FR 3147016 A1 20240927 FR 2302641 A 20230321 Procédé de gestion d’une mémoire cache Ce procédé comporte : - la sélection (112), en fonction d’une adresse d’un mot à lire ou à écrire, d’une première cellule dans une table d’indirection et l’utilisation, en tant que première valeur générée pour un index de ligne, de la valeur contenue dans cette première cellule, et - en réponse au déclenchement d’un défaut de cache : - l’enregistrement (156) du mot fourni à partir d’une mémoire de rang supérieur dans une nouvelle ligne identifiée par une seconde valeur de l’index de ligne, cette seconde valeur étant contenue dans une seconde cellule de la table d’indirection, et - la permutation (152), dans la table d’indirection, seulement des valeurs contenues dans les première et seconde cellules de sorte qu’après cette permutation la première cellule contient la seconde valeur et la seconde cellule contient la première valeur. Fig. 5 Procédé de gestion d’une mémoire cache L’invention concerne un procédé et une unité de gestion d'une mémoire cache d'un calculateur électronique. Les mémoires caches sont utilisées pour qu'un processus exécuté par un microprocesseur puisse accéder plus rapidement à des informations enregistrées initialement dans la mémoire principale. Dans cette demande, par « processus », on désigne aussi bien un programme qu'une routine de ce programme ou tout autre logiciel exécuté par le calculateur et susceptible de lire ou d’écrire dans la mémoire cache. L'état de la mémoire cache dépend fortement des adresses qui ont été accédées par le ou les processus exécutés par le calculateur. Par ailleurs, l'état de la mémoire cache à un instant donné peut assez facilement être observé par un processus tiers exécuté par le calculateur ou simplement en mesurant les temps d'accès à la mémoire cache. Ces caractéristiques d'une mémoire cache ont été exploitées pour développer des attaques connues sous le terme de « attaques par canaux auxiliaires » (« Side Channel Attack » en anglais). Ces attaques permettent de révéler des informations secrètes traitées par un processus exécuté ou de modifier le fonctionnement du processus exécuté pour contourner des mesures de sécurité. Par exemple, une information secrète est une clé cryptographique utilisée pour chiffrer ou déchiffrer des informations. Une mesure de sécurité est, par exemple, la saisie d'un code PIN. Pour cela, les attaques par canaux auxiliaires observent l'état de la mémoire cache alors que le processus attaqué s'exécute pour déterminer la ou les adresses accédée(s) par ce processus attaqué. Les adresses accédées dépendent de données secrètes traitées par le processus attaqué. Ainsi, connaître les adresses accédées par le processus attaqué permet d'obtenir des informations sur ces données secrètes. En général, ces attaques supposent l'exécution d'un processus attaquant en parallèle du processus attaqué. Ce processus attaquant doit pouvoir accéder à des adresses précises de la mémoire cache. C’est notamment le cas pour l’attaque connue sous le terme anglais de « Prime & Probe » (« Amorcer & sonder »). Pour augmenter la robustesse de la mémoire cache vis-à-vis de ces attaques, il a été proposé d’éparpiller de façon aléatoire les lignes de la mémoire cache accédées par un processus. Ceci est connu sous le terme de « randomisation spatiale ». Une telle solution de randomisation spatiale particulièrement efficace est décrite dans l'article suivant : M. Werner, T. Unterluggauer, L. Giner, M. Schwarz, D. Gruss, et S. Mangard, « SCATTERCACHE: Thwarting Cache Attacks via Cache Set Randomization », USENIX Security Symposium, 2019 , pages 675-692. Par la suite, cette solution est désignée par le terme « Scattercache ». Plus précisément, cet article enseigne que lorsqu'un premier processus cherche à lire un mot à une adresse @r, il transmet une requête à la mémoire cache. Cette requête contient l’adresse @r. L’adresse @r contient une adresse @ Si,r d’un ensemble S i,r de lignes de la mémoire cache susceptibles de contenir le mot recherché. Cette adresse @ Si,r est souvent désignée par les termes anglais de « set » ou « index ». Dans la solution Scattercache, l’adresse @ Si,r est transmise à une fonction cryptographique IDF qui construit, notamment à partir de l’adresse @ Si,r , les valeurs de W index de ligne Iw 1 à Iw W , où W est un nombre entier supérieur à un. Chaque index Iw j pointe sur une tableau respectif W j , où l’indice j est un identifiant du tableau W j . L’indice j est ici un entier compris entre 1 et W. Ces tableaux W j sont plus connus sous le terme anglais de « Way ». Chaque tableau W j contient s lignes distinctes de la mémoire cache. Les tableaux W j sont distincts les uns des autres, c’est-à-dire qu’ils n’ont aucune ligne en commun. La valeur de l’index Iw j identifie de façon unique une ligne du tableau W j . L’ensemble S i,r est seulement composé des W lignes identifiées par les valeurs des W index Iw j construites par la fonction IDF. Si le mot recherché ne se trouve pas dans cet ensemble S i,r de lignes, alors cela provoque un défaut de cache plus connu sous le terme anglais de « miss ». En cas de défaut de cache, un ensemble de nouvelles lignes contenant le mot recherché est chargé dans la mémoire cache à partir de la mémoire principale du calculateur électronique. Les nouvelles lignes chargées sont enregistrées à la place des précédentes lignes de l'ensemble S i,r . De part l’organisation en tableaux distincts et grâce à l’utilisation d’index Iw j différents pour pointer sur chaque tableau W j , les lignes de l’ensemble S i,r ne sont pas situées les unes à côté des autres dans la mémoire cache et ne sont pas situées au même emplacement dans chacun des tableaux W j . Cela permet une randomisation spatiale beaucoup plus importante. Ainsi, l'observation de l'état de la mémoire cache, et en particulier de l'ensemble S i,r , par un processus attaquant est plus difficile. De plus, la fonction cryptographique IDF est paramétrée par une clé secrète k qu’il est possible de modifier. Cette clé k est gérée par un module matériel du calculateur, ce qui garantie sa confidentialité. Toutefois, en pratique, il n’est pas possible de modifier la clé k au cours de l’exécution d’un processus. En effet, après la modification de la clé k, pour une même adresse @ Si,r reçue, les valeurs construites pour chacun des index Iw j sont différentes de celles construites pour cette même adresse @ Si,r et pour le même processus avant la modification de la clé k. Autrement dit, après la modification de la clé k, l’adresse @ Si,r correspond à un nouvel ensemble S’ i,r de lignes et non plus à l’ensemble S i,r . Dès lors, lors du premier accès à l’ensemble S’ i,r après la modification de la clé k, le mot auquel le processus souhaite accéder ne se trouve pas dans cet ensemble S’ i,r ce qui provoque systématiquement un défaut de cache. De plus, ce défaut de cache se produit systématiquement pour tous les processus exécutés et pour toutes les adresses @S i,r possibles. Ainsi, la modification de la clé k au cours de l’exécution d’un processus, déclenche un très grand nombre de défauts de cache ce qui ralentie substantiellement l’exécution des processus. Pour éviter ce problème, la solution Scattercache propose de changer la clé k uniquement au moment de la mise sous tension du calculateur. Dans la solution Scattercache, les valeurs des index Iw j sont également calculée à l’aide d’un identifiant SDID. Contrairement à la clé k, l’identifiant SDID est géré par un module logiciel. Ainsi, la sécurité de cet identifiant SDID est moins élevée que celle de la clé k. De plus, de façon similaire à ce qui a été expliqué dans le cas d’une modification de la clé k, une modification de l’identifiant SDID déclenche un grand nombre de défauts de cache. Dès lors, comme pour la clé k, en pratique, l’identifiant SDID ne peut pas être modifié fréquemment. Du fait des limitations ci-dessus de la solution Scattercache, avec cette solution la randomisation spatiale est statique ou pratiquement statique au cours de l’exécution d’un processus. Dès lors, un processus attaquant peut quand même arriver à identifier les lignes de cache utilisées par un processus attaqué. L'invention vise à proposer un procédé de gestion de la mémoire cache d'un calculateur électronique plus robuste que la solution Scattercache. L’invention a donc pour objet un procédé de gestion d’une mémoire cache d’un calculateur électronique, ce procédé comportant les étapes suivantes au cours de l’exécution par ce calculateur d’un processus qui doit traiter un mot : a) la réception d’une requête contenant une adresse du mot à lire ou à écrire, cette adresse comprenant : - une étiquette de ligne reçue, - une adresse d’ensemble reçue, cette adresse d’ensemble reçue appartenant à un premier ensemble de s valeurs différentes, où le nombre s est un nombre entier supérieur à deux, puis b) la génération, en fonction de l’adresse d’ensemble reçue lors de l’étape a), d’une première valeur respective pour chaque index de ligne d’un groupe de W index de ligne différents, où W est un nombre entier prédéterminé supérieur ou égal à un, chaque index de ligne pointant sur un tableau respectif de s lignes différentes de la mémoire cache et sa valeur identifiant de façon unique une seule ligne du tableau sur lequel il pointe, chaque ligne identifiée par la première valeur d’un index de ligne comportant une étiquette de ligne préenregistrée, puis c) la comparaison de l’étiquette de ligne reçue aux étiquettes de ligne des lignes identifiées par les premières valeurs des W index de ligne générées lors de l’étape b), pour déterminer si l’une de ces étiquettes de ligne correspond à l’étiquette de ligne reçue, d) lorsque aucune des étiquettes de ligne comparées lors de l’étape c) ne correspond à l’étiquette de ligne reçue, le déclenchement d’un défaut de cache et la fourniture du mot à partir d’une mémoire de rang supérieur, et lorsque, au contraire, l’une des étiquettes de ligne comparées lors de l’étape c) correspond à l’étiquette de ligne reçue, la lecture ou l’écriture dans la mémoire cache du mot à l’intérieur de la ligne contenant l’étiquette de ligne qui correspond à l’étiquette de ligne reçue, dans lequel : - l’étape b) comporte, pour chacun des W index de ligne, la sélection, en fonction de l’adresse d’ensemble reçue lors de l’étape a), d’une première cellule dans une première colonne d’une table d’indirection préenregistrée associée à cet index de ligne et l’utilisation, en tant que première valeur générée pour cet index de ligne, de la valeur contenue dans cette première cellule, - lors de l’étape d), en réponse au déclenchement d’un défaut de cache, le procédé comporte les opérations suivantes : d1) l’enregistrement du mot fourni à partir de la mémoire de rang supérieur dans une nouvelle ligne identifiée par une seconde valeur de