aux enseignements de la présente invention telle que décrite ci-dessus sans pour autant sortir du cadre et de l'esprit de ladite invention telle que décrite dans les revendications ci-jointes. 26 1 3093 REVENDICATIONS 1. Système de calcul comprenant une unité centrale de traitement et une mémoire, ladite unité centrale de traitement ayant des premier et second modes mutuellement incompatibles pour l'adressage de ladite mémoire, caractérisé en ce qu'il comporte en outre des moyens pour assurer, en réponse à une requête donnée, des opérations de transfert de données équivalentes dans l'un ou l'autre desdits premier et second modes. 2. Système de calcul de la revendication 1 dans lequel ledit second mode est capable d'adresser une plus grande partie de ladite mémoire que ledit premier mode. 3. Système de calcul de la revendication 1 ou 2 o lesdits moyens pour assurer des opérations de transfert de données équivalentes, comprennent des première et seconde tables pour lesdits premier et second modes, respectivement, contenant des pointeurs à des régions respectives prédéterminées de ladite mémoire, au moins certains desdits pointeurs dans ladite première table ayant des pointeurs fonctionnellement équivalents dans ladite seconde table. 4. Le système de calcul de la revendication 3 o chaque pointeur dans lesdites première et seconde tables comprend une partie d'ordre inférieur et urne partie d'ordre supérieur, des parties d'ordre inférieur des pointeurs correspondants dans lesdites première et seconde tables, étant égales les unes aux autres. 5. Le système de calcul de la revendication 4 o lesdites parties d'ordre supérieur desdits pointeurs dans ladite première table sont indicatrices des limites entre segments dans ladite mémoire apparaissant à un intervalle prédéterminé. 6. Le système de calcul de la revendication 5 o lesdites parties d'ordre supérieur desdits pointeurs dans ladite seconde table sont indicatrices des limites entre segments dans ladite mémoire apparaissant à des emplacements spécifiés par une table de description de segments. 7. Système de calcul caractérisé en ce qu'il comporte: 26 1 3093 une mémoire, une unité centrale de traitement comportant des premier et second modes mutuellement incompatibles pour adresser ladite mémoire, ledit second mode étant capable d'adresser une plus grande partie de la mémoire que ledit premier mode et, des moyens BIOS pour assurer en réponse a une requite donnée, des opérations de transfert de données équivalentes dans l'un ou l'autre desdits premier et second modes, lesdits moyens BIOS comprenant des première et seconde zones de données communes pour lesdits premier et second modes, respectivement, lesdites première et seconde zones de données communes comprenant chacune une pluralité de pointeurs, chacune desdits pointeurs dans ladite première zone de données communes ayant un pointeur équivalent dans ladite seconde zone de données communes, lesdits pointeurs à la fois dans lesdites première et seconde zones de données communes comprenant une partie d'ordre supérieur et une partie d'ordre inférieur, des parties d'ordre inférieur de pointeurs équivalents dans lesdites première et seconde zones de données communes étant égales les unes aux autres, lesdites parties d'ordre supérieur desdits pointeurs dans ladite première zone de données communes étant indicatrices des limites entre segments dans ladite mémoire apparaissant à un intervalle prédéterminé fixe, et lesdites parties d'ordre supérieur desdits pointeurs dans ladite seconde zone de données communes étant indicatrices des limites entre segments dans ladite mémoire apparaissant à des emplacements spécifiés par une table de description de segments. 8. Système de calcul selon la revendication 7 o lesdits pointeurs dans chacune des desdites première et seconde zone de données communes comprennent des pointeurs de blocs de dispositif, des pointeurs de table de transfert de fonction, des pointeurs de données et des pointeurs de fonction. 9. Système de calcul selon la revendication 8 o au moins l'un desdits pointeurs de table de transfert de fonction indique une routine de retouche pour le code BIOS. 10. Procédé d'exploitation d'un système de calcul d'un type ayant une unité 26 1 3093 centrale de traitement capable de fonctionner dans l'un ou l'autre de deux modes d'adressage mutuellement incompatibles, caractérisé en ce qu'il comprend les étapes suivantes: l'attribution de volume en mémoire pour des première et seconde zones de données communes pour lesdits premier et second modes d'adressage, respectivement, le remplissage de ladite première zone de données communes avec un premier ensemble de pointeurs pour des requêtes de transfert de données respectives, lesdits pointeurs dudit premier ensemble ayant une partie d'ordre supérieur et une partie-d'ordre inférieur, ladite partie d'ordre supérieur étant indicatrice d'une limite entre segments de ladite mémoire, chacune desdites limites apparaissant a des intervalles prédéterminés et ladite partie d'ordre inférieur étant indicatrice d'un décalage depuis la limite indiquée par ladite partie d'ordre supérieur, et le remplissage de ladite seconde zone de données communes avec un second ensemble de pointeurs comprenant: la copie depuis ladite première zone de données communes, de ladite partie d'ordre inférieur de chacun desdits pointeurs dudit premier ensemble, et le remplissage en tant que partie d'ordre supérieur de chaque pointeur dudit second ensemble, avec une valeur indicatrice d'une limite de segment spécifiée dans une table de description de segments et dont l'adresse physique est égale à celle de la partie d'ordre supérieur respective desdits pointeurs dudit second ensemble. ll. Procédé d'exploitation d'un système de calcul selon la revendication 10 o ladite étape de remplissage de ladite première zone de données communes comprend l'assemblage en tant que pointeurs desdits pointeurs de bloc de dispositif dudit premier ensemble, des pointeurs de table de transfert de fonction, des pointeurs de données et des pointeurs de fonction. 12. Procédé d'exploitation d'un système de calcul de la revendication ll o au moins l'un desdits pointeurs de table de transfert de fonction indique une routine de retouche pour le code BIOS.