l’index de ligne qui pointe sur le tableau contenant cette nouvelle ligne, cette seconde valeur étant différente de la première valeur de cet index de ligne générée lors de l’étape b) et étant contenue dans une seconde cellule de la première colonne de la table d’indirection associée à cet index de ligne, cette seconde cellule étant différente de la première cellule, et d2) la permutation, dans la première colonne de la table d’indirection associée à l’index de ligne qui pointe sur le tableau contenant la nouvelle ligne, seulement des valeurs contenues dans les première et seconde cellules de sorte qu’après cette permutation la première cellule contient la seconde valeur et la seconde cellule contient la première valeur. Les modes de réalisation de ce procédé peuvent comporter une ou plusieurs des caractéristiques suivantes : 1) Lors de l’étape d), en réponse au déclenchement d’un défaut de cache, le procédé comporte : - la sélection d’une ligne à évincer parmi les W lignes identifiées par les premières valeurs des W index de ligne générées lors de l’étape b), puis - la comparaison d’un compteur associé à la ligne à évincer sélectionnée, à une seuil prédéterminé, et - lorsqu’il résulte de cette comparaison que la valeur de ce compteur a franchi le seuil prédéterminé, l’exécution des opérations d1) et d2) et la réinitialisation de ce compteur et, à l’inverse, lorsqu’il résulte de cette comparaison que la valeur de ce compteur n’a pas encore franchi le seuil prédéterminé, l’enregistrement du mot fourni à partir de la mémoire de rang supérieur, dans la ligne à évincer sélectionnée et l’incrémentation du compteur associé à cette ligne à évincer. 2) Le compteur est enregistré dans une deuxième colonne de la table d’indirection associée à l’index de ligne qui pointe sur le tableau contenant la ligne à évincer. 3) Le procédé comporte : - l’utilisation d’un bit sale associé à chaque ligne de la mémoire cache pour déterminer si, avant d’évincer cette ligne de la mémoire cache, il faut d’abord sauvegarder le ou les mots contenus dans cette ligne dans une mémoire de rang supérieur, et - l’enregistrement du bit sale associé à chaque ligne de la mémoire cache dans une troisième colonne de la table d’indirection associée à l’index de ligne qui pointe sur le tableau contenant cette ligne. 3) Le procédé comporte : - l’utilisation d’un bit de validité associé à chaque ligne de la mémoire cache pour déterminer si cette ligne doit être sélectionnée en priorité pour être évincée de la mémoire cache, et - l’enregistrement du bit de validité associé à chaque ligne de la mémoire cache dans une quatrième colonne de la table d’indirection associée à l’index de ligne qui pointe sur le tableau contenant cette ligne. 4) - lors de l’étape a), la requête reçue comporte également un identifiant de processus reçu qui distingue le processus qui a émis cette requête de tous les autres processus simultanément exécutés par le calculateur électronique, - lors de l’étape b), les premières valeurs des W index de ligne sont également générées en fonction de l’identifiant de processus reçu lors de l’étape a). 5) - lors de l’étape a), la requête reçue comporte également un marqueur de mémoire partagée qui indique si le mot à lire ou à écrire est ou non partagé avec d’autres processus simultanément exécutés par le calculateur électronique, et - lors de l’étape b), lorsque le marqueur de mémoire partagé indique que le mot à lire ou à écrire n’est pas partagé avec d’autres processus simultanément exécutés par le calculateur électronique, les premières valeurs des W index de ligne sont également générées en fonction de l’identifiant de processus reçu lors de l’étape a) et, sinon, lorsque le marqueur de mémoire partagé indique que le mot à lire ou à écrire est partagé avec d’autres processus simultanément exécutés par le calculateur électronique, les premières valeurs des W index de ligne sont générées sans prendre en compte l’identifiant de processus reçu lors de l’étape a). 6) L’opération d1) comporte la sélection aléatoire ou pseudo-aléatoire de la nouvelle ligne parmi les lignes d’un tableau différentes de la ligne identifiée par la première valeur de l’index de ligne qui pointe sur ce tableau. 7) Le procédé comporte : - l’utilisation d’un bit de validité associé à chaque ligne de la mémoire cache pour déterminer si cette ligne doit être sélectionnée en priorité pour être évincée de la mémoire cache, ce bit de validité étant commutable entre : - un état « invalide » où il indique que cette ligne doit être sélectionnée en priorité pour être évincée de la mémoire cache, et - un état « valide » où il indique que cette ligne ne doit pas être sélectionnée en priorité pour être évincée de la mémoire cache, - en réponse à l’exécution de l’opération d2), le bit de validité associé à la ligne de la mémoire cache identifiée par la première valeur de l’index de ligne qui pointe sur le tableau contenant la nouvelle ligne, est systématiquement mis dans l’état « invalide ». 8) W est supérieur ou égale à deux. 9) Chaque index de ligne est associé à sa propre table d’indirection. 10) L’étape b) comporte pour chaque index de ligne : - la construction d’une valeur intermédiaire de cet index de ligne à partir de l’adresse d’ensemble reçue lors de l’étape a) et d’une clé cryptographique secrète contenue dans une mémoire non-volatile inaccessible par les processus exécutés par le calculateur, puis - la sélection, en fonction de l’adresse d’ensemble reçue lors de l’étape a), d’une première cellule dans une première colonne de la table d’indirection préenregistrée associée à cet index de ligne, consiste à sélectionner la cellule de cette table d’indirection qui se trouve sur la ligne de cette table d’indirection dont l’indice est égal à la valeur intermédiaire construite pour cet index de ligne. L’invention a également pour objet une unité matérielle de gestion d’une mémoire cache d’un calculateur électronique, cette unité étant configurée pour réaliser les étapes suivantes au cours de l’exécution par ce calculateur d’un processus qui doit traiter un mot : a) la réception d’une requête contenant une adresse du mot à lire ou à écrire, cette adresse comprenant : - une étiquette de ligne reçue, - une adresse d’ensemble reçue, cette adresse d’ensemble reçue appartenant à un premier ensemble de s valeurs différentes, où le nombre s est un nombre entier supérieur à deux, puis b) la génération, en fonction de l’adresse d’ensemble reçue lors de l’étape a), d’une première valeur respective pour chaque index de ligne d’un groupe de W index de ligne différents, où W est un nombre entier prédéterminé supérieur ou égal à un, chaque index de ligne pointant sur un tableau respectif de s lignes différentes de la mémoire cache et sa valeur identifiant de façon unique une seule ligne du tableau sur lequel il pointe, chaque ligne identifiée par la première valeur d’un index de ligne comportant une étiquette de ligne préenregistrée, puis c) la comparaison de l’étiquette de ligne reçue aux étiquettes de ligne des lignes identifiées par les premières valeurs des W index de ligne générées lors de l’étape b), pour déterminer si l’une de ces étiquettes de ligne correspond à l’étiquette de ligne reçue, d) lorsque aucune des étiquettes de ligne comparées lors de l’étape c) ne correspond à l’étiquette de ligne reçue, le déclenchement d’un défaut de cache et la fourniture du mot à partir d’une mémoire de rang supérieur, et lorsque, au contraire, l’une des étiquettes de ligne comparées lors de l’étape c) correspond à l’étiquette de ligne reçue, la lecture ou l’écriture dans la mémoire cache du mot à l’intérieur de la ligne contenant l’étiquette de ligne qui correspond à l’étiquette de ligne reçue, dans laquelle l’unité matérielle de gestion est également configurée pour : - lors de l’étape b), pour chacun des W index de ligne, sélectionner, en fonction de l’adresse d’ensemble reçue lors de l’étape a), d’une première cellule dans une première colonne d’une table d’indirection préenregistrée associée à cet index de ligne et utiliser, en tant que première valeur générée pour cet index de ligne, de la valeur contenue dans cette première cellule, - lors de l’étape d), en réponse au déclenchement d’un défaut de cache, exécuter les opérations suivantes : d1) enregistrer le mot fourni à partir de la mémoire de rang supérieur dans une nouvelle ligne identifiée par une seconde valeur de l’index de ligne qui pointe sur le tableau contenant cette nouvelle ligne, cette seconde valeur étant différente de la première valeur de cet index de ligne générée lors de l’étape b) et étant contenue dans une seconde cellule de la première colonne de la table d’indirection associée à cet index de ligne, cette seconde cellule étant différente de la première cellule, et d2) permuter, dans la première colonne de la table d’indirection associée à l’index de ligne qui pointe sur le tableau contenant la nouvelle ligne, seulement des valeurs contenues dans les première et seconde cellules de sorte qu’après cette permutation la première cellule contient la seconde valeur et la seconde cellule contient la première valeur. L’invention sera mieux comprise à la lecture de la description qui va suivre, donnée uniquement à titre d’exemple non limitatif et faite en se référant aux dessins sur lesquels : - la est une illustration schématique de l’architecture d’un calculateur électronique équipé d’une mémoire cache ; - la est une illustration schématique d’une unité de gestion de la mémoire cache du calculateur de la ; - la est une illustration schématique de la structure d’une table d’indirection utilisée par l’unité de gestion de la ; - la est une illustration schématique de l’architecture d’un circuit cryptographique mis en œuvre dans l’unité de gestion de la ; - la est un organigramme d’un procédé de gestion de la mémoire cache du calculateur de la . Dans ces figures, les mêmes références sont utilisées pour désigner les mêmes éléments. Dans la suite de cette description, les caractéristiques et fonctions bien connues de l’homme du métier ne sont pas décrites en détails. Dans cette description des exemples détaillés de modes de réalisation sont d'abord décrits dans un chapitre I en référence aux figures. Ensuite, dans un chapitre II, des variantes de ces modes de réalisation sont introduites. Enfin, les avantages des différents modes de réalisation sont précisés dans un chapitre III. Chapitre I : Exemple de mode de réalisation La représente schématiquement l'architecture d'un calculateur électronique 2. Ce calculateur 2 est typiquement intégré dans un système 3 plus grand dont il contrôle et commande au moins une partie du fonctionnement. Le système 3 est par exemple un ordinateur, un téléphone mobile, un smartphone ou tout autre appareil électronique dont le fonctionnement est commandé, au moins en partie, par le calculateur 2. Classiquement, le calculateur 2 comporte : - au moins un microprocesseur 4, - une mémoire cache 6, - une mémoire principale 8, - une mémoire de masse 10, et - des bus 12 de transmission d’informations qui raccordent entre eux ces différents éléments du calculateur 2. La mémoire cache 6 est typiquement plus rapide que la mémoire principale 8 qui est elle-même plus rapide que la mémoire de masse 10. La rapidité d'une mémoire correspond au temps d'accès nécessaire pour accéder à une information enregistrée dans cette mémoire. Actuellement, typiquement, le temps d'accès d'une mémoire cache est inférieur à 30 ns ou 20 ns et, généralement, supérieur à 1 ns. Le temps d'accès à une mémoire principale est aujourd'hui typiquement inférieur à 500 ns ou 100 ns et, généralement, supérieur à 30 ns ou 50 ns. Le temps d'accès à une mémoire de masse est aujourd'hui typiquement supérieur à 1 µs ou 10 µs et, généralement, inférieur à 10 ms. Typiquement, la taille d'une mémoire du calculateur 2 est d'autant plus petite que cette mémoire est rapide. Ainsi, la taille de la mémoire cache 6 est inférieure à la taille de la mémoire principale 8 qui est elle-même inférieure à la taille de la mémoire de masse 10. La taille d'une mémoire est exprimée en octets. La taille de la mémoire cache 6 est, par exemple, inférieure à 4 Mo et, habituellement supérieure à 60 ko. La taille de la mémoire principale 8 est habituellement supérieure à 256 Mo ou 1 Go et, généralement, inférieure ou égale à 16 Go ou 32 Go. La taille de la mémoire de masse 10 est quant à elle habituellement supérieure à 4 Go ou 1 To. Ici, les mémoires du calculateur 2 sont classées par temps d'accès croissant. Ainsi, par la suite, l'expression « mémoire de rang supérieur » désigne une mémoire dont le temps d'accès est supérieur à la mémoire courante. Généralement, les mémoires 6 et 8 sont des mémoires volatiles à accès aléatoire. Par exemple, la mémoire 6 est une mémoire de type SRAM (« Static Random Access Memory »). La mémoire principale 8 est par exemple une mémoire de type DRAM (« Dynamic Random Access Memory »). La mémoire de masse 10 est généralement une mémoire non volatile. De nombreuses technologies différentes existent pour réaliser une telle mémoire de masse. Par exemple, la mémoire 10 peut être une bande magnétique, un disque dur, un disque optique tel qu'un CD, un DVD ou un disque blue-ray, un disque magnéto-optique, une mémoire flash, une mémoire SSD (« Solid State Drive ») ou autres. La mémoire 10 contient par exemple une copie de sauvegarde du code binaire des processus à exécuter par le microprocesseur 4. La mémoire 10 peut aussi contenir des copies des données à traiter par les différents processus susceptibles d'être exécutés par le microprocesseur 4. Typiquement, le code binaire des processus et les données à traiter sont, par exemple, chargés dans la mémoire 8 à partir de la mémoire 10 lors de la mise sous tension du calculateur 2 et/ou en réponse à une commande de réinitialisation du calculateur 2 ou lorsque l'exécution d'un nouveau processus par le calculateur 2 est déclenchée. La mémoire 6 peut être une mémoire externe au microprocesseur 4 comme représenté sur la . Dans ce cas, la mémoire 6 est, par exemple, réalisée sur un substrat mécaniquement séparé du substrat sur lequel sont réalisés les différents éléments du microprocesseur 4. Pour simplifier la description, on considère ici que la mémoire 6 comporte un seul niveau de mémoire cache, c’est-à-dire typiquement le niveau connu sous l’expression « cache L1 ». Toutefois, tout ce qui est décrit par la suite dans ce cas particulier, est transposable sans difficulté par l’homme du métier au cas des mémoires caches comportant plusieurs niveaux de mémoire cache. Par la suite à défaut d’indication contraire, on désigne par le terme « mot » aussi bien une instruction ou portion d’instruction du code binaire d’un processus exécutable par le microprocesseur 4 qu’une donnée ou portion de donnée correspondant à une opérande sur laquelle opère une instruction exécutée par microprocesseur 4. La mémoire cache 6 sert de stockage intermédiaire entre la mémoire principale 8 et le microprocesseur 4. Au lieu d'accéder directement à la mémoire principale 8 qui présente des latences importantes, le microprocesseur 4 va d'abord chercher si le mot est présent dans la mémoire cache. Il existe alors les deux cas de figure suivants : - Cas 1) : Le mot est présent dans la mémoire cache 6, ce qui correspond au cas connu sous le terme « hit » ou « cache hit ». Dans ce cas, le mot est directement transféré au microprocesseur 4 à partir de la mémoire cache 6. Les mémoires de rang supérieur à la mémoire 6 ne sont alors pas accédées pour obtenir ce mot. - Cas 2) : Le mot est absent de la mémoire cache 6. Ce cas de figure correspond à celui connu sous le terme anglais de « miss » ou « cache miss ». Dans ce cas, la mémoire cache doit aller chercher dans une mémoire de rang supérieur, c’est-à-dire ici typiquement dans la mémoire principale 8, le mot absent. Ce cas de figure est ici appelé « défaut de cache ». Le défaut de cache conduit donc naturellement à un temps d’accès plus important au mot recherché. Dans ce mode de réalisation, la mémoire cache 6 est une mémoire associative à W voies ("way" en anglais), plus connue sous l'expression anglaise de « W-way associative ». Dans ce cas, le nombre entier W est supérieur ou égal à deux et généralement inférieur à 128 ou 64 ou 16. La mémoire cache 6 comporte typiquement un support 7 d'enregistrement d'informations. Le support 7 est divisé en plusieurs lignes L i,j de longueur fixe. Chaque ligne comporte un champ D i,j de données. Chaque champ D i,j est divisé en N m mots de longueur fixe. Les longueurs d'un mot, d’un champ et d'une ligne sont exprimées par le nombre de bits qui les composent. Par exemple, la longueur d'un mot est typiquement égale à 32 bits ou 64 bits. Par la suite, la description est faite dans le cas particulier où la longueur d'un mot est égale à 32 bits. Chaque champ D i,j comporte un nombre identique de mots. Par exemple, ici, chaque champ D i,j comporte quatre mots. Ainsi, la longueur du champ D i,j est de 128 bits. Les lignes de la mémoire cache 6 sont réparties en W tableaux W j , où W est un nombre entier supérieur à un. Ici, chaque tableau W j contient s lignes de la mémoire cache 6, où s est un nombre entier égal à T/(W.L), où : - T est la taille de la mémoire cache 6 exprimée en octets, - L est le nombre d’octets par ligne, - W est le nombre de tableau, et - le symbole « . » désigne l’opération de multiplication scalaire. Ces tableaux W j sont connus sous le terme anglais de «Way ». A titre d’illustration, la suite de cette description est faite dans le cas particulier où W est égal à quatre. Pour simplifier la , seuls les tableaux W 1 et W 4 ont été représentés. Sur cette figure, les lignes qui ne sont pas représentées sont symbolisées par des pointillés. L’indice j est un identifiant du tableau W j . L’indice j est compris entre 1 et W. Les lignes L i,j sont toutes contenues dans le tableau W j . Les tableaux W j sont distincts les uns des autres, c’est-à-dire qu’une ligne de la mémoire cache 6 est contenue dans un seul de ces tableaux W j . Les lignes de la mémoire cache 6 sont également regroupées en ensembles distincts S i , où l’indice i est un identifiant de l’ensemble S i parmi tous les autres ensembles de lignes utilisés. Ces ensembles S i sont connus sous le terme anglais de « Set » ou « Index ». Chaque ensemble S i contient W lignes L i,j avec chacune des lignes L i,j qui est contenue dans un tableau W j respectif. Ainsi, la ligne L i,j est une ligne de la mémoire cache 6 qui appartient à la fois à l’ensemble S i et au tableau W j . Chaque ensemble S i dans la mémoire cache 6 correspond de façon biunivoque à une adresse @ Si appelée « adresse d'ensemble de lignes ». Il existe donc ici s adresses @ Si différentes d'ensemble de lignes. Par la suite, le nombre de bits minimum nécessaires pour coder l'adresse @ Si d'un ensemble S i est, par exemple, égal à cinq de sorte que s est égal à 2 5 . La position d'un mot particulier dans le champ D i,j est repérée par un indice « d r » qui identifie la position d'un mot dans la ligne L i,j . L'indice d r est un nombre compris entre 1 et N m . Typiquement, les mots d’un même champ D i,j sont placés immédiatement les uns derrière les autres. En plus du champ D i,j , chaque ligne L i,j comporte une étiquette de lignes T i,j appelée « tag » en anglais. L'étiquette T i,j contient une valeur qui permet de sélectionner sans ambiguïté la ligne L i,j qui contient le mot recherché parmi les W lignes L i,j de l'ensemble S i . Pour cela, l'étiquette T i,j est construite à partir des bits de l'adresse @r du mot recherché qui n'ont pas déjà été utilisés pour déterminer l'adresse @ Si de l'ensemble S i susceptible de contenir la ligne L i,j et pour déterminer l’indice d r . Par exemple, une fonction de hachage (« hash » en anglais) peut être appliquée à ces bits de l'adresse du mot recherché pour obtenir l'étiquette T i,j . La mémoire cache 6 comporte aussi une unité électronique 14 de gestion. Cette unité 14 est notamment configurée pour : - en réponse à une requête de lecture d’un mot dans la mémoire cache 6, envoyer le mot recherché à l’émetteur de la requête si ce mot a été trouvé dans la mémoire cache 6 et sinon, déclencher un défaut de cache, et - en réponse à une requête d’écriture d’un mot dans la mémoire cache 6, remplacer l’ancienne valeur de ce mot enregistrée sur le support 7 par sa nouvelle valeur et, dans le cas où le mot à écrire n'a pas pu être trouvé dans la mémoire cache 6, déclencher un défaut de cache. Par exemple, lorsque l'unité 14 déclenche un défaut de cache, elle émet une requête vers une mémoire de rang supérieur, typiquement ici la mémoire principale 8, pour déclencher le chargement, dans la mémoire cache 6, du mot recherché. L'unité 14 gère ensuite l'enregistrement, dans une ligne L i,j , du mot fourni en réponse à sa requête. A titre d'illustration, le microprocesseur 4 est conforme à l'architecture RISC (« Restricted Instruction Set Computer »). Le microprocesseur 4 comporte, notamment, une interface 28 d’entrée/sortie de données. L'interface 28 permet de lire des mots depuis la mémoire 6 et, en alternance, d’écrire des mots dans la mémoire 6. Ici, pour lire un mot, le microprocesseur 4 génère et envoie par l’intermédiaire de l’interface 28 une requête de lecture de ce mot. Cette requête de lecture comporte notamment une adresse @r physique ou virtuelle du mot à lire. L’adresse virtuelle d’un mot est l’adresse de ce mot dans l’espace mémoire du processus exécuté par le microprocesseur 4. Cette adresse virtuelle correspond à une adresse physique dans la mémoire principale 8 où est enregistré le mot recherché. Classiquement, c’est un module de conversion connu sous l’acronyme MMU (« Memory Management Unit ») qui se charge de la conversion des adresses virtuelles en adresses physiques au moment où cela devient nécessaire. L'adresse @r comporte à cet effet : - une adresse @ Si,r d’un ensemble S i,r de la mémoire cache 6 susceptible de contenir le mot recherché ; - un indice d r qui identifie la position du mot recherché dans le champ D i,j des W lignes L i,j de l’ensemble S i,r identifié par l’adresse @ Si,r , et - une étiquette T r qui permet de sélectionner sans ambiguïté, parmi les W lignes L i,j de l’ensemble S i,r correspondant à l’adresse @ Si,r , la ligne qui contient le mot recherché si cette ligne existe. L'étiquette T r est typiquement construite en mettant en œuvre le même algorithme que celui mis en œuvre pour construire chacune des étiquettes T i,j enregistrées dans la mémoire cache 6. Ainsi, si l'une des lignes L i,j de l'ensemble S i,r contient le mot recherché, son étiquette T i,j est identique à l'étiquette T r . Cela permet de l'identifier sans ambiguïté comme étant la ligne qui contient le mot recherché parmi les W lignes L i,j de l'ensemble S i,r . Dans ce mode de réalisation, les requêtes en écriture et en lecture reçues par la mémoire cache 200 comportent en plus : - un identifiant Id u du processus exécuté par le microprocesseur 4 qui a émis cette requête, et - un marqueur MP de mémoire partagée qui indique si le mot recherché est ou non partagé avec d’autres processus simultanément exécutés par le calculateur 2. Typiquement, l’identifiant Id u est un PID (« Process IDentifier ») attribué à tout processus exécuté par le microprocesseur 4. Par exemple, l’identifiant Id u est l’identifiant de processus connu sous l’acronyme ASID (« Adress Space IDentifier »). Le marqueur MP peut prendre un état actif et un état inactif. Dans l’état actif, il indique que le mot à accéder est partagé entre plusieurs processus simultanément exécutés par le calculateur 2. Un mot partagé est un même mot qui peut être lu et/ou écrit par plusieurs processus différents. Dans l’état inactif, le marqueur MP indique que le mot à lire ou à écrire est uniquement utilisé par le processus qui a généré la requête. Une requête d’écriture d'un mot dans la mémoire 6 est, par exemple, pratiquement identique à la requête de lecture sauf qu'elle comporte en plus une valeur numérique V r contenant la nouvelle valeur du mot à enregistrer dans la mémoire cache 6. La représente plus en détail l'unité 14 de gestion de la mémoire cache 6. L'unité 14 est configurée pour mettre en œuvre le procédé de gestion décrit plus en détail en référence à la . L'unité 14 comporte des registres dans lesquels sont enregistrées les différentes données contenues dans la requête de lecture ou d'écriture reçue par la mémoire 6. Sur cette figure, les registres contenant l'étiquette T r , l'adresse @ Si,r , l'indice d r , l’identifiant Id u , le marqueur MP et la valeur V r portent, respectivement, les références T r , @ Si,r , d r , Id u , MP et V r . L'unité 14 comporte une mémoire 38 et un générateur matériel 40 de valeurs Iw j,r pour chacun des index Iw j correspondant à l’adresse @r reçue. Typiquement, la mémoire 38 est uniquement accessible par les composants de l’unité 14. De préférence, la mémoire 38 est une mémoire non volatile. En particulier, les informations contenues dans la mémoire 38 ne peuvent pas être lues ou écrites par des processus exécutés par le microprocesseur 4. Ici, cette mémoire 38 comporte un clé cryptographique k et W tables T j d’indirection. Ici, chaque table d’indirection T j est associée de façon unique à un index respectif, c’est-à-dire ici à l’index Iw j . Par conséquent, dans cet exemple de réalisation, la mémoire 38 comporte quatre tables T 1 à T 4 pour les index, respectivement, Iw 1 à Iw 4 . Les structures de toutes les tables T j sont identiques. Le générateur 40 exécute une fonction bijective de correspondance qui associe à chaque adresse @ Si,r un et un seul jeu de W valeurs Iw j,r . Ce jeu de valeurs Iw j,r correspond à l’ensemble S i,r puisque chaque valeur Iw j,r identifie de façon unique l’une des lignes de l’ensemble S i,r . Le générateur 40 reçoit, en entrée, l’adresse @ Si,r . De plus, dans ce mode de réalisation, il reçoit aussi en entrée, l’étiquette T r , l’identifiant Id u et le marqueur MP. En sortie, il renvoie, sur une sortie respective, chacune des valeurs Iw j,r générée. A cet effet, le générateur 40 comporte W sorties. Ici, la valeur Iw j,r de chaque index Iw j est comprise entre 1 et s. La valeur Iw j,r correspond donc directement au numéro de la ligne L i,j dans le tableau T j Ici, le générateur 40 comporte notamment à cet effet un circuit cryptographique 42 et un circuit 44 de conversion. Lorsque le marqueur MP indique que le mot n’est pas partagé, le circuit cryptographique 42 génère quatre valeurs intermédiaires I’w j,r en fonction de l’adresse @ Si,r , de l’étiquette T r , de l’identifiant Id u et de la clé k contenue dans la mémoire 38. A l’inverse, lorsque le marqueur MP indique que le mot est partagé, le circuit cryptographique 42 génère quatre valeurs intermédiaires I’w j,r en fonction de l’adresse @ Si,r et de la clé k mais sans tenir compte de l’identifiant Id u et, éventuellement, de l’étiquette T r . Chaque valeur intermédiaire I’w j,r est un entier compris entre un et s. Le circuit 44 convertit chaque valeur intermédiaire I’w j,r en une valeur finale Iw j,r restituée sur la sortie correspondante du générateur 40. Pour cela, le circuit 44 utilise les tables d’indirection T j enregistrées dans la mémoire 38. Plus précisément, le circuit 44 utilise la valeur intermédiaire I’w j,r en tant que numéro de ligne pour sélectionner une ligne de la table T j puis extrait de la ligne sélectionnée la valeur finale Iw j,r correspondante. L'unité 14 comporte aussi les composants suivants : - un générateur aléatoire ou pseudo-aléatoire 48 de nombre entier compris entre 1 et s, - un comparateur 56, - un automate 60, - un extracteur 62 de mot Le comparateur 56 compare l'étiquette T r reçue aux étiquettes T i,j des lignes de l'ensemble S i,r sélectionné à l'aide de l'adresse @ Si,r . Si l'une des étiquettes T i,j de l'ensemble S i,r sélectionné correspond à l'étiquette T r , alors un signal de sélection de cette ligne L i,j comme étant celle qui contient le mot recherché est généré. Ce signal de sélection correspond donc au cas d'un « hit ». Dans le cas contraire, c'est-à-dire qu'aucune des étiquettes T i,j de l'ensemble S i,r sélectionné ne correspond à l'étiquettes T r , un signal de défaut de cache est généré. Une étiquette T i,j correspond à l'étiquette T r si ces deux étiquettes sont identiques. Le signal de sélection est, en alternance, le signal de défaut de cache est reçu par l’automate 60. En parallèle du comparateur 56, l’extracteur 62 extrait du champ D i,j de la même ligne L i,j que celle actuellement traitée par le comparateur 56, le mot situé à la position repérée par l'indice reçu d r . L'automate 60 est notamment configuré pour : - sélectionner les W lignes L i,j de l’ensemble S i,r correspondant à l’adresse @ Si,r à partir des valeurs Iw j,r générées par le générateur 40, - si l’une des W lignes L i,j sélectionnée déclenche un signal de succès, alors l’automate 60 déclenche en réponse, dans le cas d’une requête de lecture, la transmission du mot extrait, et, dans le cas d’une requête d’écriture, l’écriture de la valeur V r reçue à l’emplacement du mot situé à la position repérée par l’indice d r dans le champ D i,j de cette ligne, et - charger à partir de la mémoire principale 8 et enregistrer dans la mémoire cache 6 le mot correspondant à l’adresse @r contenue dans la requête reçue si ce mot n’a pas pu être trouvé dans la mémoire cache 6. La structure de la table T j est représentée sur la . La table T j comporte quatre colonnes et autant de lignes qu’il y a de valeurs possibles pour l’index Iw j . Ici, elle comporte donc s lignes numérotées de 1 à s. L’intersection entre une colonne et une ligne forme une cellule. Chaque cellule est apte à contenir une valeur. Ainsi, chaque ligne de la table T j comporte quatre cellules C x,y,j , où les indices x et y sont les numéros, respectivement, de la ligne et de la colonne de la table T j . L’indice x varie de 1 à s et l’indice y varie de un à quatre. Pour simplifier la , seules deux lignes correspondant aux numéros de ligne, respectivement, I’w j,r et I’w j,k ont été représentées. La première colonne de la table T j , c’est-à-dire celle qui contient toutes les cellules C x,1,j contient toutes les valeurs possibles de l’index Iw j . Ici, ces valeurs possibles sont les valeurs entières qui vont de un à s. Ainsi, chaque cellules C x,1,j comporte l’une de ces valeurs. Par exemple, ici, les cellules C x,1,j des lignes I’w j,r et I’w j,k contiennent les valeurs, respectivement, Iw j,r et Iw j,k de l’index Iw j . La deuxième colonne de la table T j contient toutes les cellules C x,2,j . Chaque cellule C x,2,j contient un compteur CNT i,j associé à la ligne L i,j identifiée par la valeur de l’index Iw j contenue dans la cellule C x,1,j située sur la même ligne. La troisième colonne de la table T j contient toutes les cellules C x,3,j . Chaque cellule C x,3,j contient un bit de validité Bv i,j associé à la ligne L i,j identifiée par la valeur de l’index Iw j contenue dans la cellule C x,1,j située sur la même ligne. Ce bit Bv i,j permet de marquer la ligne L i,j comme étant valide et, en alternance, invalide. Classiquement, une ligne L i,j marquée comme invalide doit être traitée comme si elle ne contenait aucun mots. Ainsi, une ligne L i,j marquée comme invalide est destinée à être effacée et remplacée en priorité par une autre ligne chargée depuis la mémoire principale 8. Ici, lorsque la ligne L i,j est valide, le bit Bv i,j est égal à « 1 ». A l’inverse, le bit Bv i,j est égal à « 0 » lorsque la ligne L i,j est invalide. La quatrième colonne de la table T j contient toutes les cellules C x,4,j . Chaque cellule C x,4,j contient un bit sale Bs i,j associé à la ligne L i,j identifiée par la valeur de l’index Iw j contenue dans la cellule C x,1,j située sur la même ligne. Le bit Bs i,j est plus connu sous le nom de bit « dirty ». Le bit Bs i,j permet de marquer cette ligne L i,j comme ayant été modifiée. Lorsqu'une ligne L i,j est marquée comme ayant été modifiée, le champ D i,j qu'elle contient est copié dans la mémoire principale 8 avant, par exemple, que cette ligne soit marquée comme invalide ou évincée de la mémoire cache 6. Ici, lorsque la ligne L i,j a été modifiée, le bit Bs i,j est égal à « 1 ». A l’inverse, le bit Bs i,j est égal à « 0 » lorsque la ligne L i,j n’a pas été modifiée. La représente plus en détail un mode de réalisation possible du circuit 42 dans le cas où le marqueur MP est dans son état inactif. Dans ce mode de réalisation, le circuit 42 comporte un circuit 70 de concaténation, un permutateur 72, un circuit logique « OU Exclusif » 74, quatre circuits 76 à 79 de substitution et quatre circuits logiques « OU Exclusif » 80 à 83. Le circuit 70 reçoit en entrée l’étiquette T r , l’adresse @ Si,r et l’identifiant Id u et restitue, en sortie, un mot M r formé par la concaténation des bits de l’étiquette T r , de l’adresse @ Si,r et de l’identifiant Id u . Par exemple, ici l’étiquette T r , l’adresse @ Si,r et l’identifiant Id u sont codés sur, respectivement, 39 bits, 5 bits et 16 bits. Ainsi, le mot M r formé comporte 60 bits. Le permutateur 72 permute les bits du mot M r pour obtenir un mot M’ r puis envoie les vingt premiers bits M’ r [0..19] du mot M’ r sur une première entrée du circuit 74, les vingts bits suivants M’ r [20..39] du mot M’ r sur une deuxième entrée du circuit 74 et les vingt derniers bits M’ r [40..59] du mot M’ r sur une troisième entrée du circuit 74. Le circuit 74 réalise un « OU Exclusif » ou XOR entre les bits M’ r [0..19], M’ r [20..39] et M’ r [40..59] pour obtenir un mot M i codé sur vingt bits. Les cinq premiers bits M i [0..4] sont envoyés sur une entrée du circuit 76, les cinq bits suivants M i [5..9] sur une entrée du circuit 77, les cinq bits suivants M i [10..14] sur une entrée du circuit 78 et les cinq derniers bits M i [15..19] sur une entrée du circuit 79. Les circuits 76 à 79 substituent les bits reçus en entrée par d’autres bits pour générer quatre mots Ms 1 à Ms 4 transmis chacun sur une première entrée, respectivement, des circuit 80 à 83. Par exemple, chaque circuit 76 à 79 est un circuit connu sous le terme de « S-BOX ». Les circuits 80 à 83 reçoivent sur une seconde entrée, respectivement, les cinq premiers bits k[0..4], les cinq bits suivants k[5..9], les cinq bits suivants k[10..14] et les cinq dernier bits k[15..19] de la clé k. Les circuits 80 à 83 réalisent chacun un « OU Exclusif » ou XOR et restituent sur leurs sorties, respectivement, les valeurs intermédiaire I’w 1,r , I’w 2,r , I’w 3,r et I’w 4,r . Le fonctionnement du calculateur 2 et de la mémoire cache 6 va maintenant être décrit en référence au procédé de la . Lors de la mise sous-tension du calculateur 2, l'ensemble des lignes de la mémoire cache 6 sont marquées comme étant invalides à l’aide du bit Bv i,j . Pour cela, la valeur « 0 » est inscrite dans l’ensemble des cellules C x,3,j de toutes les tables T j . Par exemple, lors de la première utilisation du calculateur 2, les valeurs numériques de 1 à s sont enregistrées, respectivement, dans les cellules C x,1,j de chaque table T j . Autrement dit, au début de la première utilisation du calculateur 2, la valeur x est enregistrée dans la cellule C x,1,j . Lors des utilisations suivantes, le contenu des cellules C x,1,j est, par exemple, celui mémorisé à l’issue de la précédente utilisation. Ainsi, lors des utilisations suivantes, les valeurs de 1 à s ne sont pas nécessairement enregistrées dans les cellules C x,1,j dans l’ordre croissant des indices x. Après la mise sous tension du calculateur 2, l’exécution d’au moins un processus est déclenchée. Le calculateur 2 a ici la capacité d'exécuter simultanément plusieurs processus. Pour cela, par exemple, le calculateur 2 exécute un système d'exploitation qui permet d'ordonnancer dans le temps l'exécution simultanée de ces différents processus par le microprocesseur 4. Grace à cela, tous les processus sont exécutés en alternance par ce même microprocesseur 4. De même, la mémoire cache 6 est accessible et utilisable par tous les processus simultanément exécutés. En particulier, pour augmenter l'efficacité et la rapidité d'exécution de chacun des processus, chacun d'entre eux peut lire et écrire des mots dans n'importe quel emplacement du support 7. Autrement dit, le support 7 n'est pas divisé en plusieurs partitions dont l'usage de chacune de ces partitions serait réservé à un seul processus particulier. L'exécution de plusieurs processus par un microprocesseur est bien connue de l'homme du métier. Ainsi, seuls les accès et la gestion de la mémoire cache 6 sont décrits plus en détail par la suite. Lors d'une étape 100, une requête de lecture d'un mot est reçue par l’unité 14. Cette requête est émise par un processus exécuté par le microprocesseur 4. Cette requête de lecture contient notamment l'adresse @r du mot à lire et donc l'étiquette T r , l'adresse @ Si,r et l'indice d r . Elle contient également l’identifiant Id u du processus qui a émis cette requête ainsi que l’état du marqueur MP. Lors d'une étape 102, l'étiquette T r , l'adresse @ Si,r , l'indice d r , l’identifiant Id u et le marqueur MP sont enregistrés dans les registres, respectivement, T r , @ Si,r , d r , Id u et MP de l'unité 14 de gestion. Lors d'une étape 104, le générateur 40 génère alors les quatre valeurs Iw 1,r , Iw 2,r , Iw 3,r et Iw 4,r des index, respectivement, Iw 1 , Iw 2 , Iw 3 et Iw 4 . Pour cela, lors d’une opération 106, le circuit 42 vérifie si le marqueur MP reçu est dans son état inactif. Dans l’affirmative, le procédé se poursuit par une opération 108. Dans la négative, le procédé se poursuit par une opération 110. Lors de l’opération 108, le circuit 42 construit quatre valeurs intermédiaires I’w 1,r , I’w 2,r , I’w 3,r et I’w 4,r comme décrit en référence à la . L’opération 110 est identique à l’opération 108 sauf que les bits de l’identifiant Id u sont remplacés par une valeur constante prédéterminée et identique pour tous les processus exécutés par le calculateur 2. Par exemple, les bits de l’identifiant Id u sont tous mis à zéro. Dans ce cas, les valeurs intermédiaires générées I’w 1,r , I’w 2,r , I’w 3,r et I’w 4,r ne varient pas en fonction de l’identifiant Id u . Dès lors, si deux processus exécutés ont le même espace d’adressage, alors que la requête contenant l’adresse @r soit émise par l’un ou par l’autre de ces processus, les valeurs intermédiaires I’w 1,r , I’w 2,r , I’w 3,r et I’w 4,r sont identiques. Dès lors, comme cela sera compris à la lecture de la suite de cette description, l’ensemble S i,r est le même pour ces deux processus puisque les tables T j sont les mêmes pour tous les processus. Cela permet donc à ces deux processus de partager un mot enregistré dans la mémoire cache 6. A l’issue de l’opération 108 ou à l’issue de l’opération 110, lors d’une opération 112, le circuit 44 convertit les valeurs intermédiaires I’w 1,r , I’w 2,r , I’w 3,r et I’w 4,r générées par le circuit 42 en valeurs finales Iw 1,r , Iw 2,r , Iw 3,r et Iw 4,r en utilisant pour cela les tables T 1 à T 4 . Le fonctionnement du circuit 44 est expliqué dans le cas particulier de la conversion d’une valeur intermédiaire I’w j,r en valeur finale Iw j,r à l’aide de la table T j . Ce qui est décrit dans ce cas particulier est appliqué pour chacune des valeurs de l’indice « j » comprise entre 1 et 4. Le circuit 44 sélectionne, dans la table T j , la cellule C x,1,j qui se trouve sur la ligne dont le numéro est égal à la valeur I’w j,r . La valeur finale Iw j,r est alors prise égale à la valeur contenue dans la cellule C x,1,j ainsi sélectionnée. Par exemple, en se référant au contenu de la table T j représentée sur la , la cellule C x,1,j ainsi sélectionnée contient la valeur finale Iw j,r . Ensuite, lors d'une étape 120, l'automate 60 sélectionne dans le support 7, l'ensemble S i,r de W lignes L i,j situé à l'adresse @ Si,r . Cet ensemble S i,r est formé par les W lignes identifiées par les W valeurs finales Iw j,r obtenues à l’issue de l’étape 104. Il est rappelé que chaque valeur Iw j,r de l’index Iw j pointe sur une ligne respective dans le tableau T j . Typiquement, la ligne identifiée par l’index Iw j est celle dont le numéro de ligne est égal à la valeur Iw j,r . Lors d'une étape 122, le comparateur 56 traite les unes après les autres les W lignes sélectionnées à l’issue de l’étape 120. Successivement, pour chacune des lignes L i,j ainsi sélectionnées, le comparateur 56 compare l'étiquette T i,j de cette ligne à l'étiquette T r reçue. Le comparateur 56 transmet un signal de succès (« hit ») à l'automate 60 uniquement si, pour la ligne L i,j actuellement traitée, les étiquettes T i,j et T r sont identiques. Dans tous les autres cas, le comparateur 56 transmet un signal de d’absence de correspondance à l'automate 60. En parallèle, lors d'une étape 124, l'extracteur 62 lit, dans le champ D i,j de la ligne L i,j actuellement traitée par le comparateur 56, le mot situé à la position repérée par l'indice d r reçu. En réponse à un signal de succès, lors d'une étape 126, l'automate 60 transmet au microprocesseur 4 le mot extrait lors de l'étape 124 et le procédé retourne à l'étape 100 pour traiter la prochaine requête de lecture. Si le comparateur 56 a généré un signal d’absence de correspondance pour les W lignes L i,j traitées, l’automate 60 déclenche un défaut de cache. Le procédé se poursuit alors par une étape 130 de fourniture du mot recherché à partir d’une mémoire de rang supérieure. L’étape 130 débute par une opération 132 de sélection de la ligne à évincer parmi les W lignes actuelles de l’ensemble S i,r . Pour cela, l’automate 60 sélectionne en priorité une ligne de l’ensemble S i,r dont le bit Bv i,j indique qu’elle est invalide. A cet effet, pour chaque ligne L i,j de l’ensemble S i,r , l’automate 60 lit le bit Bv i,j associé à cette ligne L i,j par la table T j . Plus précisément, l’automate 60 lit le bit Bv i,j contenu dans la cellule C x,3,j de la ligne de la table T j dont la cellule C x,1,j contient la valeur Iw j,r générée lors de l’étape 104. Si une seule ligne L i,j de l’ensemble S i,r est associée à un bit Bv i,j qui indique que cette ligne est invalide, alors c’est cette ligne qui est sélectionnée pour être évincée. Sinon, si plusieurs lignes de l’ensemble S i,r sont associées à des bits Bv i,j qui indiquent qu’elles sont invalides, alors l’une quelconque de ces lignes est sélectionnée. Enfin, si toutes les lignes de l’ensemble S i,r sont valides, c’est-à-dire qu’elles sont toutes associées à des bits de validité qui indiquent qu’elles sont valides, alors l’une quelconque de ces lignes est sélectionnée pour être évincée. Ensuite, lors d’une opération 134, l’automate 60 vérifie l’état du bit « dirty » associé à la ligne à évincer sélectionnée. A cet effet, si la ligne à évincer sélectionnée est la ligne L i,j , l’automate 60 lit le bit Bs i,j associé à cette ligne L i,j par la table T j . Plus précisément, l’automate 60 lit le bit Bs i,j contenu dans la cellule C x,4,j de la ligne de la table T j dont la cellule C x,1,j contient la valeur Iw j,r générée lors de l’étape 104, l’indice j étant l’indice du tableau W j qui contient la ligne L i,j sélectionnée lors de l’opération 132. Si lors de l’opération 134, le bit Bs i,j indique que cette ligne a été modifiée depuis son enregistrement sur le support 7, alors, lors d’une opération 136, le contenu de son champ D i,j est sauvegardé dans une mémoire de rang supérieure, c’est-à-dire ici dans la mémoire 8. Ensuite, directement après l’opération 134 si le bit Bs i,j de la ligne à évincer est égal à zéro ou à l’issue de l’opération 136, lors d’une opération 140, l’automate 60 compare la valeur du compteur CNT i,j à un seuil prédéterminé S A . Le compteur CNT i,j est celui associé à la ligne L i,j à évincer par la table T j . Pour cela, l’automate 60 lit la valeur contenue dans la cellule C x,2,j de la ligne de la table T j dont la cellule C x,1,j contient la valeur Iw j,r générée lors de l’étape 104, l’indice j étant l’indice du tableau W j qui contient la ligne L i,j sélectionnée lors de l’opération 132. Si la valeur du compteur CNT i,j est inférieure au seuil S A , alors, lors d’une opération 142, la ligne L i,j à évincer est remplacée, sur le support 7, par une nouvelle ligne chargée depuis la mémoire de rang supérieure et contenant le mot recherché. Pour cela, la nouvelle ligne est enregistrée sur le support 7 à la place de la ligne à évincer. Ensuite, lors d’une opération 144, le compteur CNT i,j est incrémenté d’un pas prédéterminé, par exemple, égal à un. Les bits Bv i,j et Bs i,j sont également mis, respectivement, à « 1 » et à « 0 ». Si la valeur du compteur CNT i,j est supérieure ou égale au seuil S A , à l’issue de l’opération 140, le procédé se poursuit par une opération 150. Lors de l’opération 150, une nouvelle ligne du tableau W j , différente de la ligne L i,j à évincer, est sélectionnée. Par exemple, à cet effet, le générateur 48 est utilisé pour tirer au hasard un nombre compris entre 1 et s et différent de la valeur actuelle Iw j,r de l’index Iw j . Par la suite, la valeur ainsi tirée est notée Iw j,k . Par exemple, comme illustré sur la , cette valeur Iw j,k correspond à une ligne L k,j du tableau W j , où la valeur de l’indice k est différente de la valeur de l’indice i. La ligne L k,j est associée, par la table T j , au compteur CNT k,j et aux bits Bv k,j et Bs k,j . Lors d’une opération 152, l’automate 60 permute, dans la table T j , les contenus des lignes contenant les valeurs Iw j,r et Iw j,k de l’index Iw j . Lors de l’opération 152, seuls ces deux lignes de la table T j sont permutées et toutes les autres tables d’indirection restent inchangées. A l’issue de l’opération 152, les cellules de la table T j situées sur la ligne dont le numéro est égal à I’w j,r contiennent, respectivement, les valeurs Iw j,k , CNT k,j , Bv k,j et Bs k,j . Les cellules de la table T j situées sur la ligne dont le numéro est égal à I’w j,k contiennent, respectivement, les valeurs Iw j,r , CNT i,j , Bv i,j et Bs i,j . Ainsi, suite à cette modification de la table T j , maintenant, pour une requête de lecture contenant la même adresse @r, le même identifiant Id u et le même marqueur MP, la valeur de l’index Iw j est égale à Iw j,k et n’est plus égale à Iw j,r . Autrement dit, après l’opération 152, l’ensemble S i,r contient la ligne L k,j à la place de la ligne L i,j . Ensuite, lors d’une opération 154, les compteurs CNT k,j et CNT i,j sont réinitialisés. Pour cela, ici, ils sont remis à zéro dans la table T j . De plus, le bit de validité Bv i,j est mis à zéro pour indiquer que la ligne L i,j est désormais invalide. Enfin, lors d’une opération 156, la ligne L k,j à évincer est remplacée, sur le support 7, par une nouvelle ligne chargée depuis la mémoire de rang supérieure et contenant le mot recherché. Pour cela, si le bit Bs k,j associé à la ligne L k,j est égal à « 1 », alors le contenu du champ D k,j est d’abord sauvegardé dans la mémoire de rang supérieur. Ensuite, la nouvelle ligne est enregistrée sur le support 7 à la place de la ligne L k,j . Les bits Bv k,j et Bs k,j sont alors mis, respectivement, à « 1 » et à « 0 ». A l’issue de l’étape 130, lors d’une étape 160, le mot recherché est lu dans la mémoire cache à partir de la nouvelle ligne chargée lors de l’opération 142 ou 156. Dans le cas d’une requête d’écriture d’un mot dans la mémoire cache 6, tous ce qui a été décrit précédemment s’applique sauf que, au lieu de lire le mot recherché dans la mémoire cache, la valeur V r reçue est écrite dans le mot recherché. Chapitre III : Variantes Variantes du procédé : Lors de l’opération 132, d’autres méthodes de sélection de la ligne à évincer sont possibles. Par exemple, dans une variante particulièrement simple, la ligne à évincer est choisie sans tenir compte de l’état des bits de validité Bv i,j . Par exemple, la ligne à évincer est choisie de façon aléatoire ou pseudo aléatoire parmi les W lignes de l’ensemble S i,r . Dans ce cas, le bit de validité Bv i,j peut être omis. La permutation de deux lignes de la table T j au cours de l’exécution du processus, peut être déclenchée différemment. En particulier, l’utilisation des compteurs CNT i,j peut être omise. Par exemple, en variante, la permutation des deux valeurs Iw i,j et Iw k,j de l’index Iw j dans la table T j est automatiquement déclenchée de façon aléatoire en réponse à un défaut de cache. Par exemple, l’opération 140 est remplacée par une opération lors de laquelle un nombre est tirée de façon aléatoire. Si ce nombre est supérieur ou égal au seuil S A , les opérations 150, 152 et 156 sont exécutées. Dans le cas contraire, c’est l’opération 142 qui est exécutée. Dans ce cas, l’opération 144 d’incrémentation du compteur CNT i,j et l’opération 154 de réinitialisation des compteurs sont omises. Dans un autre mode de réalisation, l’unité 14 comporte une minuterie qui décompte une durée T44. À chaque fois que la durée T44 s'est écoulée, en réponse au prochain défaut de cache, la permutation des deux lignes de la table T j est déclenchée. Ainsi, dans ce cas, l'intervalle de temps entre deux permutations de deux lignes des tables T j est indépendant du nombre de défauts de cache. Dans un autre mode de réalisation, c'est un autre événement qu'un défaut de cache qui est compté pour déclencher la permutation de deux lignes de la table T j . Par exemple, l’exécution des opérations 150 et 152 est systématiquement déclenchée après un nombre prédéterminé de « hit » ou sur la base de tout autre critère. Dans une autre variante simplifiée, l’exécution des opérations 150, 152 à 156 est déclenchée à chaque fois qu’un défaut de cache se produit. Dans ce cas, les opérations 140, 142, 144 et 154 sont omises. Lors des opérations 142 et 156 au lieu de copier seulement la ligne de la mémoire de rang supérieure qui contient le mot recherché dans la mémoire cache 6, W lignes sont copiées de la mémoire de rang supérieure dans les W lignes de l’ensemble S i,r . Typiquement, c’est W lignes sont adjacentes, dans la mémoire de rang supérieur, à la ligne qui contient le mot recherché. Lors de l’opération 150, la sélection de la nouvelle ligne L k,j dans le tableau T j , n’est pas nécessairement réalisée de façon aléatoire ou pseudo-aléatoire. Par exemple, en variante, la nouvelle ligne est sélectionnée en mettant en œuvre une fonction déterministe qui, à chaque valeur d’une variable d’entrée, associe une valeur déterminée Iw k,j respective de l’index Iw j . La valeur de la variable d’entrée est déterminée à partir d’une ou plusieurs valeurs connues au moment où la nouvelle ligne doit être sélectionnée. Par exemple, il peut s’agir d’une valeur construite à partir des valeurs contenues dans la requête de lecture ou d’écriture reçue. Toutefois, d’autres valeurs connues de l’unité 14 que celles contenues dans la requête de lecture ou d’écriture peuvent être utilisées pour cela. Lors de l’opération 144, d’autres valeurs sont possibles pour le pas d’incrément du compteur CNT i,j . En particulier, le pas d’incrément peut aussi être négatif. Dans ce cas, la valeur initiale du compteur CNT i,j affectée à ce compteur lors de l’opération 154 est une valeur supérieure au seuil S A . Variantes du générateur des valeurs d’index Iw j : L'étiquette T r peut être construite aussi bien à partir de l'adresse @r r physique du mot recherché que de l'adresse @r v virtuelle de ce mot recherché. En effet, il est toujours possible de convertir une adresse physique en une adresse virtuelle et vice-versa. C'est typiquement la fonction de l’unité de gestion de mémoire connue sous l'acronyme MMU (« Memory Management Unit »). Ainsi, si au moment où l’unité 14 reçoit la requête de lecture ou en écriture d’un mot, l’adresse @r r physique est connue, alors l’unité 14 utilise cette adresse @r r pour en extraire l’adresse @ Si,r , l’étiquette T r et l’indice d r . Cette situation se rencontre pratiquement systématiquement si la mémoire cache 6 est une mémoire cache L2 ou supérieur. Dans le cas où la mémoire cache 6 est une mémoire cache L1, il se peut qu’au moment où l’unité 14 reçoit cette requête, seule l’adresse virtuelle @r v soit disponible. Dans ce cas, le générateur 40 utilise l’adresse @r v pour en extraire l’étiquette T r et l’adresse @ Si,r . Ainsi, dans ce cas, les valeurs Iw j,r sont générées à partir de l’adresse virtuelle @r v et non pas à partir de l’adresse physique @r r . En cours de route, l’adresse physique @r r devient disponible et, notamment, les étapes 122, 124 et 126 sont réalisées en utilisant cette adresse physique et non pas l’adresse virtuelle du mot à lire ou à écrire. Le générateur 40 peut prendre en compte d’autres informations supplémentaires contenues dans la requête de lecture ou d’écriture pour générer les valeurs des index Iw j . Par exemple, le générateur peut en plus utiliser l’indice d r . A l’inverse, le générateur 40 peut aussi prendre ne compte moins d’informations que celles décrites précédemment pour générer les valeurs des index Iw j . Par exemple, systématiquement, l’étiquette T r n’est pas prise en compte pour générer les valeurs Iw j,r des index Iw j . Dans une autre variante très simplifiée, les identifiants Id u de processus sont omis et ne sont jamais utilisés pour construire les valeurs Iw j,r des index Iw j de ligne. Lors de l’étape 110, pour partager le mot recherché entre plusieurs processus, si nécessaire, l’étiquette T r est remplacée par une valeur constante et identique pour tous les processus. Cela peut être nécessaire si l’étiquette T r est extraite de l’adresse virtuelle @r v et non pas de l’adresse physique @r r du mot recherché. Dans un autre mode de réalisation, le marqueur MP de mémoire partagé est omis. Dans ce cas, il n’est pas possible de partager un mot enregistré dans la mémoire cache entre plusieurs processus simultanément exécuté par le calculateur. Pour cela, typiquement, l’identifiant Id u de chaque processus exécuté est systématiquement utilisé pour générer les valeurs des index Iw j . D’autres modes de réalisation du circuit cryptographique 42 sont possibles. Par exemple, le circuit 42 peut exécuter une fonction cryptographique plus complexe que celle précédemment décrite pour générer les valeurs intermédiaires I’w j,r . Par exemple, la fonction cryptographique exécutée par le circuit 42 peut être identique à la fonction IDF utilisée dans la solution Scattercache. A l’inverse, de préférence, la fonction cryptographique peut aussi être plus simple que celle précédemment décrite. Par exemple, le permutateur 72 ou les circuits 76 à 79 de substitution sont omis. La clé k peut aussi être omise. Dans ce cas, les valeurs Iw j,r générées sont indépendantes de cette clé k. Dans une variante très simplifiée, le circuit cryptographique 42 est omis. Par exemple, dans ce cas, les valeurs intermédiaires I’w j,r sont toutes prises égales à l’adresse @ Si,r . Le nombre de tables d’indirection utilisées n’est pas nécessairement égal à W. Par exemple, pour économiser de la mémoire, en variante, le nombre de tables d’indirection est inférieur à W. Dans ce cas, plusieurs index Iw j sont associés à une même table T k d’indirection commune à ces index Iw j . Dès lors, la même table T k est utilisée, pour plusieurs index Iw j différents, pour transformer la valeur intermédiaire I’w j,r de cet index Iw j en une valeur finale correspondante Iw j,r . Cela permet quand même d’obtenir différentes valeurs Iw j,r pour ces différents index Iw j car les valeurs intermédiaires I’w j,r sont différentes les unes des autres. Dans un cas extrême, une seule table d’indirection associée à tous les index Iw j est utilisée. Autres variantes : En variante, les compteurs CNT i,j et/ou les bits « dirty » Bs i,j et/ou les bits de validités Bv i,j sont enregistrés directement sur le support 7 et non pas dans les tables d’indirection T j . Typiquement, dans ce cas, le compteur CNT i,j , le bit Bs i,j et le bit Bv i,j associés à la ligne L i,j sont enregistrés directement dans cette ligne sur le support 7 à des emplacements prédéfinis et distincts du ou des mots contenus dans cette même ligne L i,j . Ici, les expressions « bit de validité » et « bit sale » désignent chacun une information codable à l’aide d’un seul bit. Toutefois, en variante, bien que l’information soit codable à l’aide d’un seul bit, il est possible de la coder sur plusieurs bits. En variante, la valeur du seuil S A est ajustée dynamiquement par le calculateur au cours de l’exécution du processus. Par exemple, le calculateur relève le taux actuel de défaut de cache. Si le taux actuel de défaut de cache franchit un seuil, alors la valeur du seuil S A est abaissée pour permuter plus fréquemment deux valeurs de la table d'indirection. La mémoire cache peut être divisée en différents niveaux de mémoire cache traditionnellement appelés « cache L1 », « cache L2 », « cache L3 »,... etc. Les temps d'accès à ces différents niveaux augmentent en allant de la cache L1 vers la cache L3. De plus, ces différents niveaux de mémoire cache ne sont pas nécessairement implantés sur une même puce (« die » en anglais). Par exemple, la cache L1 peut être implémentée à l'intérieur du microprocesseur 4 tandis que les niveaux supérieurs sont implémentés à l'extérieur du microprocesseur 4. Les procédés de gestion d'une mémoire cache décrits ici sont applicables à chacun de ces niveaux de mémoire cache. De préférence, les procédés décrits ici sont appliqués à chacun de ces niveaux. Le nombre W de tableau W j peut être égal à un, deux ou trois ou bien être supérieur à quatre ou six. L'enseignement donné ici s'applique aussi aux cas des mémoires caches à correspondance directe (« direct mapped » en anglais). Dans ce cas, le nombre W est égal à un et l'adresse @ Si,r correspond à une seule ligne de la mémoire cache. La mémoire de masse peut être située à l'extérieur du calculateur et raccordée à ce calculateur par un bus ou un réseau de transmission d'informations. De même, la mémoire principale peut elle aussi être mécaniquement située à l'extérieur du calculateur et raccordée à ce calculateur par un bus ou un réseau de transmission d'informations. Ce qui a été décrit ici s'applique à d'autres longueurs de mot et de lignes. Dans un autre mode de réalisation, l'indice d r est omis dans la requête de lecture d'un mot dans la mémoire cache. Dans ce cas, en cas de correspondance entre l'étiquette T r et l'une des étiquettes T i,j , la mémoire cache 6 envoie au microprocesseur 4 le champ D i,j complet. C'est ensuite le microprocesseur 4 qui procède lui-même à l'extraction du mot souhaité dans le champ D i,j reçu. Au lieu de comporter un seul microprocesseur, le calculateur électronique peut comporter plusieurs microprocesseurs chacun capable d'accéder à la mémoire cache 6. Dans ce cas, chaque processus exécuté en parallèle des autres est, par exemple, exécuté par son propre microprocesseur. Ce qui a été décrit ici dans le cas particulier où les différents processus sont exécutés, en parallèle, par le même microprocesseur 4 fonctionne de la même façon dans le cas d'un tel calculateur électronique équipé de plusieurs microprocesseurs. Plusieurs des modes de réalisation décrits ici peuvent être combinés entre eux pour obtenir un nouveau mode de réalisation. Chapitre III : Avantages des modes de réalisation Le fait d’utiliser au moins une table d'indirection T j pour générer les valeurs Iw j,r des index Iw j et de permuter, en réponse à un défaut de cache, deux valeurs seulement de cette table d'indirection permet de modifier, petit à petit et au cours de l’exécution du processus, la répartition spatiale des lignes de la mémoire cache 6 utilisées par ce processus. Contrairement à un changement de la clé k ou de l’identifiant SDID dans la solution Scattercache, la randomisation spatiale des lignes de la mémoire cache 6 utilisée par le processus n’est pas statique et évolue petit à petit. Ainsi, le ralentissement de l’exécution du processus du à un très grand nombre de défauts de cache suite au changement de la clé k ou de l’identifiant SDID, ne se produit pas. Le procédé de gestion d’une mémoire cache décrit ici permet aussi de simplifier la fonction IDF décrite dans la solution Scattercache sans pour autant amoindrir la sécurité du procédé. En effet, dans le procédé décrit ici, la randomisation spatiale est déjà obtenue par les permutations des valeurs dans les tables d’indirection T j . Dès lors, il n’est pas en plus nécessaire d’utiliser une fonction cryptographique compliquée pour réaliser le circuit 42. Le procédé décrit ici permet aussi de conserver les avantages du procédé décrit dans la solution Scattercache. En particulier, dans le cas d’une mémoire cache associative, où W est supérieur à un, les lignes correspondant à une même adresse d’ensemble @ Si,r ne sont pas situées les unes à côtés des autres dans la mémoire cache et ne sont pas nécessairement situées au même emplacement dans chacun des tableaux W j . Ainsi, cela permet de conserver unebonne randomisation spatiale de ces lignes à l’intérieur de la mémoire cache toute en y ajoutant une randomisation temporelle. Ici, « randomisation temporelle » désigne le fait de changer fréquemment la randomisation spatiale. Le déclenchement de la permutation des deux valeurs Iw j,r et Iw j,k de l’index Iw j dans la table d'indirection T j uniquement lorsque la valeur du compteur CNT i,j associé à la ligne à évincer franchit le seuil S A , permet simplement d’ajuster la fréquence à laquelle les permutations ont lieu au cours de l’exécution du processus. En effet, pour cela, il suffit de modifier la valeur du seuil S A . Le fait d’enregistrer le compteur CNT i,j , le bit Bs i,j ou le bit Bv i,j de validité dans la table d’indirection T j plutôt que sur le support 7, permet d’accéder plus rapidement à cette information ce qui accélère l’exécution du processus. L’utilisation de l’identifiant Id u de processus pour générer les valeurs des index Iw j , permet d’utiliser des lignes de la mémoire cache qui diffèrent en fonction du processus. Ainsi, il est difficile pour un processus attaquant exécuté par le calculateur 2 d’accéder simplement aux lignes utilisées par un autre processus simultanément exécuté. De plus, pour atteindre ce résultat, il n’est pas nécessaire de partitionner la mémoire cache entre les différents processus exécutés. Le fait de ne pas prendre en compte l’identifiant Id u de processus pour générer les valeurs des W index Iw j lorsque le marqueur MP de mémoire partagé est dans l’état actif, permet de partager un mot enregistré dans la mémoire cache entre plusieurs processus. La sélection aléatoire ou pseudo-aléatoire de la nouvelle ligne L k,j permet de rendre plus imprédictible l’emplacement de cette nouvelle ligne dans la mémoire cache. Cela rend donc l’identification des lignes de la mémoire cache utilisées par un processus attaqué plus compliquée. Le fait de commuter systématiquement le bit de validité Bv i,j dans l’état « invalide » après que la ligne L i,j ait été remplacé par la ligne L k,j , permet d’évincer en priorité ces lignes qui ne sont plus utilisées et donc de limiter le nombre de fois où une ligne doit être sauvegardée dans une mémoire de rang supérieur. Le fait d’utiliser la clé k enregistrée dans la mémoire 38 de l’unité 14 de gestion de la mémoire cache, pour sélectionner une cellule C x,1,j dans la table T j permet de renforcer la robustesse du procédé. En effet, la clé k n’est connue d’aucun des processus exécutés par le calculateur 2 de sorte qu’il est très difficile de prédire l’emplacement où sont enregistrés les mots dans la mémoire cache 6. De plus, la clé k est enregistrée dans une mémoire 38 qui n’est pas accessible par les processus exécutés. Procédé de gestion d’une mémoire cache d’un calculateur électronique, ce procédé comportant les étapes suivantes au cours de l’exécution par ce calculateur d’un processus qui doit traiter un mot : a) la réception (100) d’une requête contenant une adresse du mot à lire ou à écrire, cette adresse comprenant : - une étiquette de ligne reçue, - une adresse d’ensemble reçue, cette adresse d’ensemble reçue appartenant à un premier ensemble de s valeurs différentes, où le nombre s est un nombre entier supérieur à deux, puis b) la génération (104), en fonction de l’adresse d’ensemble reçue lors de l’étape a), d’une première valeur respective pour chaque index de ligne d’un groupe de W index de ligne différents, où W est un nombre entier prédéterminé supérieur ou égal à un, chaque index de ligne pointant sur un tableau respectif de s lignes différentes de la mémoire cache et sa valeur identifiant de façon unique une seule ligne du tableau sur lequel il pointe, chaque ligne identifiée par la première valeur d’un index de ligne comportant une étiquette de ligne préenregistrée, puis c) la comparaison (122) de l’étiquette de ligne reçue aux étiquettes de ligne des lignes identifiées par les premières valeurs des W index de ligne générées lors de l’étape b), pour déterminer si l’une de ces étiquettes de ligne correspond à l’étiquette de ligne reçue, d) lorsque aucune des étiquettes de ligne comparées lors de l’étape c) ne correspond à l’étiquette de ligne reçue, le déclenchement d’un défaut de cache et la fourniture du mot à partir d’une mémoire de rang supérieur, et lorsque, au contraire, l’une des étiquettes de ligne comparées lors de l’étape c) correspond à l’étiquette de ligne reçue, la lecture (124) ou l’écriture dans la mémoire cache du mot à l’intérieur de la ligne contenant l’étiquette de ligne qui correspond à l’étiquette de ligne reçue, caractérisé en ce que : - l’étape b) comporte, pour chacun des W index de ligne, la sélection (112), en fonction de l’adresse d’ensemble reçue lors de l’étape a), d’une première cellule dans une première colonne d’une table d’indirection préenregistrée associée à cet index de ligne et l’utilisation, en tant que première valeur générée pour cet index de ligne, de la valeur contenue dans cette première cellule, - lors de l’étape d), en réponse au déclenchement d’un défaut de cache, le procédé comporte les opérations suivantes : d1) l’enregistrement (156) du mot fourni à partir de la mémoire de rang supérieur dans une nouvelle ligne identifiée par une seconde valeur de l’index de ligne qui pointe sur le tableau contenant cette nouvelle ligne, cette seconde valeur étant différente de la première valeur de cet index de ligne générée lors de l’étape b) et étant contenue dans une seconde cellule de la première colonne de la table d’indirection associée à cet index de ligne, cette seconde cellule étant différente de la première cellule, et d2) la permutation (152), dans la première colonne de la table d’indirection associée à l’index de ligne qui pointe sur le tableau contenant la nouvelle ligne, seulement des valeurs contenues dans les première et seconde cellules de sorte qu’après cette permutation la première cellule contient la seconde valeur et la seconde cellule contient la première valeur. Procédé selon la revendication 1, dans lequel, lors de l’étape d), en réponse au déclenchement d’un défaut de cache, le procédé comporte : - la sélection (132) d’une ligne à évincer parmi les W lignes identifiées par les premières valeurs des W index de ligne générées lors de l’étape b), puis - la comparaison (140) d’un compteur associé à la ligne à évincer sélectionnée, à une seuil prédéterminé, et - lorsqu’il résulte de cette comparaison que la valeur de ce compteur a franchi le seuil prédéterminé, l’exécution des opérations d1) et d2) et la réinitialisation (154) de ce compteur et, à l’inverse, lorsqu’il résulte de cette comparaison que la valeur de ce compteur n’a pas encore franchi le seuil prédéterminé, l’enregistrement (142) du mot fourni à partir de la mémoire de rang supérieur, dans la ligne à évincer sélectionnée et l’incrémentation (144) du compteur associé à cette ligne à évincer. Procédé selon la revendication 2, dans lequel le compteur est enregistré dans une deuxième colonne de la table d’indirection associée à l’index de ligne qui pointe sur le tableau contenant la ligne à évincer. Procédé selon l’une quelconque des revendications précédentes, dans lequel le procédé comporte : - l’utilisation d’un bit sale associé à chaque ligne de la mémoire cache pour déterminer si, avant d’évincer cette ligne de la mémoire cache, il faut d’abord sauvegarder le ou les mots contenus dans cette ligne dans une mémoire de rang supérieur, et - l’enregistrement (156) du bit sale associé à chaque ligne de la mémoire cache dans une troisième colonne de la table d’indirection associée à l’index de ligne qui pointe sur le tableau contenant cette ligne. Procédé selon l’une quelconque des revendications précédentes, dans lequel le procédé comporte : - l’utilisation d’un bit de validité associé à chaque ligne de la mémoire cache pour déterminer si cette ligne doit être sélectionnée en priorité pour être évincée de la mémoire cache, et - l’enregistrement (154, 156) du bit de validité associé à chaque ligne de la mémoire cache dans une quatrième colonne de la table d’indirection associée à l’index de ligne qui pointe sur le tableau contenant cette ligne. Procédé selon l’une quelconque des revendications précédentes, dans lequel : - lors de l’étape a), la requête reçue comporte également un identifiant de processus reçu qui distingue le processus qui a émis cette requête de tous les autres processus simultanément exécutés par le calculateur électronique, - lors de l’étape b), les premières valeurs des W index de ligne sont également générées en fonction de l’identifiant de processus reçu lors de l’étape a). Procédé selon la revendication 6, dans lequel - lors de l’étape a), la requête reçue comporte également un marqueur de mémoire partagée qui indique si le mot à lire ou à écrire est ou non partagé avec d’autres processus simultanément exécutés par le calculateur électronique, et - lors de l’étape b), lorsque le marqueur de mémoire partagé indique que le mot à lire ou à écrire n’est pas partagé avec d’autres processus simultanément exécutés par le calculateur électronique, les premières valeurs des W index de ligne sont également générées en fonction de l’identifiant de processus reçu lors de l’étape a) et, sinon, lorsque le marqueur de mémoire partagé indique que le mot à lire ou à écrire est partagé avec d’autres processus simultanément exécutés par le calculateur électronique, les premières valeurs des W index de ligne sont générées sans prendre en compte l’identifiant de processus reçu lors de l’étape a). Procédé selon l’une quelconque des revendications précédentes, dans lequel l’opération d1) comporte la sélection aléatoire ou pseudo-aléatoire de la nouvelle ligne parmi les lignes d’un tableau différentes de la ligne identifiée par la première valeur de l’index de ligne qui pointe sur ce tableau. Procédé selon l’une quelconque des revendications précédentes, dans lequel le procédé comporte : - l’utilisation d’un bit de validité associé à chaque ligne de la mémoire cache pour déterminer si cette ligne doit être sélectionnée en priorité pour être évincée de la mémoire cache, ce bit de validité étant commutable entre : - un état « invalide » où il indique que cette ligne doit être sélectionnée en priorité pour être évincée de la mémoire cache, et - un état « valide » où il indique que cette ligne ne doit pas être sélectionnée en priorité pour être évincée de la mémoire cache, - en réponse à l’exécution de l’opération d2), le bit de validité associé à la ligne de la mémoire cache identifiée par la première valeur de l’index de ligne qui pointe sur le tableau contenant la nouvelle ligne, est systématiquement mis (154) dans l’état « invalide ». Procédé selon l’une quelconque des revendications précédentes, dans lequel W est supérieur ou égale à deux. Procédé selon la revendication 10, dans lequel chaque index de ligne est associé à sa propre table d’indirection. Procédé selon l’une quelconque des revendications précédentes, dans lequel l’étape b) comporte pour chaque index de ligne : - la construction (108, 110) d’une valeur intermédiaire de cet index de ligne à partir de l’adresse d’ensemble reçue lors de l’étape a) et d’une clé cryptographique secrète contenue dans une mémoire non-volatile inaccessible par les processus exécutés par le calculateur, puis - la sélection (112), en fonction de l’adresse d’ensemble reçue lors de l’étape a), d’une première cellule dans une première colonne de la table d’indirection préenregistrée associée à cet index de ligne, consiste à sélectionner la cellule de cette table d’indirection qui se trouve sur la ligne de cette table d’indirection dont l’indice est égal à la valeur intermédiaire construite pour cet index de ligne. Unité matérielle de gestion d’une mémoire cache d’un calculateur électronique, cette unité étant configurée pour réaliser les étapes suivantes au cours de l’exécution par ce calculateur d’un processus qui doit traiter un mot : a) la réception d’une requête contenant une adresse du mot à lire ou à écrire, cette adresse comprenant : - une étiquette de ligne reçue, - une adresse d’ensemble reçue, cette adresse d’ensemble reçue appartenant à un premier ensemble de s valeurs différentes, où le nombre s est un nombre entier supérieur à deux, puis b) la génération, en fonction de l’adresse d’ensemble reçue lors de l’étape a), d’une première valeur respective pour chaque index de ligne d’un groupe de W index de ligne différents, où W est un nombre entier prédéterminé supérieur ou égal à un, chaque index de ligne pointant sur un tableau respectif de s lignes différentes de la mémoire cache et sa valeur identifiant de façon unique une seule ligne du tableau sur lequel il pointe, chaque ligne identifiée par la première valeur d’un index de ligne comportant une étiquette de ligne préenregistrée, puis c) la comparaison de l’étiquette de ligne reçue aux étiquettes de ligne des lignes identifiées par les premières valeurs des W index de ligne générées lors de l’étape b), pour déterminer si l’une de ces étiquettes de ligne correspond à l’étiquette de ligne reçue, d) lorsque aucune des étiquettes de ligne comparées lors de l’étape c) ne correspond à l’étiquette de ligne reçue, le déclenchement d’un défaut de cache et la fourniture du mot à partir d’une mémoire de rang supérieur, et lorsque, au contraire, l’une des étiquettes de ligne comparées lors de l’étape c) correspond à l’étiquette de ligne reçue, la lecture ou l’écriture dans la mémoire cache du mot à l’intérieur de la ligne contenant l’étiquette de ligne qui correspond à l’étiquette de ligne reçue, caractérisé en ce que l’unité matérielle de gestion est également configurée pour : - lors de l’étape b), pour chacun des W index de ligne, sélectionner, en fonction de l’adresse d’ensemble reçue lors de l’étape a), d’une première cellule dans une première colonne d’une table d’indirection préenregistrée associée à cet index de ligne et utiliser, en tant que première valeur générée pour cet index de ligne, de la valeur contenue dans cette première cellule, - lors de l’étape d), en réponse au déclenchement d’un défaut de cache, exécuter les opérations suivantes : d1) enregistrer le mot fourni à partir de la mémoire de rang supérieur dans une nouvelle ligne identifiée par une seconde valeur de l’index de ligne qui pointe sur le tableau contenant cette nouvelle ligne, cette seconde valeur étant différente de la première valeur de cet index de ligne générée lors de l’étape b) et étant contenue dans une seconde cellule de la première colonne de la table d’indirection associée à cet index de ligne, cette seconde cellule étant différente de la première cellule, et d2) permuter, dans la première colonne de la table d’indirection associée à l’index de ligne qui pointe sur le tableau contenant la nouvelle ligne, seulement des valeurs contenues dans les première et seconde cellules de sorte qu’après cette permutation la première cellule contient la seconde valeur et la seconde cellule contient la première valeur.